事务级别
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SQL标准定义了4类隔离级别，包括了一些具体规则，用来限定事务内外的哪些改变是可见的，哪些是不可见的。低级别的隔离级一般支持更高的并发处理，并拥有更低的系统开销。
Read Uncommitted（读取未提交内容）
在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少。读取未提交的数据，也被称之为脏读（Dirty Read）。
Read Committed（读取提交内容）
这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这种隔离级别 也支持所谓的不可重复读（Nonrepeatable Read），因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit，所以同一select可能返回不同结果。
Repeatable Read（可重读）
这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读 （Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题。
Serializable（可串行化）
这是最高的隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。
这四种隔离级别采取不同的锁类型来实现，若读取的是同一个数据的话，就容易发生问题。例如：
脏读(Drity Read)：某个事务已更新一份数据，另一个事务在此时读取了同一份数据，由于某些原因，前一个RollBack了操作，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。
不可重复读(Non-repeatable read):在一个事务的两次查询之中数据不一致，这可能是两次查询过程中间插入了一个事务更新的原有的数据。
幻读(Phantom Read):在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例如有一个事务查询了几列(Row)数据，而另一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据是它先前所没有的。
在MySQL中，实现了这四种隔离级别，分别有可能产生问题如下所示：
索引无效：
索引并不是时时都会生效的，比如以下几种情况，将导致索引失效：
1.如果条件中有or，即使其中有条件带索引也不会使用(这也是为什么尽量少用or的原因)
注意：要想使用or，又想让索引生效，只能将or条件中的每个列都加上索引
2.对于多列索引，不是使用的第一部分，则不会使用索引
3.like查询是以%开头
4.如果列类型是字符串，那一定要在条件中将数据使用引号引用起来,否则不使用索引
5.如果mysql估计使用全表扫描要比使用索引快,则不使用索引
此外，查看索引的使用情况
show status like ‘Handler_read%';
大家可以注意：
handler_read_key:这个值越高越好，越高表示使用索引查询到的次数
handler_read_rnd_next:这个值越高，说明查询低效
索引失效的情形总结如下：
请求表上的数据行超出表总记录数30%，变成全表扫描
谓词上的索引列上存在NULL值
谓词上的索引列条件使用函数
谓词上的索引列条件进行了相关运算
谓词上的索引列条件上使用了<>，NOT IN操作符
复合索引中，第一个索引列使用范围查询--只能用到部份或无法使用索引
复合索引中，第一个查询条件不是最左索引列
模糊查询条件列最左以通配符%开始
内存表（HEAP表）使用HASH索引时，使用范围检索或者ORDER BY
表关联字段类型不一样（包括某些长度不一样，但像varchar(10)与char(10)则可以，MYSQL经过内部优化处理）
索引类型（按用途非严格划分）
普通索引，这是最基本的索引，无任何限制
唯一索引，与普通索引类似，索引列值必须唯一，允许NULL值
全文索引，基于词干方式创建索引，多用于BLOB数据类型
单列索引，仅基于一列创建的索引
多列索引，基于多列创建的索引，列顺序非常重要
空间索引，用作地理数据存储
主键索引，是一种特殊的唯一索引，不允许有NULL值，通常在建表时创建。
索引的优缺点
索引的优点
大大减少了服务器需要扫描的数据量
可以帮助服务器避免排序或减少使用临时表排序
索引可以随机I/O变为顺序I/O
索引的缺点
需要占用磁盘空间，因此冗余低效的索引将占用大量的磁盘空间
降低DML性能，对于数据的任意增删改都需要调整对应的索引，甚至出现索引分裂
索引会产生相应的碎片，产生维护开销
复合索引：
联合索引又叫复合索引。对于复合索引：Mysql从左到右的使用索引中的字段，一个查询可以只使用索引中的一部份，但只能是最左侧部分。例如索引是key index （a,b,c）。 可以支持a | a,b| a,b,c 3种组合进行查找，但不支持 b,c进行查找 .当最左侧字段是常量引用时，索引就十分有效。
两个或更多个列上的索引被称作复合索引。
利用索引中的附加列，您可以缩小搜索的范围，但使用一个具有两列的索引 不同于使用两个单独的索引。复合索引的结构与电话簿类似，人名由姓和名构成，电话簿首先按姓氏对进行排序，然后按名字对有相同姓氏的人进行排序。如果您知 道姓，电话簿将非常有用；如果您知道姓和名，电话簿则更为有用，但如果您只知道名不姓，电话簿将没有用处。
所以说创建复合索引时，应该仔细考虑列的顺序。对索引中的所有列执行搜索或仅对前几列执行搜索时，复合索引非常有用；仅对后面的任意列执行搜索时，复合索引则没有用处。
如：建立 姓名、年龄、性别的复合索引。
create table test（
a int,
b int,
c int,
KEY a（a,b,c）
）；
优： select * from test where a=10 and b>50
差： select * from test where a50
优： select * from test order by a
差： select * from test order by b
差： select * from test order by c
优： select * from test where a=10 order by a
优： select * from test where a=10 order by b
差： select * from test where a=10 order by c
优： select * from test where a>10 order by a
差： select * from test where a>10 order by b
差： select * from test where a>10 order by c
优： select * from test where a=10 and b=10 order by a
优： select * from test where a=10 and b=10 order by b
优： select * from test where a=10 and b=10 order by c
优： select * from test where a=10 and b=10 order by a
优： select * from test where a=10 and b>10 order by b
差： select * from test where a=10 and b>10 order by c
索引原则
1.索引越少越好
原因：主要在修改数据时，第个索引都要进行更新，降低写速度。
2.最窄的字段放在键的左边
3.避免file sort排序，临时表和表扫描。
B 树，索引
B-Tree是一种多路搜索树（并不是二叉的）：
1.定义任意非叶子结点最多只有M个儿子；且M>2；
2.根结点的儿子数为[2, M]；
3.除根结点以外的非叶子结点的儿子数为[M/2, M]；
4.每个结点存放至少M/2-1（取上整）和至多M-1个关键字；（至少2个关键字）
5.非叶子结点的关键字个数=指向儿子的指针个数-1；
6.非叶子结点的关键字：K[1], K[2], …, K[M-1]；且K[i] < K[i+1]；
7.非叶子结点的指针：P[1], P[2], …, P[M]；其中P[1]指向关键字小于K[1]的子树，P[M]指向关键字大于K[M-1]的子树，其它P[i]指向关键字属于(K[i-1], K[i])的子树；
8.所有叶子结点位于同一层；
如：（M=3）
B-树的特性：
1.关键字集合分布在整颗树中；
2.任何一个关键字出现且只出现在一个结点中；
3.搜索有可能在非叶子结点结束；
4.其搜索性能等价于在关键字全集内做一次二分查找；
5.自动层次控制；
B-树的搜索，从根结点开始，对结点内的关键字（有序）序列进行二分查找，如果命中则结束，否则进入查询关键字所属范围的儿子结点；重复，直到所对应的儿子指针为空，或已经是叶子结点；
B+树是B-树的变体，也是一种多路搜索树：
1.其定义基本与B-树同，除了：
2.非叶子结点的子树指针与关键字个数相同；
3.非叶子结点的子树指针P[i]，指向关键字值属于[K[i], K[i+1])的子树（B-树是开区间）；
5.为所有叶子结点增加一个链指针；
6.所有关键字都在叶子结点出现；
如：（M=3）
B+的搜索与B-树也基本相同，区别是B+树只有达到叶子结点才命中（B-树可以在非叶子结点命中），其性能也等价于在关键字全集做一次二分查找；
B+的特性：
1.所有关键字都出现在叶子结点的链表中（稠密索引），且链表中的关键字恰好是有序的；
2.不可能在非叶子结点命中；
3.非叶子结点相当于是叶子结点的索引（稀疏索引），叶子结点相当于是存储（关键字）数据的数据层；
4.更适合文件索引系统；
MySQL中普遍使用B+Tree做索引，但在实现上又根据聚簇索引和非聚簇索引而不同。
所谓聚簇索引，就是指主索引文件和数据文件为同一份文件，聚簇索引主要用在Innodb存储引擎中。在该索引实现方式中B+Tree的叶子节点上的data就是数据本身，key为主键，如果是一般索引的话，data便会指向对应的主索引，如下图所示：
在B+Tree的每个叶子节点增加一个指向相邻叶子节点的指针，就形成了带有顺序访问指针的B+Tree。做这个优化的目的是为了提高区间访问的性能，例如图4中如果要查询key为从18到49的所有数据记录，当找到18后，只需顺着节点和指针顺序遍历就可以一次性访问到所有数据节点，极大提到了区间查询效率。
非聚簇索引就是指B+Tree的叶子节点上的data，并不是数据本身，而是数据存放的地址。主索引和辅助索引没啥区别，只是主索引中的key一定得是唯一的。主要用在MyISAM存储引擎中，如下图：
非聚簇索引比聚簇索引多了一次读取数据的IO操作，所以查找性能上会差。
MyisAM支持全文索引（FULLTEXT）、压缩索引，InnoDB不支持；
InnoDB支持事务，MyisAM不支持；
MyisAM顺序储存数据，索引叶子节点保存对应数据行地址，辅助索引很主键索引相差无几；InnoDB主键节点同时保存数据行，其他辅助索引保存的是主键索引的值；
MyisAM键值分离，索引载入内存（key_buffer_size），数据缓存依赖操作系统；InnoDB键值一起保存，索引与数据一起载入InnoDB缓冲池；MyisAM主键（唯一）索引按升序来存储存储，InnoDB则不一定
MyisAM索引的基数值（Cardinality，show index 命令可以看见）是精确的，InnoDB则是估计值。这里涉及到信息统计的知识，MyisAM统计信息是保存磁盘中，在alter表或Analyze table操作更新此信息，而InnoDB则是在表第一次打开的时候估计值保存在缓存区内；
MyisAM处理字符串索引时用增量保存的方式，如第一个索引是‘preform’，第二个是‘preformence’，则第二个保存是‘7，ance’，这个明显的好处是缩短索引，但是缺陷就是不支持倒序提取索引，必须顺序遍历获取索引
一般来说，索引本身也很大，不可能全部存储在内存中，因此索引往往以索引文件的形式存储的磁盘上。这样的话，索引查找过程中就要产生磁盘I/O消耗，相对于内存存取，I/O存取的消耗要高几个数量级，所以评价一个数据结构作为索引的优劣最重要的指标就是在查找过程中磁盘I/O操作次数的渐进复杂度。换句话说，索引的结构组织要尽量减少查找过程中磁盘I/O的存取次数。
简单点说说内存读取，内存是由一系列的存储单元组成的，每个存储单元存储固定大小的数据，且有一个唯一地址。当需要读内存时，将地址信号放到地址总线上传给内存，内存解析信号并定位到存储单元，然后把该存储单元上的数据放到数据总线上，回传。
写内存时，系统将要写入的数据和单元地址分别放到数据总线和地址总线上，内存读取两个总线的内容，做相应的写操作。
内存存取效率，跟次数有关，先读取A数据还是后读取A数据不会影响存取效率。而磁盘存取就不一样了，磁盘I/O涉及机械操作。磁盘是由大小相同且同轴的圆形盘片组成，磁盘可以转动(各个磁盘须同时转动)。磁盘的一侧有磁头支架，磁头支架固定了一组磁头，每个磁头负责存取一个磁盘的内容。磁头不动，磁盘转动，但磁臂可以前后动，用于读取不同磁道上的数据。磁道就是以盘片为中心划分出来的一系列同心环(如图标红那圈)。磁道又划分为一个个小段，叫扇区，是磁盘的最小存储单元。
磁盘读取时，系统将数据逻辑地址传给磁盘，磁盘的控制电路会解析出物理地址，即哪个磁道哪个扇区。于是磁头需要前后移动到对应的磁道，消耗的时间叫寻道时间，然后磁盘旋转将对应的扇区转到磁头下，消耗的时间叫旋转时间。所以，适当的操作顺序和数据存放可以减少寻道时间和旋转时间。
为了尽量减少I/O操作，磁盘读取每次都会预读，大小通常为页的整数倍。即使只需要读取一个字节，磁盘也会读取一页的数据(通常为4K)放入内存，内存与磁盘以页为单位交换数据。因为局部性原理认为，通常一个数据被用到，其附近的数据也会立马被用到。
B-Tree：如果一次检索需要访问4个节点，数据库系统设计者利用磁盘预读原理，把节点的大小设计为一个页，那读取一个节点只需要一次I/O操作，完成这次检索操作，最多需要3次I/O(根节点常驻内存)。数据记录越小，每个节点存放的数据就越多，树的高度也就越小，I/O操作就少了，检索效率也就上去了。
B+Tree：非叶子节点只存key，大大滴减少了非叶子节点的大小，那么每个节点就可以存放更多的记录，树更矮了，I/O操作更少了。所以B+Tree拥有更好的性能
InnoDB与Myisam
二者之间有六大区别：
| MyISAM | InnoDB | |
构成上的区别： | 每个MyISAM在磁盘上存储成三个文件。第一个 文件的名字以表的名字开始，扩展名指出文件类型。 .frm文件存储表定义。 数据文件的扩 展名为.MYD (MYData)。 索引文件的扩 展名是.MYI (MYIndex)。 | 基于磁盘的资源是InnoDB表空间数据文件和它的日志文件，InnoDB 表的 大小只受限于操作系统文件的大小，一般为 2GB |
事务处理上方面: | MyISAM类型的表强调的是性能，其执行数 度比InnoDB类型更快，但是不提供事务支持 | InnoDB提供事务支持事务，外部键等高级 数据库功能 |
SELECT UPDATE INSERT Delete | 如果执行大量的SELECT，MyISAM是更好的选择 | 1.如果你的数据执行大量的INSERT或UPDATE，出于性能方面的考虑，应该使用InnoDB表 2.DELETE FROM table时，InnoDB不会重新建立表，而是一行一行的 删除。 3.LOAD TABLE FROM MASTER操作对InnoDB是不起作用的，解决方法是首先把InnoDB表改成MyISAM表，导入数据后再改成InnoDB表，但是对于使用的额外的InnoDB特性（例如外键）的表不适用 |
对AUTO_INCREMENT的 操作
| 每表一个AUTO_INCREMEN列的内部处理。 MyISAM为INSERT和UPDATE操 作自动更新这一列。这使得AUTO_INCREMENT列更快（至少10%）。在序列顶的值被删除之后就不 能再利用。(当AUTO_INCREMENT列被定义为多列索引的最后一列， 可以出现重使用从序列顶部删除的值的情况）。 AUTO_INCREMENT值可用ALTER TABLE或myisamch来重置 对于AUTO_INCREMENT类型的字段，InnoDB中必须包含只有该字段的索引，但 是在MyISAM表中，可以和其他字段一起建立联 合索引 更好和更快的auto_increment处理 | 如果你为一个表指定AUTO_INCREMENT列，在数据词典里的InnoDB表句柄包含一个名为自动增长计数 器的计数器，它被用在为该列赋新值。
自动增长计数 器仅被存储在主内存中，而不是存在磁盘上 关于该计算器 的算法实现，请参考 AUTO_INCREMENT列 在InnoDB里 如何工作 |
表的具体行数 | select count(*) from table,MyISAM只要简单的读出保存好的行数，注意的是，当count(*)语句包含 where条件时，两种表的操作是一样的 | InnoDB 中不 保存表的具体行数，也就是说，执行select count(*) from table时，InnoDB要扫描一遍整个表来计算有多少行 |
锁 | 表锁 | 提供行锁(locking on row level)，提供与 Oracle 类型一致的不加锁读取(non-locking read in SELECTs)，另外，InnoDB表的行锁也不是绝对的，如果在执 行一个SQL语句时MySQL不能确定要扫描的范围，InnoDB表同样会锁全表，例如update table set num=1 where name like “%aaa%” |
MySQL有多种存储引擎，每种存储引擎有各自的优缺点，可以择优选择使用：MyISAM、InnoDB、MERGE、MEMORY(HEAP)、BDB(BerkeleyDB)、EXAMPLE、FEDERATED、ARCHIVE、CSV、BLACKHOLE。
虽然MySQL里的存储引擎不只是MyISAM与InnoDB这两个，但常用的就是它俩了。可能有站长并未注意过MySQL的存储引擎，其实存储引擎也是数据库设计里的一大重要点，那么博客系统应该使用哪种存储引擎呢？
下面我们分别来看两种存储引擎的区别。
一、InnoDB支持事务，MyISAM不支持，这一点是非常之重要。事务是一种高级的处理方式，如在一些列增删改中只要哪个出错还可以回滚还原，而MyISAM就不可以了。
二、MyISAM适合查询以及插入为主的应用，InnoDB适合频繁修改以及涉及到安全性较高的应用
三、InnoDB支持外键，MyISAM不支持
四、从MySQL5.5.5以后，InnoDB是默认引擎
五、InnoDB不支持FULLTEXT类型的索引
六、InnoDB中不保存表的行数，如select count(*) from table时，InnoDB需要扫描一遍整个表来计算有多少行，但是MyISAM只要简单的读出保存好的行数即可。注意的是，当count(*)语句包含where条件时MyISAM也需要扫描整个表
七、对于自增长的字段，InnoDB中必须包含只有该字段的索引，但是在MyISAM表中可以和其他字段一起建立联合索引
八、清空整个表时，InnoDB是一行一行的删除，效率非常慢。MyISAM则会重建表
九、InnoDB支持行锁（某些情况下还是锁整表，如 update table set a=1 where user like '%lee%'
通过以上九点区别，结合个人博客的特点，推荐个人博客系统使用MyISAM，因为在博客里主要操作是读取和写入，很少有链式操作。所以选择MyISAM引擎使你博客打开也页面的效率要高于InnoDB引擎的博客，当然只是个人的建议，大多数博客还是根据实际情况下谨慎选择。
MYISAM和INNODB是Mysql数据库提供的两种存储引擎。两者的优劣可谓是各有千秋。INNODB会支持一些关系数据库的高级功能，如事务功能和行级锁，MYISAM不支持。MYISAM的性能更优，占用的存储空间少。所以，选择何种存储引擎，视具体应用而定。
如果你的应用程序一定要使用事务，毫无疑问你要选择INNODB引擎。但要注意，INNODB的行级锁是有条件的。在where条件没有使用主键时，照样会锁全表。比如DELETE FROM mytable这样的删除语句。
如果你的应用程序对查询性能要求较高，就要使用MYISAM了。MYISAM索引和数据是分开的，而且其索引是压缩的，可以更好地利用内存。所以它的查询性能明显优于INNODB。压缩后的索引也能节约一些磁盘空间。MYISAM拥有全文索引的功能，这可以极大地优化LIKE查询的效率。
有人说MYISAM只能用于小型应用，其实这只是一种偏见。如果数据量比较大，这是需要通过升级架构来解决，比如分表分库，而不是单纯地依赖存储引擎。
其他一些说法：
现在一般都是选用innodb了，主要是myisam的全表锁，读写串行问题，并发效率锁表，效率低myisam对于读写密集型应用一般是不会去选用的。
关于Mysql数据库默认的存储引擎：
MyISAM和InnoDB是MySQL的两种存储引擎。如果是默认安装，那就应该是InnoDB，你可以在my.ini文件中找到default-storage-engine=INNODB；当然你可以在建表时指定相应的存储引擎。通过show create table xx 可以看见相应信息。
每个MyISAM在磁盘上存储成三个文件。第一个文件的名字以表的名字开始，扩展名指出文件类型。.frm文件存储表定义。数据文件的扩展名为.MYD (MYData)。
MyISAM表格可以被压缩，而且它们支持全文搜索。不支持事务，而且也不支持外键。如果事物回滚将造成不完全回滚，不具有原子性。在进行updata时进行表锁，并发量相对较小。如果执行大量的SELECT，MyISAM是更好的选择。
MyISAM的索引和数据是分开的，并且索引是有压缩的，内存使用率就对应提高了不少。能加载更多索引，而Innodb是索引和数据是紧密捆绑的，没有使用压缩从而会造成Innodb比MyISAM体积庞大不小
MyISAM缓存在内存的是索引，不是数据。而InnoDB缓存在内存的是数据，相对来说，服务器内存越大，InnoDB发挥的优势越大。
优点：查询数据相对较快，适合大量的select，可以全文索引。
缺点：不支持事务，不支持外键，并发量较小，不适合大量update
InnoDB：
这种类型是事务安全的。.它与BDB类型具有相同的特性,它们还支持外键。InnoDB表格速度很快。具有比BDB还丰富的特性,因此如果需要一个事务安全的存储引擎，建议使用它。在update时表进行行锁，并发量相对较大。如果你的数据执行大量的INSERT或UPDATE，出于性能方面的考虑，应该使用InnoDB表。
优点：支持事务，支持外键，并发量较大，适合大量update
缺点：查询数据相对较快，不适合大量的select
对于支持事物的InnoDB类型的表，影响速度的主要原因是AUTOCOMMIT默认设置是打开的，而且程序没有显式调用BEGIN 开始事务，导致每插入一条都自动Commit，严重影响了速度。可以在执行sql前调用begin，多条sql形成一个事物（即使autocommit打开也可以），将大大提高性能。
基本的差别为：MyISAM类型不支持事务处理等高级处理，而InnoDB类型支持。
MyISAM类型的表强调的是性能，其执行数度比InnoDB类型更快，但是不提供事务支持，而InnoDB提供事务支持已经外部键等高级数据库功能。
spring 事务：
Spring中Propagation类的事务属性详解：
PROPAGATION_REQUIRED：支持当前事务，如果当前没有事务，就新建一个事务。这是最常见的选择。
PROPAGATION_SUPPORTS：支持当前事务，如果当前没有事务，就以非事务方式执行。
PROPAGATION_MANDATORY：支持当前事务，如果当前没有事务，就抛出异常。
PROPAGATION_REQUIRES_NEW：新建事务，如果当前存在事务，把当前事务挂起。
PROPAGATION_NOT_SUPPORTED：以非事务方式执行操作，如果当前存在事务，就把当前事务挂起。
PROPAGATION_NEVER：以非事务方式执行，如果当前存在事务，则抛出异常。
PROPAGATION_NESTED：支持当前事务，如果当前事务存在，则执行一个嵌套事务，如果当前没有事务，就新建一个事务。
事物超时设置:
@Transactional(timeout=30) //默认是30秒
事务隔离级别:
@Transactional(isolation = Isolation.READ_UNCOMMITTED)
读取未提交数据(会出现脏读, 不可重复读) 基本不使用
@Transactional(isolation = Isolation.READ_COMMITTED)
读取已提交数据(会出现不可重复读和幻读)
@Transactional(isolation = Isolation.REPEATABLE_READ)
可重复读(会出现幻读)
@Transactional(isolation = Isolation.SERIALIZABLE)
串行化
MYSQL: 默认为REPEATABLE_READ级别
SQLSERVER: 默认为READ_COMMITTED
脏读 : 一个事务读取到另一事务未提交的更新数据
不可重复读 : 在同一事务中, 多次读取同一数据返回的结果有所不同, 换句话说,
后续读取可以读到另一事务已提交的更新数据. 相反, "可重复读"在同一事务中多次
读取数据时, 能够保证所读数据一样, 也就是后续读取不能读到另一事务已提交的更新数据
幻读 : 一个事务读到另一个事务已提交的insert数据
