參考：https://juejin.im/post/5a9ca0d6518825555c1d1acd#heading-10
目錄
1. MySQL的語句執行順序
MySQL的語句一共分爲11步，如下圖所標註的那樣，最先執行的總是FROM操作，最後執行的是LIMIT操作。其中每一個操作都會產生一張虛擬的表，這個虛擬的表作爲一個處理的輸入，只是這些虛擬的表對用戶來說是透明的，但是隻有最後一個虛擬的表纔會被作爲結果返回。如果沒有在語句中指定某一個子句，那麼將會跳過相應的步驟。
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FORM: 對FROM的左邊的表和右邊的表計算笛卡爾積。產生虛表VT1
- ON: 對虛表VT1進行ON篩選，只有那些符合<join-condition>的行纔會被記錄在虛表VT2中。
- JOIN： 如果指定了OUTER JOIN（比如left join、 right join），那麼保留表中未匹配的行就會作爲外部行添加到虛擬表VT2中，產生虛擬表VT3, rug from子句中包含兩個以上的表的話，那麼就會對上一個join連接產生的結果VT3和下一個表重複執行步驟1~3這三個步驟，一直到處理完所有的表爲止。
- WHERE： 對虛擬表VT3進行WHERE條件過濾。只有符合<where-condition>的記錄纔會被插入到虛擬表VT4中。
- GROUP BY: 根據group by子句中的列，對VT4中的記錄進行分組操作，產生VT5.
- CUBE | ROLLUP: 對錶VT5進行cube或者rollup操作，產生表VT6.
- HAVING： 對虛擬表VT6應用having過濾，只有符合<having-condition>的記錄纔會被 插入到虛擬表VT7中。
- SELECT： 執行select操作，選擇指定的列，插入到虛擬表VT8中。
- DISTINCT： 對VT8中的記錄進行去重。產生虛擬表VT9.
- ORDER BY: 將虛擬表VT9中的記錄按照<order_by_list>進行排序操作，產生虛擬表VT10.
- LIMIT：取出指定行的記錄，產生虛擬表VT11, 並將結果返回。
轉自：https://www.cnblogs.com/rollenholt/p/3776923.html
2. 數據庫的樂觀鎖和悲觀鎖是什麼？
數據的鎖定分爲兩種，第一種叫作悲觀鎖，第二種叫作樂觀鎖。
- 悲觀鎖：在多個事務同時存取數據庫中同一數據時，對數據的衝突採取一種悲觀的態度，也就是說假設數據肯定會衝突，所以在數據開始讀取的時候就把數據鎖定住。【數據鎖定：數據將暫時不會得到修改】
- 樂觀鎖：認爲數據一般情況下不會造成衝突，所以在數據進行提交更新的時候，纔會正式對數據的衝突與否進行檢測，如果發現衝突了，則讓用戶返回錯誤的信息。讓用戶決定如何去做。
實現：
一、悲觀鎖
1、排它鎖，當事務在操作數據時把這部分數據進行鎖定，直到操作完畢後再解鎖，其他事務操作纔可操作該部分數據。這將防止其他進程讀取或修改表中的數據。
2、實現：大多數情況下依靠數據庫的鎖機制實現
一般使用 select ...for update 對所選擇的數據進行加鎖處理，例如select * from account where name=”Max” for update， 這條sql 語句鎖定了account 表中所有符合檢索條件（name=”Max”）的記錄。本次事務提交之前（事務提交時會釋放事務過程中的鎖），外界無法修改這些記錄。
二、樂觀鎖
1、如果有人在你之前更新了，你的更新應當是被拒絕的，可以讓用戶重新操作。
2、實現：使用version版本或者時間戳
具體可通過給表加一個版本號或時間戳字段實現，當讀取數據時，將version字段的值一同讀出，數據每更新一次，對此version值加一。當我們提交更新的時候，判斷當前版本信息與第一次取出來的版本值大小，如果數據庫表當前版本號與第一次取出來的version值相等，則予以更新，否則認爲是過期數據，拒絕更新，讓用戶重新操作。
3. SQL 約束有哪幾種？（列屬性-列約束）
- PRIMARY KEY: 能唯一標識記錄的字段，可以作爲主鍵，在一個表只允許出現一個。
- UNIQUE: 控件字段內容不能重複，一個表允許有多個 Unique 約束。
- NULL：null不是數據類型，是列的一個屬性。表示當前列是否可以爲null，表示什麼都沒有。
- null, 允許爲空。默認。
- not null, 不允許爲空。
- DEFAULT：默認值屬性
- AUTO_INCREMENT：自動增長約束
- COMMENT：註釋
- FOREIGN KEY: 用於預防破壞表之間連接的動作，也能防止非法數據插入外鍵列，因爲它必須是它指向的那個表中的值之一。
4. 數據庫鎖
- 表鎖
- 開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定力度大，發生鎖衝突概率高，併發度最低
- 行鎖
- 開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度小，發生鎖衝突的概率低，併發度高
不同的存儲引擎支持的鎖粒度是不一樣的：
- InnoDB：行鎖和表鎖都支持！
InnoDB只有通過索引條件檢索數據才使用行級鎖，否則，InnoDB將使用表鎖
也就是說，InnoDB的行鎖是基於索引的！
- MyISAM：只支持表鎖！
表鎖
表鎖下又分爲兩種模式：
- 表讀鎖（Table Read Lock）
- 表寫鎖（Table Write Lock）
在表讀鎖和表寫鎖的環境下：讀讀不阻塞，讀寫阻塞，寫寫阻塞！
- 讀讀不阻塞：當前用戶在讀數據，其他的用戶也在讀數據，不會加鎖
- 讀寫阻塞：當前用戶在讀數據，其他的用戶不能修改當前用戶讀的數據，會加鎖！
- 寫寫阻塞：當前用戶在修改數據，其他的用戶不能修改當前用戶正在修改的數據，會加鎖！
行鎖：
我們使用Mysql一般是使用InnoDB存儲引擎的。InnoDB和MyISAM有兩個本質的區別：
- InnoDB支持行鎖
- InnoDB支持事務
從上面也說了：我們是很少手動加表鎖的。表鎖對我們程序員來說幾乎是透明的，即使InnoDB不走索引，加的表鎖也是自動的！
InnoDB實現了以下兩種類型的行鎖。
- 共享鎖（S鎖）：允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同數據集的排他鎖。
- 也叫做讀鎖：讀鎖是共享的，多個客戶可以同時讀取同一個資源，但不允許其他客戶修改。
- 排他鎖（X鎖)：允許獲得排他鎖的事務更新數據，阻止其他事務取得相同數據集的共享讀鎖和排他寫鎖。
- 也叫做寫鎖：寫鎖是排他的，寫鎖會阻塞其他的寫鎖和讀鎖。
爲了允許行鎖和表鎖共存，實現多粒度鎖機制，InnoDB還有兩種內部使用的意向鎖（Intention Locks），這兩種意向鎖都是表鎖：
- 意向共享鎖（IS）：事務打算給數據行加行共享鎖，事務在給一個數據行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
- 意向排他鎖（IX）：事務打算給數據行加行排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。
- 意向鎖也是數據庫隱式幫我們做了，不需要程序員操心！
5. Mysql存儲引擎
常用的存儲引擎有以下：
- Innodb引擎，Innodb引擎提供了對數據庫ACID事務的支持。並且還提供了行級鎖和外鍵的約束。它的設計的目標就是處理大數據容量的數據庫系統。
- MyIASM引擎(原本Mysql的默認引擎),不提供事務的支持，也不支持行級鎖和外鍵。
同一個數據庫也可以使用多種存儲引擎的表。如果一個表修改要求比較高的事務處理，可以選擇InnoDB。這個數據庫中可以將查詢要求比較高的表選擇MyISAM存儲。如果該數據庫需要一個用於查詢的臨時表，可以選擇MEMORY存儲引擎。
6. 最左匹配原則
1.簡單說下什麼是最左匹配原則
顧名思義：最左優先，以最左邊的爲起點任何連續的索引都能匹配上。同時遇到範圍查詢(>、<、between、like)就會停止匹配（不實用索引）。
例如：b = 2 如果建立(a,b)順序的索引，是匹配不到(a,b)索引的；但是如果查詢條件是a = 1 and b = 2或者a=1(又或者是b = 2 and b = 1)就可以，因爲優化器會自動調整a,b的順序。再比如a = 1 and b = 2 and c > 3 and d = 4 如果建立(a,b,c,d)順序的索引，d是用不到索引的，因爲c字段是一個範圍查詢，它之後的字段會停止匹配。
2.最左匹配原則的原理
最左匹配原則都是針對聯合索引來說的，所以我們有必要了解一下聯合索引的原理。瞭解了聯合索引，那麼爲什麼會有最左匹配原則這種說法也就理解了。
我們都知道索引的底層是一顆B+樹，那麼聯合索引當然還是一顆B+樹，只不過聯合索引的健值數量不是一個，而是多個。構建一顆B+樹只能根據一個值來構建，因此數據庫依據聯合索引最左的字段來構建B+樹。
例子：假如創建一個（a,b)的聯合索引，那麼它的索引樹是這樣的
可以看到a的值是有順序的，1，1，2，2，3，3，而b的值是沒有順序的1，2，1，4，1，2。所以b = 2這種查詢條件沒有辦法利用索引，因爲聯合索引首先是按a排序的，b是無序的。
同時我們還可以發現在a值相等的情況下，b值又是按順序排列的，但是這種順序是相對的。所以最左匹配原則遇上範圍查詢就會停止，剩下的字段都無法使用索引。例如a = 1 and b = 2 a,b字段都可以使用索引，因爲在a值確定的情況下b是相對有序的，而a>1and b=2，a字段可以匹配上索引，但b值不可以，因爲a的值是一個範圍，在這個範圍中b是無序的。
7. Mysql實現full join
oracle裏面有full join,但是在mysql中沒有full join。我們可以使用union來達到目的。
mysql> select * from t1 left join t2 on t1.id = t2.id
-> union
-> select * from t1 right join t2 on t1.id = t2.id;
