一、MySQL的復(fù)制原理以及流程
(1)復(fù)制基本原理流程
- 主：binlog線(xiàn)程——記錄下所有改變了數(shù)據(jù)庫(kù)數(shù)據(jù)的語(yǔ)句，放進(jìn)master上的binlog中；
- 從：io線(xiàn)程——在使用start slave 之后，負(fù)責(zé)從master上拉取 binlog 內(nèi)容，放進(jìn) 自己的relay log中；
- 從：sql執(zhí)行線(xiàn)程——執(zhí)行relay log中的語(yǔ)句；
(2)MySQL復(fù)制的線(xiàn)程有幾個(gè)及之間的關(guān)聯(lián)
MySQL 的復(fù)制是基于如下 3 個(gè)線(xiàn)程的交互（ 多線(xiàn)程復(fù)制里面應(yīng)該是 4 類(lèi)線(xiàn)程）：
- Master 上面的 binlog dump 線(xiàn)程，該線(xiàn)程負(fù)責(zé)將 master 的 binlog event 傳到slave；
- Slave 上面的 IO 線(xiàn)程，該線(xiàn)程負(fù)責(zé)接收 Master 傳過(guò)來(lái)的 binlog，并寫(xiě)入 relay log；
- Slave 上面的 SQL 線(xiàn)程，該線(xiàn)程負(fù)責(zé)讀取 relay log 并執(zhí)行；
- 如果是多線(xiàn)程復(fù)制，無(wú)論是 5.6 庫(kù)級(jí)別的假多線(xiàn)程還是 MariaDB 或者 5.7 的真正的多線(xiàn)程復(fù)制， SQL 線(xiàn)程只做 coordinator，只負(fù)責(zé)把 relay log 中的 binlog讀出來(lái)然后交給 worker 線(xiàn)程， woker 線(xiàn)程負(fù)責(zé)具體 binlog event 的執(zhí)行；
(3)MySQL如何保證復(fù)制過(guò)程中數(shù)據(jù)一致性及減少數(shù)據(jù)同步延時(shí)
一致性主要有以下幾個(gè)方面：
1.在 MySQL5.5 以及之前， slave 的 SQL 線(xiàn)程執(zhí)行的 relay log 的位置只能保存在文件（ relay-log.info）里面，并且該文件默認(rèn)每執(zhí)行 10000 次事務(wù)做一次同步到磁盤(pán)， 這意味著 slave 意外 crash 重啟時(shí)， SQL 線(xiàn)程執(zhí)行到的位置和數(shù)據(jù)庫(kù)的數(shù)據(jù)是不一致的，將導(dǎo)致復(fù)制報(bào)錯(cuò)，如果不重搭復(fù)制，則有可能會(huì)導(dǎo)致數(shù)據(jù)不一致。MySQL 5.6 引入?yún)?shù) relay_log_info_repository，將該參數(shù)設(shè)置為 TABLE 時(shí)， MySQL 將 SQL 線(xiàn)程執(zhí)行到的位置存到mysql.slave_relay_log_info 表，這樣更新該表的位置和 SQL 線(xiàn)程執(zhí)行的用戶(hù)事務(wù)綁定成一個(gè)事務(wù)，這樣 slave 意外宕機(jī)后， slave 通過(guò) innodb 的崩潰恢復(fù)可以把 SQL 線(xiàn)程執(zhí)行到的位置和用戶(hù)事務(wù)恢復(fù)到一致性的狀態(tài)。
- MySQL 5.6 引入 GTID 復(fù)制，每個(gè) GTID 對(duì)應(yīng)的事務(wù)在每個(gè)實(shí)例上面最多執(zhí)行一次， 這極大地提高了復(fù)制的數(shù)據(jù)一致性；
- MySQL 5.5 引入半同步復(fù)制， 用戶(hù)安裝半同步復(fù)制插件并且開(kāi)啟參數(shù)后，設(shè)置超時(shí)時(shí)間，可保證在超時(shí)時(shí)間內(nèi)如果 binlog 不傳到 slave 上面，那么用戶(hù)提交事務(wù)時(shí)不會(huì)返回，直到超時(shí)后切成異步復(fù)制，但是如果切成異步之前用戶(hù)線(xiàn)程提交時(shí)在 master 上面等待的時(shí)候，事務(wù)已經(jīng)提交，該事務(wù)對(duì) master上面的其他 session 是可見(jiàn)的，如果這時(shí) master 宕機(jī)，那么到 slave 上面該事務(wù)又不可見(jiàn)了，該問(wèn)題直到 5.7 才解決；
- MySQL 5.7 引入無(wú)損半同步復(fù)制，引入?yún)?rpl_semi_sync_master_wait_point，該參數(shù)默認(rèn)為 after_sync，指的是在切成半同步之前，事務(wù)不提交，而是接收到 slave 的 ACK 確認(rèn)之后才提交該事務(wù)，從此，復(fù)制真正可以做到無(wú)損的了。
5.可以再說(shuō)一下 5.7 的無(wú)損復(fù)制情況下， master 意外宕機(jī)，重啟后發(fā)現(xiàn)有 binlog沒(méi)傳到 slave 上面，這部分 binlog 怎么辦？？？分 2 種情況討論， 1 宕機(jī)時(shí)已經(jīng)切成異步了， 2 是宕機(jī)時(shí)還沒(méi)切成異步？？？這個(gè)怎么判斷宕機(jī)時(shí)有沒(méi)有切成異步呢？？？分別怎么處理？？？
延時(shí)性：
5.5 是單線(xiàn)程復(fù)制， 5.6 是多庫(kù)復(fù)制（對(duì)于單庫(kù)或者單表的并發(fā)操作是沒(méi)用的）， 5.7 是真正意義的多線(xiàn)程復(fù)制，它的原理是基于 group commit， 只要master 上面的事務(wù)是 group commit 的，那 slave 上面也可以通過(guò)多個(gè) worker線(xiàn)程去并發(fā)執(zhí)行。和 MairaDB10.0.0.5 引入多線(xiàn)程復(fù)制的原理基本一樣。
(4)工作遇到的復(fù)制 bug 的解決方法
5.6 的多庫(kù)復(fù)制有時(shí)候自己會(huì)停止，我們寫(xiě)了一個(gè)腳本重新 start slave;待補(bǔ)充…
二、MySQL中myisam與innodb的區(qū)別，至少5點(diǎn)
(1)問(wèn)5點(diǎn)不同
1.InnoDB支持事物，而MyISAM不支持事物
2.InnoDB支持行級(jí)鎖，而MyISAM支持表級(jí)鎖
3.InnoDB支持MVCC, 而MyISAM不支持
4.InnoDB支持外鍵，而MyISAM不支持
5.InnoDB不支持全文索引，而MyISAM支持。
6.InnoDB不能通過(guò)直接拷貝表文件的方法拷貝表到另外一臺(tái)機(jī)器， myisam 支持
7.InnoDB表支持多種行格式， myisam 不支持
8.InnoDB是索引組織表， myisam 是堆表
(2)innodb引擎的4大特性
1.插入緩沖（insert buffer)
2.二次寫(xiě)(double write)
3.自適應(yīng)哈希索引(ahi)
4.預(yù)讀(read ahead)
(3)各種不同 mysql 版本的Innodb的改進(jìn)
MySQL5.6 下 Innodb 引擎的主要改進(jìn)：
1.online DDL
- memcached NoSQL 接口
3.transportable tablespace（ alter table discard/import tablespace）
4.MySQL 正常關(guān)閉時(shí)，可以 dump 出 buffer pool 的（ space， page_no），重啟時(shí) reload，加快預(yù)熱速度
5.索引和表的統(tǒng)計(jì)信息持久化到 mysql.innodb_table_stats 和mysql.innodb_index_stats，可提供穩(wěn)定的執(zhí)行計(jì)劃
6.Compressed row format 支持壓縮表
MySQL 5.7 innodb 引擎主要改進(jìn)
1.修改 varchar 字段長(zhǎng)度有時(shí)可以使用 online DDL
- Buffer pool 支持在線(xiàn)改變大小
3.Buffer pool 支持導(dǎo)出部分比例
4.支持新建 innodb tablespace，并可以在其中創(chuàng)建多張表
5.磁盤(pán)臨時(shí)表采用 innodb 存儲(chǔ)，并且存儲(chǔ)在 innodb temp tablespace 里面，以前是 myisam 存儲(chǔ)
6.透明表空間壓縮功能
(4)2者select count()哪個(gè)更快，為什么*
myisam更快，因?yàn)閙yisam內(nèi)部維護(hù)了一個(gè)計(jì)數(shù)器，可以直接調(diào)取。
(5)2 者的索引的實(shí)現(xiàn)方式
都是 B+樹(shù)索引， Innodb 是索引組織表， myisam 是堆表， 索引組織表和堆表的區(qū)別要熟悉
三、MySQL中varchar與char的區(qū)別以及varchar(50)中的50代表的涵義
(1)varchar與char的區(qū)別
在單字節(jié)字符集下， char（N） 在內(nèi)部存儲(chǔ)的時(shí)候總是定長(zhǎng)， 而且沒(méi)有變長(zhǎng)字段長(zhǎng)度列表中。在多字節(jié)字符集下面， char(N)如果存儲(chǔ)的字節(jié)數(shù)超過(guò) N，那么 char（N）將和 varchar（N）沒(méi)有區(qū)別。在多字節(jié)字符集下面，如果存儲(chǔ)的字節(jié)數(shù)少于 N，那么存儲(chǔ) N 個(gè)字節(jié)，后面補(bǔ)空格，補(bǔ)到 N 字節(jié)長(zhǎng)度。都存儲(chǔ)變長(zhǎng)的數(shù)據(jù)和變長(zhǎng)字段長(zhǎng)度列表。varchar(N)無(wú)論是什么字節(jié)字符集，都是變長(zhǎng)的，即都存儲(chǔ)變長(zhǎng)數(shù)據(jù)和變長(zhǎng)字段長(zhǎng)度列表
(2)varchar(50)中50的涵義
最多存放50個(gè)字符，varchar(50)和(200)存儲(chǔ)hello所占空間一樣，但后者在排序時(shí)會(huì)消耗更多內(nèi)存，因?yàn)閛rder by col采用fixed_length計(jì)算col長(zhǎng)度(memory引擎也一樣)。在早期 MySQL 版本中， 50 代表字節(jié)數(shù)，現(xiàn)在代表字符數(shù)。
(3)int（20）中20的涵義
是指顯示字符的長(zhǎng)度
不影響內(nèi)部存儲(chǔ)，只是影響帶 zerofill 定義的 int 時(shí)，前面補(bǔ)多少個(gè) 0，易于報(bào)表展示
(4)mysql為什么這么設(shè)計(jì)
對(duì)大多數(shù)應(yīng)用沒(méi)有意義，只是規(guī)定一些工具用來(lái)顯示字符的個(gè)數(shù)；int(1)和int(20)存儲(chǔ)和計(jì)算均一樣；
四、innodb的事務(wù)與日志的實(shí)現(xiàn)方式
(1)有多少種日志
redo和undo
(2)日志的存放形式
redo：在頁(yè)修改的時(shí)候，先寫(xiě)到 redo log buffer 里面， 然后寫(xiě)到 redo log 的文件系統(tǒng)緩存里面(fwrite)，然后再同步到磁盤(pán)文件（ fsync）。
Undo：在 MySQL5.5 之前， undo 只能存放在 ibdata文件里面， 5.6 之后，可以通過(guò)設(shè)置 innodb_undo_tablespaces 參數(shù)把 undo log 存放在 ibdata之外。
(3)事務(wù)是如何通過(guò)日志來(lái)實(shí)現(xiàn)的，說(shuō)得越深入越好
基本流程如下：
因?yàn)槭聞?wù)在修改頁(yè)時(shí)，要先記 undo，在記 undo 之前要記 undo 的 redo， 然后修改數(shù)據(jù)頁(yè)，再記數(shù)據(jù)頁(yè)修改的 redo。Redo（里面包括 undo 的修改） 一定要比數(shù)據(jù)頁(yè)先持久化到磁盤(pán)。當(dāng)事務(wù)需要回滾時(shí)，因?yàn)橛?undo，可以把數(shù)據(jù)頁(yè)回滾到前鏡像的
狀態(tài)，崩潰恢復(fù)時(shí)，如果 redo log 中事務(wù)沒(méi)有對(duì)應(yīng)的 commit 記錄，那么需要用 undo把該事務(wù)的修改回滾到事務(wù)開(kāi)始之前。如果有 commit 記錄，就用 redo 前滾到該事務(wù)完成時(shí)并提交掉。
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五、MySQL binlog的幾種日志錄入格式以及區(qū)別
(1) 各種日志格式的涵義
1.Statement：每一條會(huì)修改數(shù)據(jù)的sql都會(huì)記錄在binlog中。
優(yōu)點(diǎn)：不需要記錄每一行的變化，減少了binlog日志量，節(jié)約了IO，提高性能。(相比row能節(jié)約多少性能 與日志量，這個(gè)取決于應(yīng)用的SQL情況，正常同一條記錄修改或者插入row格式所產(chǎn)生的日志量還小于Statement產(chǎn)生的日志量，
但是考慮到如果帶條 件的update操作，以及整表刪除，alter表等操作，ROW格式會(huì)產(chǎn)生大量日志，因此在考慮是否使用ROW格式日志時(shí)應(yīng)該跟據(jù)應(yīng)用的實(shí)際情況，其所 產(chǎn)生的日志量會(huì)增加多少，以及帶來(lái)的IO性能問(wèn)題。)
缺點(diǎn)：由于記錄的只是執(zhí)行語(yǔ)句，為了這些語(yǔ)句能在slave上正確運(yùn)行，因此還必須記錄每條語(yǔ)句在執(zhí)行的時(shí)候的 一些相關(guān)信息，以保證所有語(yǔ)句能在slave得到和在master端執(zhí)行時(shí)候相同 的結(jié)果。另外mysql 的復(fù)制,
像一些特定函數(shù)功能，slave可與master上要保持一致會(huì)有很多相關(guān)問(wèn)題(如sleep()函數(shù)， last_insert_id()，以及user-defined functions(udf)會(huì)出現(xiàn)問(wèn)題).
使用以下函數(shù)的語(yǔ)句也無(wú)法被復(fù)制：
- LOAD_FILE()
- UUID()
- USER()
- FOUND_ROWS()
- SYSDATE() (除非啟動(dòng)時(shí)啟用了 --sysdate-is-now 選項(xiàng))
同時(shí)在INSERT ...SELECT 會(huì)產(chǎn)生比 RBR 更多的行級(jí)鎖
2.Row:不記錄sql語(yǔ)句上下文相關(guān)信息，僅保存哪條記錄被修改。
優(yōu)點(diǎn)：binlog中可以不記錄執(zhí)行的sql語(yǔ)句的上下文相關(guān)的信息，僅需要記錄那一條記錄被修改成什么了。所以rowlevel的日志內(nèi)容會(huì)非常清楚的記錄下 每一行數(shù)據(jù)修改的細(xì)節(jié)。而且不會(huì)出現(xiàn)某些特定情況下的存儲(chǔ)過(guò)程，或function，以及trigger的調(diào)用和觸發(fā)無(wú)法被正確復(fù)制的問(wèn)題
缺點(diǎn):所有的執(zhí)行的語(yǔ)句當(dāng)記錄到日志中的時(shí)候，都將以每行記錄的修改來(lái)記錄，這樣可能會(huì)產(chǎn)生大量的日志內(nèi)容,比 如一條update語(yǔ)句，修改多條記錄，則binlog中每一條修改都會(huì)有記錄，這樣造成binlog日志量會(huì)很大，特別是當(dāng)執(zhí)行alter table之類(lèi)的語(yǔ)句的時(shí)候，由于表結(jié)構(gòu)修改，每條記錄都發(fā)生改變，那么該表每一條記錄都會(huì)記錄到日志中。
3.Mixedlevel: 是以上兩種level的混合使用，一般的語(yǔ)句修改使用statment格式保存binlog，如一些函數(shù)，statement無(wú)法完成主從復(fù)制的操作，則 采用row格式保存binlog,MySQL會(huì)根據(jù)執(zhí)行的每一條具體的sql語(yǔ)句來(lái)區(qū)分對(duì)待記錄的日志形式，
也就是在Statement和Row之間選擇 一種.新版本的MySQL中隊(duì)row level模式也被做了優(yōu)化，并不是所有的修改都會(huì)以row level來(lái)記錄，像遇到表結(jié)構(gòu)變更的時(shí)候就會(huì)以statement模式來(lái)記錄。至于update或者delete等修改數(shù)據(jù)的語(yǔ)句，還是會(huì)記錄所有行的變更。
(2)適用場(chǎng)景
在一條 SQL 操作了多行數(shù)據(jù)時(shí)， statement 更節(jié)省空間， row 更占用空間。但是 row模式更可靠。
(3)結(jié)合第一個(gè)問(wèn)題，每一種日志格式在復(fù)制中的優(yōu)劣
Statement 可能占用空間會(huì)相對(duì)小一些，傳送到 slave 的時(shí)間可能也短，但是沒(méi)有 row模式的可靠。Row 模式在操作多行數(shù)據(jù)時(shí)更占用空間， 但是可靠。
六、下MySQL數(shù)據(jù)庫(kù)cpu飆升到500%的話(huà)他怎么處理？
當(dāng) cpu 飆升到 500%時(shí)，先用操作系統(tǒng)命令 top 命令觀察是不是 mysqld 占用導(dǎo)致的，如果不是，找出占用高的進(jìn)程，并進(jìn)行相關(guān)處理。如果是 mysqld 造成的， show processlist，看看里面跑的 session 情況，是不是有消耗資源的 sql 在運(yùn)行。找出消耗高的 sql，看看執(zhí)行計(jì)劃是否準(zhǔn)確， index 是否缺失，或者實(shí)在是數(shù)據(jù)量太大造成。一般來(lái)說(shuō)，肯定要 kill 掉這些線(xiàn)程(同時(shí)觀察 cpu 使用率是否下降)，等進(jìn)行相應(yīng)的調(diào)整(比如說(shuō)加索引、改 sql、改內(nèi)存參數(shù))之后，再重新跑這些 SQL。也有可能是每個(gè) sql 消耗資源并不多，但是突然之間，有大量的 session 連進(jìn)來(lái)導(dǎo)致 cpu 飆升，這種情況就需要跟應(yīng)用一起來(lái)分析為何連接數(shù)會(huì)激增，再做出相應(yīng)的調(diào)整，比如說(shuō)限制連接數(shù)等
七、sql優(yōu)化
(1)、explain出來(lái)的各種item的意義
id:每個(gè)被獨(dú)立執(zhí)行的操作的標(biāo)志，表示對(duì)象被操作的順序。一般來(lái)說(shuō)， id 值大，先被執(zhí)行；如果 id 值相同，則順序從上到下。
select_type：查詢(xún)中每個(gè) select 子句的類(lèi)型。
table:名字，被操作的對(duì)象名稱(chēng)，通常的表名(或者別名)，但是也有其他格式。
partitions:匹配的分區(qū)信息。
type:join 類(lèi)型。
possible_keys：列出可能會(huì)用到的索引。
key:實(shí)際用到的索引。
key_len:用到的索引鍵的平均長(zhǎng)度，單位為字節(jié)。
ref:表示本行被操作的對(duì)象的參照對(duì)象，可能是一個(gè)常量用 const 表示，也可能是其他表的
key 指向的對(duì)象，比如說(shuō)驅(qū)動(dòng)表的連接列。
rows:估計(jì)每次需要掃描的行數(shù)。
filtered:rows*filtered/100 表示該步驟最后得到的行數(shù)(估計(jì)值)。
extra:重要的補(bǔ)充信息。
(2)、profile的意義以及使用場(chǎng)景
Profile 用來(lái)分析 sql 性能的消耗分布情況。當(dāng)用 explain 無(wú)法解決慢 SQL 的時(shí)候，需要用profile 來(lái)對(duì) sql 進(jìn)行更細(xì)致的分析，找出 sql 所花的時(shí)間大部分消耗在哪個(gè)部分，確認(rèn) sql的性能瓶頸。
(3)、explain 中的索引問(wèn)題
Explain 結(jié)果中，一般來(lái)說(shuō)，要看到盡量用 index(type 為 const、 ref 等， key 列有值)，避免使用全表掃描(type 顯式為 ALL)。比如說(shuō)有 where 條件且選擇性不錯(cuò)的列，需要建立索引。
被驅(qū)動(dòng)表的連接列，也需要建立索引。被驅(qū)動(dòng)表的連接列也可能會(huì)跟 where 條件列一起建立聯(lián)合索引。當(dāng)有排序或者 group by 的需求時(shí)，也可以考慮建立索引來(lái)達(dá)到直接排序和匯總的需求。
八、備份計(jì)劃，mysqldump以及xtranbackup的實(shí)現(xiàn)原理
(1)備份計(jì)劃
視庫(kù)的大小來(lái)定，一般來(lái)說(shuō) 100G 內(nèi)的庫(kù)，可以考慮使用 mysqldump 來(lái)做，因?yàn)?mysqldump更加輕巧靈活，備份時(shí)間選在業(yè)務(wù)低峰期，可以每天進(jìn)行都進(jìn)行全量備份(mysqldump 備份
出來(lái)的文件比較小，壓縮之后更小)。100G 以上的庫(kù)，可以考慮用 xtranbackup 來(lái)做，備份速度明顯要比 mysqldump 要快。一般是選擇一周一個(gè)全備，其余每天進(jìn)行增量備份，備份時(shí)間為業(yè)務(wù)低峰期。
(2)備份恢復(fù)時(shí)間
物理備份恢復(fù)快，邏輯備份恢復(fù)慢
這里跟機(jī)器，尤其是硬盤(pán)的速率有關(guān)系，以下列舉幾個(gè)僅供參考
20G的2分鐘（mysqldump）
80G的30分鐘(mysqldump)
111G的30分鐘（mysqldump)
288G的3小時(shí)（xtra)
3T的4小時(shí)（xtra)
邏輯導(dǎo)入時(shí)間一般是備份時(shí)間的5倍以上
(3)備份恢復(fù)失敗如何處理
首先在恢復(fù)之前就應(yīng)該做足準(zhǔn)備工作，避免恢復(fù)的時(shí)候出錯(cuò)。比如說(shuō)備份之后的有效性檢查、權(quán)限檢查、空間檢查等。如果萬(wàn)一報(bào)錯(cuò)，再根據(jù)報(bào)錯(cuò)的提示來(lái)進(jìn)行相應(yīng)的調(diào)整。
(4)mysqldump和xtrabackup實(shí)現(xiàn)原理
mysqldump
mysqldump 屬于邏輯備份。加入--single-transaction 選項(xiàng)可以進(jìn)行一致性備份。后臺(tái)進(jìn)程會(huì)先設(shè)置 session 的事務(wù)隔離級(jí)別為 RR(SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVELREPEATABLE READ)，之后顯式開(kāi)啟一個(gè)事務(wù)(START TRANSACTION /!40100 WITH CONSISTENTSNAPSHOT /)，這樣就保證了該事務(wù)里讀到的數(shù)據(jù)都是事務(wù)事務(wù)時(shí)候的快照。之后再把表的數(shù)據(jù)讀取出來(lái)。如果加上--master-data=1 的話(huà)，在剛開(kāi)始的時(shí)候還會(huì)加一個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)的讀鎖(FLUSH TABLES WITH READ LOCK),等開(kāi)啟事務(wù)后，再記錄下數(shù)據(jù)庫(kù)此時(shí) binlog 的位置(showmaster status)，馬上解鎖，再讀取表的數(shù)據(jù)。等所有的數(shù)據(jù)都已經(jīng)導(dǎo)完，就可以結(jié)束事務(wù)
Xtrabackup:
xtrabackup 屬于物理備份，直接拷貝表空間文件，同時(shí)不斷掃描產(chǎn)生的 redo 日志并保存下來(lái)。最后完成 innodb 的備份后，會(huì)做一個(gè) flush engine logs 的操作(老版本在有 bug，在5.6 上不做此操作會(huì)丟數(shù)據(jù))，確保所有的 redo log 都已經(jīng)落盤(pán)(涉及到事務(wù)的兩階段提交
概念，因?yàn)?xtrabackup 并不拷貝 binlog，所以必須保證所有的 redo log 都落盤(pán)，否則可能會(huì)丟最后一組提交事務(wù)的數(shù)據(jù))。這個(gè)時(shí)間點(diǎn)就是 innodb 完成備份的時(shí)間點(diǎn)，數(shù)據(jù)文件雖然不是一致性的，但是有這段時(shí)間的 redo 就可以讓數(shù)據(jù)文件達(dá)到一致性(恢復(fù)的時(shí)候做的事
情)。然后還需要 flush tables with read lock，把 myisam 等其他引擎的表給備份出來(lái)，備份完后解鎖。這樣就做到了完美的熱備。
九、mysqldump中備份出來(lái)的sql，如果我想sql文件中，一行只有一個(gè)insert....value()的話(huà)，怎么辦？如果備份需要帶上master的復(fù)制點(diǎn)信息怎么辦？
--skip-extended-insert
[root@helei-zhuanshu ~]# mysqldump -uroot -p helei --skip-extended-insert
Enter password:
KEY `idx_c1` (`c1`),
KEY `idx_c2` (`c2`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=51 DEFAULT CHARSET=latin1;
/*!40101 SET character_set_client = @saved_cs_client */;
--
-- Dumping data for table `helei`
--
LOCK TABLES `helei` WRITE;
/*!40000 ALTER TABLE `helei` DISABLE KEYS */;
INSERT INTO `helei` VALUES (1,32,37,38,'2016-10-18 06:19:24','susususususususususususu');
INSERT INTO `helei` VALUES (2,37,46,21,'2016-10-18 06:19:24','susususususu');
INSERT INTO `helei` VALUES (3,21,5,14,'2016-10-18 06:19:24','susu');
十、500臺(tái)db，在最快時(shí)間之內(nèi)重啟
可以使用批量 ssh 工具 pssh 來(lái)對(duì)需要重啟的機(jī)器執(zhí)行重啟命令。也可以使用 salt（前提是客戶(hù)端有安裝 salt）或者 ansible（ ansible 只需要 ssh 免登通了就行）等多線(xiàn)程工具同時(shí)操作多臺(tái)服務(wù)器
十一、innodb的讀寫(xiě)參數(shù)優(yōu)化
(1)讀取參數(shù)
global buffer 以及 local buffer；
Global buffer：
Innodb_buffer_pool_size
innodb_log_buffer_size
innodb_additional_mem_pool_size
local buffer(下面的都是 server 層的 session 變量，不是 innodb 的)：
Read_buffer_size
Join_buffer_size
Sort_buffer_size
Key_buffer_size
Binlog_cache_size
(2)寫(xiě)入?yún)?shù)
innodb_flush_log_at_trx_commit
innodb_buffer_pool_size
insert_buffer_size
innodb_double_write
innodb_write_io_thread
innodb_flush_method
(3)與IO相關(guān)的參數(shù)
innodb_write_io_threads = 8
innodb_read_io_threads = 8
innodb_thread_concurrency = 0
Sync_binlog
Innodb_flush_log_at_trx_commit
Innodb_lru_scan_depth
Innodb_io_capacity
Innodb_io_capacity_max
innodb_log_buffer_size
innodb_max_dirty_pages_pct
(4)緩存參數(shù)以及緩存的適用場(chǎng)景
query cache/query_cache_type
并不是所有表都適合使用query cache。造成query cache失效的原因主要是相應(yīng)的table發(fā)生了變更
第一個(gè)：讀操作多的話(huà)看看比例，簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)，如果是用戶(hù)清單表，或者說(shuō)是數(shù)據(jù)比例比較固定，比如說(shuō)商品列表，是可以打開(kāi)的，前提是這些庫(kù)比較集中，數(shù)據(jù)庫(kù)中的實(shí)務(wù)比較小。
第二個(gè)：我們“行騙”的時(shí)候，比如說(shuō)我們競(jìng)標(biāo)的時(shí)候壓測(cè)，把query cache打開(kāi)，還是能收到qps激增的效果，當(dāng)然前提示前端的連接池什么的都配置一樣。大部分情況下如果寫(xiě)入的居多，訪問(wèn)量并不多，那么就不要打開(kāi)，例如社交網(wǎng)站的，10%的人產(chǎn)生內(nèi)容，其余的90%都在消費(fèi)，打開(kāi)還是效果很好的，但是你如果是qq消息，或者聊天，那就很要命。
第三個(gè)：小網(wǎng)站或者沒(méi)有高并發(fā)的無(wú)所謂，高并發(fā)下，會(huì)看到 很多 qcache 鎖 等待，所以一般高并發(fā)下，不建議打開(kāi)query cache
十二、你是如何監(jiān)控你們的數(shù)據(jù)庫(kù)的？你們的慢日志都是怎么查詢(xún)的？
監(jiān)控的工具有很多，例如zabbix，lepus，我這里用的是lepus
十三、你是否做過(guò)主從一致性校驗(yàn)，如果有，怎么做的，如果沒(méi)有，你打算怎么做？
主從一致性校驗(yàn)有多種工具 例如checksum、mysqldiff、pt-table-checksum等
十四、表中有大字段X(例如：text類(lèi)型)，且字段X不會(huì)經(jīng)常更新，以讀為為主，請(qǐng)問(wèn)您是選擇拆成子表，還是繼續(xù)放一起?寫(xiě)出您這樣選擇的理由
答：拆帶來(lái)的問(wèn)題：連接消耗 + 存儲(chǔ)拆分空間；不拆可能帶來(lái)的問(wèn)題：查詢(xún)性能；
如果能容忍拆分帶來(lái)的空間問(wèn)題,拆的話(huà)最好和經(jīng)常要查詢(xún)的表的主鍵在物理結(jié)構(gòu)上放置在一起(分區(qū)) 順序IO,減少連接消耗,最后這是一個(gè)文本列再加上一個(gè)全文索引來(lái)盡量抵消連接消耗
如果能容忍不拆分帶來(lái)的查詢(xún)性能損失的話(huà):上面的方案在某個(gè)極致條件下肯定會(huì)出現(xiàn)問(wèn)題,那么不拆就是最好的選擇
十五、MySQL中InnoDB引擎的行鎖是通過(guò)加在什么上完成(或稱(chēng)實(shí)現(xiàn))的？為什么是這樣子的？
答：InnoDB是基于索引來(lái)完成行鎖
例: select * from tab_with_index where id = 1 for update;
for update 可以根據(jù)條件來(lái)完成行鎖鎖定,并且 id 是有索引鍵的列,
如果 id 不是索引鍵那么InnoDB將完成表鎖,,并發(fā)將無(wú)從談起
十六、如何從mysqldump產(chǎn)生的全庫(kù)備份中只恢復(fù)某一個(gè)庫(kù)、某一張表？
全庫(kù)備份
[root@HE1 ~]# mysqldump -uroot -p --single-transaction -A --master-data=2 >dump.sql
只還原erp庫(kù)的內(nèi)容
[root@HE1 ~]# mysql -uroot -pMANAGER erp --one-database <dump.sql
可以看出這里主要用到的參數(shù)是--one-database簡(jiǎn)寫(xiě)-o的參數(shù)，極大方便了我們的恢復(fù)靈活性
那么如何從全庫(kù)備份中抽取某張表呢，全庫(kù)恢復(fù)，再恢復(fù)某張表小庫(kù)還可以，大庫(kù)就很麻煩了，那我們可以利用正則表達(dá)式來(lái)進(jìn)行快速抽取，具體實(shí)現(xiàn)方法如下：
從全庫(kù)備份中抽取出t表的表結(jié)構(gòu)
[root@HE1 ~]# sed -e'/./{H;$!d;}' -e 'x;/CREATE TABLE `t`/!d;q' dump.sql
DROP TABLE IF EXISTS`t`;
/*!40101 SET@saved_cs_client =@@character_set_client */;
/*!40101 SETcharacter_set_client = utf8 */;
CREATE TABLE `t` (
`id` int(10) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`age` tinyint(4) NOT NULL DEFAULT '0',
`name` varchar(30) NOT NULL DEFAULT '',
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDBAUTO_INCREMENT=4 DEFAULT CHARSET=utf8;
/*!40101 SETcharacter_set_client = @saved_cs_client */;
從全庫(kù)備份中抽取出t表的內(nèi)容
[root@HE1 ~]# grep'INSERT INTO `t`' dump.sql
INSERT INTO `t`VALUES (0,0,''),(1,0,'aa'),(2,0,'bbb'),(3,25,'helei');
十七、在當(dāng)前的工作中，你碰到到的最大的 mysql db 問(wèn)題以及如何解決的？
可以選擇一個(gè)處理過(guò)的比較棘手的案例，或者選擇一個(gè)老師在課程上講過(guò)的死鎖的案例;沒(méi)有及時(shí) Purge + insert 唯一索引造成的死鎖：具體案例可以參考學(xué)委筆記。
十八、請(qǐng)簡(jiǎn)潔地描述下 MySQL 中 InnoDB 支持的四種事務(wù)隔離級(jí)別名稱(chēng)，以及逐級(jí)之間的區(qū)別？
(1)事物的4種隔離級(jí)別
讀未提交(read uncommitted)
讀已提交(read committed)
可重復(fù)讀(repeatable read)
串行(serializable)
(2)不同級(jí)別的現(xiàn)象
Read Uncommitted:可以讀取其他 session 未提交的臟數(shù)據(jù)。
Read Committed:允許不可重復(fù)讀取，但不允許臟讀取。提交后，其他會(huì)話(huà)可以看到提交的數(shù)據(jù)。
Repeatable Read: 禁止不可重復(fù)讀取和臟讀取、以及幻讀(innodb 獨(dú)有)。
Serializable: 事務(wù)只能一個(gè)接著一個(gè)地執(zhí)行，但不能并發(fā)執(zhí)行。事務(wù)隔離級(jí)別最高。
不同的隔離級(jí)別有不同的現(xiàn)象，并有不同的鎖定/并發(fā)機(jī)制，隔離級(jí)別越高，數(shù)據(jù)庫(kù)的并發(fā)性就越差。
