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在关系型数据库中,可以按照锁的粒度把数据库锁分为行级锁(INNODB引擎)、表级锁(MYISAM引擎)和页级锁(BDB引擎 )。
MyISAM和InnoDB存储引擎使用的锁:
1、 MyISAM采用表级锁(table-level locking)。
2、 InnoDB支持行级锁(row-level locking)和表级锁,默认为行级锁
行级锁,表级锁和页级锁对比
行级锁
行级锁是MySQL中锁定粒度最细的一种锁,表示只针对当前操作的行进行加锁。行级锁能大大减少数据库操作的冲突。其加锁粒度最小,但加锁的开销也最大。行级锁分为共享锁 和 排他锁。
特点:
开销大,加锁慢;会出现死锁;锁定粒度最小,发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。
表级锁
表级锁是MySQL中锁定粒度最大的一种锁,表示对当前操作的整张表加锁,它实现简单,资源消耗较少,被大部分MySQL引擎支持。最常使用的MYISAM与INNODB都支持表级锁定。表级锁定分为表共享读锁(共享锁)与表独占写锁(排他锁)
特点:
开销小,加锁快;不会出现死锁;锁定粒度大,发出锁冲突的概率最高,并发度最低。
页级锁
页级锁是MySQL中锁定粒度介于行级锁和表级锁中间的一种锁。表级锁速度快,但冲突多,行级冲突少,但速度慢。所以取了折衷的页级,一次锁定相邻的一组记录。
特点:
开销和加锁时间界于表锁和行锁之间;会出现死锁;锁定粒度界于表锁和行锁之间,并发度一般
可以从几个维度去看这个问题,查询是否够快,效率是否稳定,存储数据多少,以及查找磁盘次数,为什么不是二叉树,为什么不是平衡二叉树,为什么不是B树,而偏偏是B+树呢?
为什么不是一般二叉树?
如果二叉树特殊化为一个链表,相当于全表扫描。平衡二叉树相比于二叉查找树来说,查找效率更稳定,总体的查找速度也更快。
为什么不是平衡二叉树呢?
我们知道,在内存比在磁盘的数据,查询效率快得多。如果树这种数据结构作为索引,那我们每查找一次数据就需要从磁盘中读取一个节点,也就是我们说的一个磁盘块,但是平衡二叉树可是每个节点只存储一个键值和数据的,如果是B树,可以存储更多的节点数据,树的高度也会降低,因此读取磁盘的次数就降下来啦,查询效率就快啦。
那为什么不是B树而是B+树呢?
1)B+树非叶子节点上是不存储数据的,仅存储键值,而B树节点中不仅存储键值,也会存储数据。innodb中页的默认大小是16KB,如果不存储数据,那么就会存储更多的键值,相应的树的阶数(节点的子节点树)就会更大,树就会更矮更胖,如此一来我们查找数据进行磁盘的IO次数有会再次减少,数据查询的效率也会更快。
2)B+树索引的所有数据均存储在叶子节点,而且数据是按照顺序排列的,链表连着的。那么B+树使得范围查找,排序查找,分组查找以及去重查找变得异常简单。
Show status, 一些值得监控的变量值:
1、 Bytes_received和Bytes_sent 和服务器之间来往的流量。
2、 Com_*服务器正在执行的命令。
3、 Created_*在查询执行期限间创建的临时表和文件。
4、 Handler_*存储引擎操作。
5、 Select_*不同类型的联接执行计划。
6、 Sort_*几种排序信息。
Show profiles 是MySql用来分析当前会话SQL语句执行的资源消耗情况
1、 SELECT
2、 FROM
3、 JOIN
4、ON
5、 WHERE
6、 GROUP BY
7、 HAVING
8、 UNION
9、 ORDER BY
10、 LIMIT
MyISAM:
不支持事务,但是每次查询都是原子的;
支持表级锁,即每次操作是对整个表加锁;
存储表的总行数;
一个MYISAM表有三个文件:索引文件、表结构文件、数据文件;
采用菲聚集索引,索引文件的数据域存储指向数据文件的指针。辅索引与主索引基本一致,但是辅索引不用保证唯一性。
InnoDb:
支持ACID的事务,支持事务的四种隔离级别;
支持行级锁及外键约束:因此可以支持写并发;
不存储总行数;
一个InnoDb引擎存储在一个文件空间(共享表空间,表大小不受操作系统控制,一个表可能分布在多个文件里),也有可能为多个(设置为独立表空,表大小受操作系统文件大小限制,一般为2G),受操作系统文件大小的限制;
主键索引采用聚集索引(索引的数据域存储数据文件本身),辅索引的数据域存储主键的值;因此从辅索引查找数据,需要先通过辅索引找到主键值,再访问辅索引;最好使用自增主键,防止插入数据时,为维持B+树结构,文件的大调整。
1、 如果A表TID是自增长,并且是连续的,B表的ID为索引 select * from a,b where a.tid = b.id and a.tid>500000 limit 200;
2、 如果A表的TID不是连续的,那么就需要使用覆盖索引.TID要么是主键,要么是辅助索引,B表ID也需要有索引。 select * from b , (select tid from a limit 50000,200) a where b.id = a .tid;
「主从复制原理,简言之,就三步曲,如下:」
1、 主数据库有个bin-log二进制文件,纪录了所有增删改Sql语句。(binlog线程)
2、 从数据库把主数据库的bin-log文件的sql语句复制过来。(io线程)
3、 从数据库的relay-log重做日志文件中再执行一次这些sql语句。(Sql执行线程)
上图主从复制分了五个步骤进行:
步骤一:主库的更新事件(update、insert、delete)被写到binlog
步骤二:从库发起连接,连接到主库。
步骤三:此时主库创建一个binlog dump thread,把binlog的内容发送到从库。
步骤四:从库启动之后,创建一个I/O线程,读取主库传过来的binlog内容并写入到relay log
步骤五:还会创建一个SQL线程,从relay log里面读取内容,从Exec_Master_Log_Pos位置开始执行读取到的更新事件,将更新内容写入到slave的db
1、 应用程序根据业务逻辑来判断,增删改等写操作命令发给主库,查询命令发给备库。
2、 利用中间件来做代理,负责对数据库的请求识别出读还是写,并分发到不同的数据库中。(如:amoeba,MySQL-proxy)
delete | truncate | drop | |
---|---|---|---|
类型 | DML | DDL | DDL |
回滚 | 可回滚 | 不可回滚 | 不可回滚 |
删除内容 | 表结构还在,删除表的全部或者一部分数据行 | 表结构还在,删除表中的所有数据 | 从数据库中删除表,所有的数据行,索引和权限也会被删除 |
删除速度 | 删除速度慢,逐行删除 | 删除速度快 | 删除速度最快 |
null值会占用更多的字节,并且null有很多坑的。
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