MySQL 23道经典面试吊打面试官

1.说一说三大范式

  • 「第一范式」:数据库中的字段具有「原子性」,不可再分,并且是单一职责

  • 「第二范式」「建立在第一范式的基础上」,第二范式要求数据库表中的每个实例或行必须「可以被惟一地区分」。为实现区分通常需要为表加上一个列,以存储各个实例的惟一标识。这个惟一属性列被称为主键

  • 「第三范式」「建立在第一,第二范式的基础上」,确保每列都和主键列直接相关,而不是间接相关不存在其他表的非主键信息

但是在我们的日常开发当中,「并不是所有的表一定要满足三大范式」,有时候冗余几个字段可以少关联几张表,带来的查询效率的提升有可能是质变的

2.MyISAM 与 InnoDB 的区别是什么?

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    1. 「InnoDB支持事务,MyISAM不支持」

    1. 「InnoDB 支持外键,而 MyISAM 不支持」

    1. 「InnoDB是聚集索引」,使用B+Tree作为索引结构,数据文件是和索引绑在一起的,必须要有主键。「MyISAM是非聚集索引」,也是使用B+Tree作为索引结构,索引和数据文件是分离的,索引保存的是数据文件的指针。主键索引和辅助索引是独立的。

    1. 「InnoDB 不保存表的具体行数」「MyISAM 用一个变量保存了整个表的行数」

  • 5.Innodb 有 「redolog」 日志文件,MyISAM 没有

  • 6.「Innodb存储文件有frm、ibd,而Myisam是frm、MYD、MYI」

    • Innodb:frm是表定义文件,ibd是数据文件

    • Myisam:frm是表定义文件,myd是数据文件,myi是索引文件

    1. 「InnoDB(没有使用索引时会查全表) 支持表、行锁,而 MyISAM 支持表级锁」

  • 8、「InnoDB 必须有唯一索引(主键)」,如果没有指定的话 InnoDB 会自己生成一个隐藏列Row_id来充当默认主键,「MyISAM 可以没有」

3,redolog和binlog

(1)MySQL 分两层: Server (服务器) 层和引擎层。区别如下:

Server (服务器) 层:主要做的是 MySQL 功能层面的事情。 Server (服务器) 层也有自己的日志,称为 binlog(归档日志)

引擎层:负责存储相关的具体事宜。redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志。

(2)redo log 是物理日志,记录的是“在某个数据页上做了什么修改”;binlog 是逻辑日志,记录的是这个语句的原始逻辑,比如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ”。

(3)redo log 是循环写的,空间固定会用完;

(4)binlog 是可以追加写入的。“追加写”是指 binlog 文件写到一定大小后会切换到下一个,并不会覆盖以前的日志。

4什么时候不走索引(sql优化)

  • like这种模糊查询的时候,%在前面不走索引,%在后面走索引

  • 索引列计算的时候不走索引 比如:select * from student where age + 8 = 18

  • 索引引用函数的时候不走索引 比如:select * from student where concat('name','哈') ='王哈哈'

  • 索引用了!=,not,in,or,not in的时候不走索引

  • null列的时候不走索引

  • 数据库的类型转换了不走索引

  • 组合索引的时候必须满足左匹配原则

  • 查询的时候只想取一条数据,那么要用limit 1

5.left join、right join和inner join区别

  • left join和right join是一个外连接 inner join是自连接

  • left join 是查询左表全部,右表相同的数据

  • right join是查询右表全部,左表相同的数据

  • inner join是查询两表共同的数据,取交集

6.数据库索引包括

聚集索引(主键索引):数据库中,所有的行数都是按照主键索引进行排序、非聚集索引:给普通字段加索引、联合索引:好几个字段组成索引

数据库索引结构

主键索引、唯一索引、全文索引、普通索引、组合索引

uuid为什么不做主键

内容较长,是无序的,io查询的次数比较多,一级索引(主键索引)会和二级索引产生关联 除了主键索引以外都是二级索引,uuid可以看做是唯一索引,那么中间会有一个回表的操作除了一级索引不会回表,其他都会回表

1万条订单,有三种状态,那么这个状态适合设为索引吗

不适合,因为重复的数据太多,在建立索引的时候要保证 离散型强的一列(重复的数据少的,单一的)

7.覆盖索引

对于索引的覆盖,就是在查询的时候,不查询全部信息,查询的信息是设置了索引的,在这种情况下就是索引覆盖

例子:

student 表,给name设置 了索引

select * from student where name=‘王甜甜’

这种情况是不会造成索引覆盖的,中途有一个回表的操作 所以说不会造成索引的覆盖

select name from student where name=‘王甜甜’

这种情况是会造成索引的覆盖的。因为name是索引,不需要回表操作的就是索引覆盖

8.什么是回表?

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回表就是先通过数据库索引扫描出该索引树中数据所在的行,取到主键 id,再通过主键 id 取出主键索引数中的数据,即基于非主键索引的查询需要多扫描一棵索引树.

9.什么是事务?其特性是什么?

事务是指是程序中一系列操作必须全部成功完成,有一个失败则全部失败。

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特性

  • 「1.原子性(Atomicity)」:要么全部执行成功,要么全部不执行。

  • 「2.一致性(Consistency)」:事务前后数据的完整性必须保持一致。

  • 「3.隔离性(Isolation)」:隔离性是当多个事务同事触发时,不能被其他事务的操作所干扰,多个并发事务之间要相互隔离。

  • 「4.持久性(Durability)」:事务完成之后的改变是永久的。

10.事务的隔离级别?

  • 1.「读提交」:即能够「读取到那些已经提交」的数据

  • 2.「读未提交」:即能够「读取到没有被提交」的数据

  • 3.「可重复读」:可重复读指的是在一个事务内,最开始读到的数据和事务结束前的「任意时刻读到的同一批数据都是一致的」

  • 4.「可串行化」:最高事务隔离级别,不管多少事务,都是「依次按序一个一个执行」

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  • 「脏读」

    • 脏读指的是「读到了其他事务未提交的数据」,未提交意味着这些数据可能会回滚,也就是可能最终不会存到数据库中,也就是不存在的数据。读到了并一定最终存在的数据,这就是脏读

  • 「不可重复读」

    • 对比可重复读,不可重复读指的是在同一事务内,「不同的时刻读到的同一批数据可能是不一样的」

  • 「幻读」

    • 幻读是针对数据插入(INSERT)操作来说的。假设事务A对某些行的内容作了更改,但是还未提交,此时事务B插入了与事务A更改前的记录相同的记录行,并且在事务A提交之前先提交了,而这时,在事务A中查询,会发现「好像刚刚的更改对于某些数据未起作用」,但其实是事务B刚插入进来的这就叫幻读

11.一条 Sql 语句查询一直慢会是什么原因?

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  • 「1.没有用到索引」

    • 比如函数导致的索引失效,或者本身就没有加索引

  • 「2.表数据量太大」

    • 考虑分库分表吧

  • 「3.优化器选错了索引」

    • 「考虑使用」 force index 强制走索引

12.一条 Sql 语句查询偶尔慢会是什么原因?

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  • 「1. 数据库在刷新脏页」

    • 比如 「redolog 写满了」「内存不够用了」释放内存如果是脏页也需要刷,mysql 「正常空闲状态刷脏页」

  • 「2. 没有拿到锁」

    13.主从复制主要有以下流程:

    1. master服务器将数据的改变记录到binlog中;

    2. slave服务器会在一定时间间隔内对master 的binlog进行检查,如果发生改变,则开始一个 I/O Thread 请求读取 master 中 binlog;

    3. 同时主节点为每个 I/O 线程启动一个dump线程,用于向其发送二进制日志,并保存至从节点本地的中继日志中,从节点将启动 SQL 线程从中继日志中读取二进制日志,在本地重放,使得其数据和主节点的保持一致,最后 I/O Thread和 SQL Thread将进入睡眠状态,等待下一次被唤醒;

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    大白话就是:

    从库会生成两个线程,一个I/O线程,一个SQL线程;

    I/O线程会去请求主库的binlog,并将得到的binlog写到本地的relay-log(中继日志)文件中;

    主库会生成一个dump线程,用来给从库I/O线程传binlog;

    SQL线程,会读取relay log文件中的日志,并解析成sql语句逐一执行;

    主从复制存在数据丢失问题的解决方案:在使用过程中需要开启半同步复制;

    主从复制的使用场景主要有以下两种:HA、读写分离。

    高可用(HA)架构:

    MySQL的高可用由互为主从的MySQL构成,平时只有主库提供服务,备库不提供服务。当主库停止服务时,服务自动切换到备库。

    • MHA管理工具 MHA存在Manager、Node两种节点;Manager节点通过探测Node节点去判断 MySQL运行是否正常,如果发现 Master故障。

    • 就把他的一个Slave提升为Master,然后剩余Slave都挂到新的Master。

    • LVS+Keepalived

      Keepalived可以进行检查心跳和动态漂移;当Master节点出现异常主服务所在keepalived会发出通知,然后slave节点的keepalived通知从节点切换为master。

    读写分离架构:

    高并发下读写分离会出现数据延迟问题。

    解决方案如下:

    • 分库分表;

    • 开启并行复制;

    • 在业务逻辑上避免;

    补充资料:

    (以下MySQL 主从同步的原理的补充资料来自艾小仙)

    1. master提交完事务后,写入binlog。

    2. slave连接到master,获取binlog。

    3. master创建dump线程,推送binglog到slave。

    4. slave启动一个IO线程读取同步过来的master的binlog,记录到relay log中继日志中。

    5. slave再开启一个sql线程读取relay log事件并在slave执行,完成同步。

    6. slave记录自己的binglog。

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    由于mysql默认的复制方式是异步的,主库把日志发送给从库后不关心从库是否已经处理,这样会产生一个问题就是假设主库挂了,从库处理失败了,这时候从库升为主库后,日志就丢失了。由此产生两个概念。

    全同步复制

    主库写入binlog后强制同步日志到从库,所有的从库都执行完成后才返回给客户端,但是很显然这个方式的话性能会受到严重影响。

    半同步复制

    和全同步不同的是,半同步复制的逻辑是这样,从库写入日志成功后返回ACK确认给主库,主库收到至少一个从库的确认就认为写操作完成。

14.主从延迟要怎么解决?

  • 1.MySQL 5.6 版本以后,提供了一种「并行复制」的方式,通过将 SQL 线程转换为多个 work 线程来进行重放

  • 2.「提高机器配置」(王道)

  • 3.在业务初期就选择合适的分库、分表策略,「避免单表单库过大」带来额外的复制压力

  • 4.「避免长事务」

  • 5.「避免让数据库进行各种大量运算」

  • 6.对于一些对延迟很敏感的业务「直接使用主库读」

15.删除表数据后表的大小却没有变动,这是为什么?

在使用 delete 删除数据时,其实对应的数据行并不是真正的删除,是「逻辑删除」,InnoDB 仅仅是将其「标记成可复用的状态」,所以表空间不会变小

16.为什么 VarChar 建议不要超过255?

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当定义varchar长度小于等于255时,长度标识位需要一个字节(utf-8编码)

当大于255时,长度标识位需要两个字节,并且建立的「索引也会失效」

17.Mysql 中有哪些锁?

以下并不全,主要理解下锁的意义即可

  • 基于锁的属性分类:共享锁、排他锁

  • 基于锁的粒度分类:表锁、行锁、记录锁、间隙锁、临键锁

  • 基于锁的状态分类:意向共享锁、意向排它锁、死锁

18.说说你的 Sql 调优思路吧

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  • 1.「表结构优化」

    • 1.1拆分字段

    • 1.2字段类型的选择

    • 1.3字段类型大小的限制

    • 1.4合理的增加冗余字段

    • 1.5新建字段一定要有默认值

  • 2.「索引方面」

    • 2.1索引字段的选择

    • 2.2利用好mysql支持的索引下推,覆盖索引等功能

    • 2.3唯一索引和普通索引的选择

  • 3.「查询语句方面」

    • 3.1避免索引失效

    • 3.2合理的书写where条件字段顺序

    • 3.3小表驱动大表

    • 3.4可以使用force index()防止优化器选错索引

  • 4.「分库分表」

19.什么是索引?

相信大家小时候学习汉字的时候都会查字典,想想你查字典的步骤,我们是通过汉字的首字母 a~z 一个一个在字典目录中查找,最终找到该字的页数。想想,如果没有目录会怎么样,最差的结果是你有可能翻到字典的最后一页才找到你想要找的字。

索引就「相当于我们字典中的目录」,可以极大的提高我们在数据库的查询效率。

20.说说创建索引的优势,负面影响和原则

1.索引的优势,检索速度快

2.缺点创建索引和维护索引需要耗费时间占空间:索引需要占用物理空间

3,创建索引的原则,在最频繁操作的字段进行创建索引,比如id

4什么情况下不适合创建索引:对于一个字段的值重复比较多的时候,

21.为什么采用 B+ 树,而不是 B-树

B+ 树只在叶子结点储存数据,非叶子结点不存具体数据,只存 key,查询更稳定,增大了广度,而一个节点就是磁盘一个内存页,内存页大小固定,那么相比 B 树,B- 树这些「可以存更多的索引结点」,宽度更大,树高矮,节点小,拉取一次数据的磁盘 IO 次数少,并且 B+ 树只需要去遍历叶子节点就可以实现整棵树的遍历。而且在数据库中基于范围的查询是非常频繁的,效率更高。

22.说下 MySQL 中的 MVCC 机制?

#每天一道面试题# 50

#悟空拧螺丝# 2021-09-03

引入undo日志、roll_pointer、trx_id三个概念:

undo日志:事务回滚时恢复数据到未变更状态,每次执行增、删、改操作时都会记录变更前的原始数据到undo日志;

roll_pointer属性:表记录的隐藏字段;

trx_id属性:表记录隐藏字段表示事务ID;

设想一个场景数据库,两个不同用户分别读取和修改同一条数据,为了保证数据的正确性;数据库需要引入读锁、写锁,在读数据加读锁禁止写操作,写数据加写锁禁止读操作,这么做会影响数据性能;

MVCC:引入版本链机制解决读写并发访问问题,由于每次对数据进行增、删、改操作都会备份数据到undo中,因此如果某个记录被多次修改会存在多个版本数据,这些版本信息之间通过roll_pointer属性连成一个链表;在RR级别下,数据记录具有可重复读特性,即在同一个事务执行的过程中对某条数据执行查询(快照读)操作,然后间隔几秒钟继续查询(快照读)数据记录不会发生变化,哪怕在间隔的几秒钟有其它事务对该记录进行了修改操作。

MySQL 中有四种隔离级别,Read Repeatable (RR)级别可以防止脏读、不可重复读、幻读问题。Read Committed (RC)级别解决了脏读问题。

那它是怎么做到的呢?就是利用了 MVCC 多版本控制机制。而且可以实现 读-写,写-读不冲突。

本解答尽量通俗易懂:

多版本

就是有多个某行记录更新后的版本,然后将这些版本从上到下串起来。有点像串糖葫芦,这个就是版本链。

比如说银行转账记录,将多次对账户的修改都串起来了。记录里面有是哪个事务做的转账记录,最后值等于多少。

(1)账户 A = 初始值 200元,事务 id = 40 ->

(2)账户 A = 初始值 200元 + 100 元 = 300 元,事务 id = 51 ->

(3)账户 A = 300 元 + 50 元 = 350 元,事务 id = 59 ->

(4)账户 A = 350 元 - 30 元 = 320 元,事务 id = 72

在 MySQL 就是利用 undo log 日志将这些串起来的。

如下图所示,undolog 的版本串起来长这样:

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控制

用自身的事务 id 和其他地方存的事务 id 进行比较,看是否符合读取版本链上的条件,如果符合,读取后就返回了。 怎么控制的呢?利用 ReadView。ReadView 其实也不难理解,就是对当前活跃事务的一个统计。然后 MySQL 利用这个数据统计 + 版本链上的事务 id 来进行比较,获得某个可读到的版本。

ReadView

保证你只能读到事务开启之前,别的事务提交的值,或者自己提交的值。其他情况下无法读取到其他事务提交的值,避免了脏读。

ReadView 生成时机?

每个事务执行查询时都会生成自己事务的 ReadView。 RC 级别是每次查询都会重新生成一份,RR 级别是事务中的 ReadView 都不变。

ReadView 里面有四个重要的属性:

m_ids 事务列表:有哪些事务在MySQL里执行还没提交的; min_trx_id 最小事务 id:m_ids 列表中最小的值 ; max_trx_id 最大事务 id:下一个要生成的事务id,就是最大事务id; creator_trx_id:当前事务的 id。

这四个属性怎么用的呢?

比如说事务 A 用来查询,事务 B 用来更新,它俩都开启了事务,也都还没有提交,对应的事务 id 分别为 51 和 59,那么 ReadView 就长这样:

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活跃事务列表就是 [51,59]。不是一个区间,只有两个值 51 和 59。另外图中的 B 事务 id 应该改为 59。

最小事务 id = 51。

最大事务 id = 59+1 = 60。

当前事务 id = 51。

事务 A 首先拿着这几个属性值,到版本链上一个一个比较版本上的事务 id,符合条件就返回。比较又分三种情况:

  • 1、如果版本上的事务 id < 最小值 51,说明这个行记录在这些活跃的事务创建前就已经提交了,这个行记录的版本对于当前事务 A 是可见的,就返回了。

  • 2、如果版本上的事务 id >= 最大值 60,则说明提交的事务是 ReadView 生成之后创建的,这个版本也是不可读的,就接着往下找。

  • 3、如果版本上的事务 id 在在最小和最大值之间,就进行下一步判断:

    • 3.1、如果版本上的事务 id 在这个列表 [51,59] 里面,这个列表其实就两个值,51 和 59,只要等于 51 或者 59,就说明不在列表中。说明提交的事务是和 A 事务差不多时间开启的事务,被 ReadView 记录在列表里面了。这种事务提交的版本也是不可读的,就接着往下找。(避免了脏读)

    • 3.2、如果不在这个列表 [51,59] 里面(不等于 51 和 59),说明事务已提交了,是可以读取的,读到了就返回。

RC 的读已提交怎么做到的?

我们说 RC 隔离级别下,事务 A 下次查询时,就可以读到其他事务提交的数据了(读已提交),但是根据上面的3.1 的情况来看,事务 A 是读取不到事务 B 提交的呀?

这就需要在 A 查询时重新生成一个 ReadView 了,来看下重新生成的长啥样:

活跃事务列表就是 [51]。

最小事务 id = 51。

最大事务 id = 60。注意:这是 MySQL 下一个要生成的事务 id,不是指活跃事务中的最大事务 id。

当前事务 id = 51。

看到了吗?

事务 B 的 事务 id 59 不在活跃事务列表啦!但是又是小于最大事务 id 60 的。这就符合 3.2 的情况啦,可以读到这个版本了。

那下次 事务 A 再次查询时,又会生成一个 ReadView,可以读到其他事务提交的数据,这个数据和上次的数据很有可能不一样,也就是说不能保证每次读到的数据一样的,这就是不可重复读。 RR 的可重复读怎么做到的?

它和 RC 不同的地方在于,事务 A 查询时,是不会重新生成 ReadView 的,也就是说 B 提交的事务读取不到的,那就顺着版本链继续找呗。找着找着就只能读事务 A 自己提交的,或者事务开启之前,其他事务提交的,那么事务 A 每次查询都是读到一样的数据啦,但是读取的都不是最新的数据,这就是可重复读,避免了读取数据不一致的情况。

注意:不管其他事务怎么修改数据,事务 A 生成的 ReadView 是不会改变的,基于这个 ReadView 看到的值都是一样的!

RR 的幻读是怎么避免的?

比如 A 执行范围查询:select * from table where age > 10,查到了一条数据 X。然后事务 C 72 插入了一条数据,事务 A 再次查询时,可以查到两条数据 X 和 Y。但是 Y 的版本链上事务 id 等于 72,大于最大事务 id 60,说明是事务 A 发起查询后,当然是不可读到的了,所以事务 A 还是只能读到数据 X。

小结

通过版本链 + ReadView 做到了这些事情: 避免了 RR 隔离级别下的脏读、不可重复度、幻读问题。 避免了 RC 隔离级别下的脏读问题,实现了读取已提交数据的功能。

23.生成唯一ID的雪花算法

snowflake(雪花算法):Twitter 开源的分布式 id 生成算法,64 位的 long 型的 id,分为 4 部分:

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  • 1 bit:不用,统一为 0

  • 41 bits:毫秒时间戳,可以表示 69 年的时间。

  • 10 bits:5 bits 代表机房 id,5 个 bits 代表机器 id。最多代表 32 个机房,每个机房最多代表 32 台机器。

  • 12 bits:同一毫秒内的 id,最多 4096 个不同 id,自增模式

优点:

  • 毫秒数在高位,自增序列在低位,整个ID都是趋势递增的。

  • 不依赖数据库等第三方系统,以服务的方式部署,稳定性更高,生成ID的性能也是非常高的。

  • 可以根据自身业务特性分配bit位,非常灵活。

缺点:

  • 强依赖机器时钟,如果机器上时钟回拨(可以搜索 2017 年闰秒 7:59:60),会导致发号重复或者服务会处于不可用状态。

部分内容是通过借鉴的03.MySQL 面试突击 (passjava.cn)http://www.passjava.cn/#/88.Interview/03.Database/MySQL1?id=%E4%BA%8C%E5%8D%81%E3%80%81%E8%AF%B4%E4%B8%8B-mysql-%E7%9A%84%E5%A4%96%E9%83%A8-xa-%E4%BA%8B%E5%8A%A1%EF%BC%9F

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