MySQL中一些概念2
1.join的使用
如果使用join，优化器将自己选择驱动表；使用straight_join，左边的为驱动表。
NLJ（index nested loop join）：从驱动表中读一行（全表扫描），按照join条件获取索引到被驱动表中取出一行（索引查找，如果是非主键索引还有一次回表），将俩行组成结果集。此时让大表作为被驱动较好，能使用上被驱动表的索引是关键。
注：全表扫描就是走主键索引
（simple nested loop join）：被驱动表没有join条件中的索引，总扫描行数为M*N，量级太大。（实际上使用BNL）
Block Nested-Loop JoinBNL（block nested loop join）：被驱动表不能使用索引，将驱动表全表扫描出来放到join buffer，扫描被驱动表每一行和join buffer中所有行比较，返回结果。总扫描行数为M+N，比较次数还是M*N，比较是在内存的速度快。
问题是：join buffer放不下。此时分段放入buffer，循环k次以上流程。扫描行数为N+k*M，比较次数不变，其中k和N线性相关，因此小表作为驱动表更好。
注意：小表是指满足where条件的行数、总数据量更少的表。
2.MRR
非主键索引有序，主键索引随机->从非主键读出行数据放入read_rnd_buffer中，将buffer中的主键id按照递增排序，再去主键索引中查找完整的行记录。
3.join查询的优化
有了MRR，NLJ可以优化为BKA（batched key access）：从驱动表中多拿几行出来，放入临时内存join_buffer中，按照被驱动表需要查询的索引有序为目标进行排序，顺序读出多行记录。
BNL的问题：驱动表多次扫描，同一行数据相隔超过1s再次被扫描到，被放入young区，使得正常查询的内存命中率低；前提是：驱动表的数据量小于old区域buffer的大小（3/8）。问题2：驱动表太大，一直往old区域的头处插入，同时不断从尾端淘汰行数据，导致正常查询的不能在old区待够1s。
可以在被驱动表上添加索引，使得BNL算法改良为BKA算法；如果索引代价不值得，使用临时表：将被驱动表（大量行）筛选后的数据（少量行）放入临时表，给临时表join条件中的字段加索引，让驱动表和临时表做join操作，就使用了BKA算法。
mysql本身没有实现，可以在业务端实现的方法：使用hash join。
4.临时表
临时表不是内存表，可以使用innodb或myisam等其他引擎，必须使用engine=memory才是内存表。
临时表只能被创建他的线程访问（所以线程结束后临时表自动删除），其他线程不可见，临时表可以和普通表同名，同名时候优先访问临时表（curd），show tables不显示临时表。
临时表的名字由进程id，线程id，序列号等组成，不会冲突。
每个线程都管理一个临时表的链表。
以上是手动创建的临时表，还有自动创建的内部临时表：例如使用union语句，会把其中一个查询放到临时表中缓存，因为需要做对比，所以后台自动创建了一个临时表。
5.内存表
数据和索引分开存放，索引是hash结构，不是有序的。因此全表扫描不走主键索引，直接扫描数据，不能保证有序，就是按照写入的顺序存放的。把内存表数据看做一个数组即可。
内存表也支持B树索引，可以范围查询。
内存表锁的粒度较大，只支持表级锁。和MDL不同，不是DDL操作也会锁住整张表。
bug：重启直接丢失数据，如果binlog再记录一条delete from t1，从备库传到主库，主库正常使用的内存表都被清空了。
6.自增主键
自增主键不是连续的。
对innodb引擎，在5.7及之前的版本，放在内存，每次重启扫描现有的最大值，+1作为自增值。在8.0及之后的版本，自增值记录在redo log 中，依靠redo log恢复。
实际使用：以语句中指定的和系统中维护的较大的值为新的自增值插入，如果语句中的大于系统中维护的，为保持之后的一致性，系统中维护的也要增大。可以设置系统维护的自增值每次增加的步长，例如在主备情况下可以设置为2，让一个始终为奇数一个始终为偶数避免冲突。
系统维护的自增值的修改操作早于DML操作，例如插入失败，维护的自增值不会回退了。为什么不回退呢？多事务并发场景，回退可能冲突，而判断不冲突的代价太大，索性不回退。或者自增值上的锁直到事务结束才解开，这样粒度太大了不值得。
statement格式的binlog日志只能原样记录语句，如果语句中没有显式指定自增值，在并发情况下，主备库之间通过bin log同步时候自增值可能会混乱。