存储引擎

MySQL体系结构：

存储引擎就是存储数据、建立索引、更新/查询数据等技术的实现方式。存储引擎是基于表而不是基于库的，所以存储引擎也可以被称为表引擎。
默认存储引擎是InnoDB。

相关操作：

-- 查询建表语句
show create table account;  
-- 建表时指定存储引擎
CREATE TABLE 表名(
	...
) ENGINE=INNODB;
-- 查看当前数据库支持的存储引擎
show engines;

InnoDB

InnoDB 是一种兼顾高可靠性和高性能的通用存储引擎，在 MySQL 5.5 之后，InnoDB 是默认的 MySQL 引擎。

特点：

• DML 操作遵循 ACID 模型，支持事务
• 行级锁，提高并发访问性能
• 支持外键约束，保证数据的完整性和正确性

文件：

• xxx.ibd: xxx代表表名，InnoDB 引擎的每张表都会对应这样一个表空间文件，存储该表的表结构（frm、sdi）、数据和索引。

参数：innodb_file_per_table，决定多张表共享一个表空间还是每张表对应一个表空间

知识点：

查看 Mysql 变量：
show variables like 'innodb_file_per_table';

从idb文件提取表结构数据：
（在cmd运行）
ibd2sdi xxx.ibd

InnoDB 逻辑存储结构：

MyISAM

MyISAM 是 MySQL 早期的默认存储引擎。

特点：

• 不支持事务，不支持外键
• 支持表锁，不支持行锁
• 访问速度快

文件：

• xxx.sdi: 存储表结构信息
• xxx.MYD: 存储数据
• xxx.MYI: 存储索引

Memory

Memory 引擎的表数据是存储在内存中的，受硬件问题、断电问题的影响，只能将这些表作为临时表或缓存使用。

特点：

• 存放在内存中，速度快
• hash索引（默认）

文件：

• xxx.sdi: 存储表结构信息

存储引擎特点

特点	InnoDB	MyISAM	Memory
存储限制	64TB	有	有
事务安全	支持	-	-
锁机制	行锁	表锁	表锁
B+tree索引	支持	支持	支持
Hash索引	-	-	支持
全文索引	支持（5.6版本之后）	支持	-
空间使用	高	低	N/A
内存使用	高	低	中等
批量插入速度	低	高	高
支持外键	支持	-	-

存储引擎的选择

在选择存储引擎时，应该根据应用系统的特点选择合适的存储引擎。对于复杂的应用系统，还可以根据实际情况选择多种存储引擎进行组合。

• InnoDB: 如果应用对事物的完整性有比较高的要求，在并发条件下要求数据的一致性，数据操作除了插入和查询之外，还包含很多的更新、删除操作，则 InnoDB 是比较合适的选择
• MyISAM: 如果应用是以读操作和插入操作为主，只有很少的更新和删除操作，并且对事务的完整性、并发性要求不高，那这个存储引擎是非常合适的。
• Memory: 将所有数据保存在内存中，访问速度快，通常用于临时表及缓存。Memory 的缺陷是对表的大小有限制，太大的表无法缓存在内存中，而且无法保障数据的安全性

电商中的足迹和评论适合使用 MyISAM 引擎，缓存适合使用 Memory 引擎。

性能分析

查看执行频次

查看当前数据库的 INSERT, UPDATE, DELETE, SELECT 访问频次：
SHOW GLOBAL STATUS LIKE 'Com_______'; 或者 SHOW SESSION STATUS LIKE 'Com_______';
例：show global status like 'Com_______'

慢查询日志

慢查询日志记录了所有执行时间超过指定参数（long_query_time，单位：秒，默认10秒）的所有SQL语句的日志。
MySQL的慢查询日志默认没有开启，需要在MySQL的配置文件（/etc/my.cnf）中配置如下信息：
# 开启慢查询日志开关
slow_query_log=1
# 设置慢查询日志的时间为2秒，SQL语句执行时间超过2秒，就会视为慢查询，记录慢查询日志
long_query_time=2
更改后记得重启MySQL服务，日志文件位置：/var/lib/mysql/localhost-slow.log

查看慢查询日志开关状态：
show variables like 'slow_query_log';

profile

show profile 能在做SQL优化时帮我们了解时间都耗费在哪里。通过 have_profiling 参数，能看到当前 MySQL 是否支持 profile 操作：
SELECT @@have_profiling;
profiling 默认关闭，可以通过set语句在session/global级别开启 profiling：
SET profiling = 1;
查看所有语句的耗时：
show profiles;
查看指定query_id的SQL语句各个阶段的耗时：
show profile for query query_id;
查看指定query_id的SQL语句CPU的使用情况
show profile cpu for query query_id;

explain

EXPLAIN 或者 DESC 命令获取 MySQL 如何执行 SELECT 语句的信息，包括在 SELECT 语句执行过程中表如何连接和连接的顺序。
语法：
# 直接在select语句之前加上关键字 explain / desc
EXPLAIN SELECT 字段列表 FROM 表名 HWERE 条件;

EXPLAIN 各字段含义：

• id：select 查询的序列号，表示查询中执行 select 子句或者操作表的顺序（id相同，执行顺序从上到下；id不同，值越大越先执行）
• select_type：表示 SELECT 的类型，常见取值有 SIMPLE（简单表，即不适用表连接或者子查询）、PRIMARY（主查询，即外层的查询）、UNION（UNION中的第二个或者后面的查询语句）、 SUBQUERY（SELECT/WHERE之后包含了子查询）等
• type：表示连接类型，性能由好到差的连接类型为 NULL、system、const、eq_ref、ref、range、index、all
• possible_key：可能应用在这张表上的索引，一个或多个
• Key：实际使用的索引，如果为 NULL，则没有使用索引
• Key_len：表示索引中使用的字节数，该值为索引字段最大可能长度，并非实际使用长度，在不损失精确性的前提下，长度越短越好
• rows：MySQL认为必须要执行的行数，在InnoDB引擎的表中，是一个估计值，可能并不总是准确的
• filtered：表示返回结果的行数占需读取行数的百分比，filtered的值越大越好

索引

索引是帮助 MySQL 高效获取数据的数据结构（有序）。在数据之外，数据库系统还维护着满足特定查找算法的数据结构，这些数据结构以某种方式引用（指向）数据，这样就可以在这些数据结构上实现高级查询算法，这种数据结构就是索引。

优缺点：

优点：

• 提高数据检索效率，降低数据库的IO成本
• 通过索引列对数据进行排序，降低数据排序的成本，降低CPU的消耗

缺点：

• 索引列也是要占用空间的
• 索引大大提高了查询效率，但降低了更新的速度，比如 INSERT、UPDATE、DELETE

索引结构

索引结构	描述
B+Tree	最常见的索引类型，大部分引擎都支持B+树索引
Hash	底层数据结构是用哈希表实现，只有精确匹配索引列的查询才有效，不支持范围查询
R-Tree(空间索引)	空间索引是 MyISAM 引擎的一个特殊索引类型，主要用于地理空间数据类型，通常使用较少
Full-Text(全文索引)	是一种通过建立倒排索引，快速匹配文档的方式，类似于 Lucene, Solr, ES

索引	InnoDB	MyISAM	Memory
B+Tree索引	支持	支持	支持
Hash索引	不支持	不支持	支持
R-Tree索引	不支持	支持	不支持
Full-text	5.6版本后支持	支持	不支持

B-Tree

二叉树形成链表的缺点可以用红黑树来解决：

红黑树也存在大数据量情况下，层级较深，检索速度慢的问题。

为了解决上述问题，可以使用 B-Tree 结构。
B-Tree (多路平衡查找树) 以一棵最大度数（max-degree，指一个节点的子节点个数）为5（5阶）的 b-tree 为例（每个节点最多存储4个key，5个指针）

B-Tree 的数据插入过程动画参照：https://www.bilibili.com/video/BV1Kr4y1i7ru?p=68
演示地址：https://www.cs.usfca.edu/~galles/visualization/BTree.html

B+Tree

结构图：

演示地址：https://www.cs.usfca.edu/~galles/visualization/BPlusTree.html

与 B-Tree 的区别：

• 所有的数据都会出现在叶子节点
• 叶子节点形成一个单向链表

MySQL 索引数据结构对经典的 B+Tree 进行了优化。在原 B+Tree 的基础上，增加一个指向相邻叶子节点的链表指针，就形成了带有顺序指针的 B+Tree，提高区间访问的性能。

Hash

哈希索引就是采用一定的hash算法，将键值换算成新的hash值，映射到对应的槽位上，然后存储在hash表中。
如果两个（或多个）键值，映射到一个相同的槽位上，他们就产生了hash冲突（也称为hash碰撞），可以通过链表来解决。

特点：

• Hash索引只能用于对等比较（=、in），不支持范围查询（betwwn、>、<、…）
• 无法利用索引完成排序操作
• 查询效率高，通常只需要一次检索就可以了，效率通常要高于 B+Tree 索引

存储引擎支持：

• Memory
• InnoDB: 具有自适应hash功能，hash索引是存储引擎根据 B+Tree 索引在指定条件下自动构建的

面试题

1. 为什么 InnoDB 存储引擎选择使用 B+Tree 索引结构？

• 相对于二叉树，层级更少，搜索效率高
• 对于 B-Tree，无论是叶子节点还是非叶子节点，都会保存数据，这样导致一页中存储的键值减少，指针也跟着减少，要同样保存大量数据，只能增加树的高度，导致性能降低
• 相对于 Hash 索引，B+Tree 支持范围匹配及排序操作

索引分类

分类	含义	特点	关键字
主键索引	针对于表中主键创建的索引	默认自动创建，只能有一个	PRIMARY
唯一索引	避免同一个表中某数据列中的值重复	可以有多个	UNIQUE
常规索引	快速定位特定数据	可以有多个
全文索引	全文索引查找的是文本中的关键词，而不是比较索引中的值	可以有多个	FULLTEXT

在 InnoDB 存储引擎中，根据索引的存储形式，又可以分为以下两种：

分类	含义	特点
聚集索引(Clustered Index)	将数据存储与索引放一块，索引结构的叶子节点保存了行数据	必须有，而且只有一个
二级索引(Secondary Index)	将数据与索引分开存储，索引结构的叶子节点关联的是对应的主键	可以存在多个

演示图：

聚集索引选取规则：

• 如果存在主键，主键索引就是聚集索引
• 如果不存在主键，将使用第一个唯一(UNIQUE)索引作为聚集索引
• 如果表没有主键或没有合适的唯一索引，则 InnoDB 会自动生成一个 rowid 作为隐藏的聚集索引

思考题

1. 以下 SQL 语句，哪个执行效率高？为什么？

select * from user where id = 10;
select * from user where name = 'Arm';
-- 备注：id为主键，name字段创建的有索引

答：第一条语句，因为第二条需要回表查询，相当于两个步骤。

2. InnoDB 主键索引的 B+Tree 高度为多少？

答：假设一行数据大小为1k，一页中可以存储16行这样的数据。InnoDB 的指针占用6个字节的空间，主键假设为bigint，占用字节数为8.
可得公式：n * 8 + (n + 1) * 6 = 16 * 1024，其中 8 表示 bigint 占用的字节数，n 表示当前节点存储的key的数量，(n + 1) 表示指针数量（比key多一个）。算出n约为1170。

如果树的高度为2，那么他能存储的数据量大概为：1171 * 16 = 18736；
如果树的高度为3，那么他能存储的数据量大概为：1171 * 1171 * 16 = 21939856。

另外，如果有成千上万的数据，那么就要考虑分表，涉及运维篇知识。

语法

创建索引：
CREATE [ UNIQUE | FULLTEXT ] INDEX index_name ON table_name (index_col_name, ...);
如果不加 CREATE 后面不加索引类型参数，则创建的是常规索引

查看索引：
SHOW INDEX FROM table_name;

删除索引：
DROP INDEX index_name ON table_name;

案例：

-- name字段为姓名字段，该字段的值可能会重复，为该字段创建索引
create index idx_user_name on tb_user(name);
-- phone手机号字段的值非空，且唯一，为该字段创建唯一索引
create unique index idx_user_phone on tb_user (phone);
-- 为profession, age, status创建联合索引
create index idx_user_pro_age_stat on tb_user(profession, age, status);
-- 为email建立合适的索引来提升查询效率
create index idx_user_email on tb_user(email);

-- 删除索引  
drop index idx_user_email on tb_user;  

使用规则

最左前缀法则

如果索引关联了多列（联合索引），要遵守最左前缀法则，最左前缀法则指的是查询从索引的最左列开始，并且不跳过索引中的列。
如果跳跃某一列，索引将部分失效（后面的字段索引失效）。跳过的话，后面的排序就无从说起了。最左前缀法则在用select的时候，和放的位置是没有关系的，只要存在就行。

联合索引中，出现范围查询（<, >），范围查询右侧的列索引失效。可以用>=或者<=来规避索引失效问题。

索引失效情况

1. 在索引列上进行运算操作，索引将失效。如：explain select * from tb_user where substring(phone, 10, 2) = '15'; 换成 explain select * from tb_user where phone = '17799990015';这是可以的。
2. 字符串类型字段使用时，不加引号，索引将失效。如：explain select * from tb_user where phone = 17799990015;，此处phone的值没有加引号
3. 模糊查询中，如果仅仅是尾部模糊匹配，索引不会是失效；如果是头部模糊匹配，索引失效。如：explain select * from tb_user where profession like '%工程';，前后都有 % 也会失效。explain select * from tb_user where profession like '软件%'; 这个是不会失效的，只有前面加了%才会失效。
4. 用 or 分割开的条件，如果 or 其中一个条件的列没有索引，那么涉及的索引都不会被用到。
5. 如果 MySQL 评估使用索引比全表更慢，则不使用索引。因为只要有一个没有索引，另外一个用不用索引都没有意义，都要进行全表扫描。所以就无需用索引。

SQL 提示

是优化数据库的一个重要手段，简单来说，就是在SQL语句中加入一些人为的提示来达到优化操作的目的。

例如，使用索引：
explain select * from tb_user use index(idx_user_pro) where profession="软件工程";
不使用哪个索引：
explain select * from tb_user ignore index(idx_user_pro) where profession="软件工程";
必须使用哪个索引：
explain select * from tb_user force index(idx_user_pro) where profession="软件工程";

use 是建议，实际使用哪个索引 MySQL 还会自己权衡运行速度去更改，force就是无论如何都强制使用该索引。

覆盖索引&回表查询

尽量使用覆盖索引（查询使用了索引，并且需要返回的列，在该索引中已经全部能找到），减少 select *。

explain 中 extra 字段含义：
using index condition：查找使用了索引，但是需要回表查询数据
using where; using index;：查找使用了索引，但是需要的数据都在索引列中能找到，所以不需要回表查询

覆盖索引：
如果在生成的二级索引（辅助索引）中可以一次性获得select所需要的字段，不需要回表查询。

如果在聚集索引中直接能找到对应的行，则直接返回行数据，只需要一次查询，哪怕是select *；
如果在辅助索引（二级索引）中找聚集索引，如select id, name from xxx where name='xxx';，也只需要通过辅助索引(name)查找到对应的id，返回name和name索引对应的id即可，只需要一次查询；
如果是通过辅助索引查找其他字段，则需要回表查询，如select id, name, gender from xxx where name='xxx';

所以尽量不要用select *，容易出现回表查询，降低效率，除非有联合索引包含了所有字段

面试题：一张表，有四个字段（id, username, password, status），由于数据量大，需要对以下SQL语句进行优化，该如何进行才是最优方案：
select id, username, password from tb_user where username='itcast';

解：给username和password字段建立联合索引，则不需要回表查询，直接覆盖索引。
username和password字段建立联合索引的叶子节点挂的就是 id 所以不需要三者同时建索引。

前缀索引

当字段类型为字符串（varchar, text等）时，有时候需要索引很长的字符串，这会让索引变得很大，查询时，浪费大量的磁盘IO，影响查询效率，此时可以只降字符串的一部分前缀，建立索引，这样可以大大节约索引空间，从而提高索引效率。

语法：create index idx_xxxx on table_name(columnn(n));
前缀长度：可以根据索引的选择性来决定，而选择性是指不重复的索引值（基数）和数据表的记录总数的比值，索引选择性越高则查询效率越高，唯一索引的选择性是1，这是最好的索引选择性，性能也是最好的。

求选择性公式：

select count(distinct email) / count(*) from tb_user;
select count(distinct substring(email, 1, 5)) / count(*) from tb_user;

前缀索引中是有可能碰到相同的索引的情况的（因为选择性可能不为1），所以使用前缀索引进行查询的时候，mysql 会有一个回表查询的过程，确定是否为所需数据。如图中的查询到lvbu6之后还要进行回表，回表完再查xiaoy，看到xiaoy是不需要的数据，则停止查下一个。

show index 里面的sub_part可以看到接取的长度

单列索引&联合索引

单列索引：即一个索引只包含单个列
联合索引：即一个索引包含了多个列
在业务场景中，如果存在多个查询条件，考虑针对于查询字段建立索引时，建议建立联合索引，而非单列索引。

单列索引情况：

explain select id, phone, name from tb_user where phone = '17799990010' and name = '韩信';
phone 和 name 都建立了索引情况下，这句只会用到phone索引字段。

联合索引的数据组织图：

注意事项

• 多条件联合查询时，MySQL优化器会评估哪个字段的索引效率更高，会选择该索引完成本次查询。

设计原则

1. 针对于数据量较大，且查询比较频繁的表建立索引
2. 针对于常作为查询条件（where）、排序（order by）、分组（group by）操作的字段建立索引
3. 尽量选择区分度高的列作为索引，尽量建立唯一索引，区分度越高，使用索引的效率越高
4. 如果是字符串类型的字段，字段长度较长，可以针对于字段的特点，建立前缀索引
5. 尽量使用联合索引，减少单列索引，查询时，联合索引很多时候可以覆盖索引，节省存储空间，避免回表，提高查询效率
6. 要控制索引的数量，索引并不是多多益善，索引越多，维护索引结构的代价就越大，会影响增删改的效率
7. 如果索引列不能存储NULL值，请在创建表时使用NOT NULL约束它。当优化器知道每列是否包含NULL值时，它可以更好地确定哪个索引最有效地用于查询

SQL 优化

插入数据

普通插入：

1. 采用批量插入（一次插入的数据不建议超过1000条，500 - 1000 为宜）
2. 手动提交事务
3. 主键顺序插入（主键顺序插入的效率大于乱序插入）

大批量插入：
如果一次性需要插入大批量数据，使用insert语句插入性能较低，此时可以使用MySQL数据库提供的load指令插入。

# 客户端连接服务端时，加上参数 --local-infile（这一行在bash/cmd界面输入）
mysql --local-infile -u root -p
# 设置全局参数local_infile为1，开启从本地加载文件导入数据的开关
set global local_infile = 1;
select @@local_infile;
# 执行load指令将准备好的数据，加载到表结构中，先要把表建立起来。
load data local infile '/root/sql1.log' into table 'tb_user' fields terminated by ',' lines terminated by '\n';

主键优化

数据组织方式：在InnoDB存储引擎中，表数据都是根据主键顺序组织存放的，这种存储方式的表称为索引组织表（Index organized table, IOT）

主键的顺序的插入过程如下：

但是如果主键是乱序插入的话，就会导致需要插入的位置为中间的位置，会有页分裂的过程。

页分裂：页可以为空，也可以填充一般，也可以填充100%，每个页包含了2-N行数据（如果一行数据过大，会行溢出），根据主键排列。

页合并：当删除一行记录时，实际上记录并没有被物理删除，只是记录被标记（flaged）为删除并且它的空间变得允许被其他记录声明使用。当页中删除的记录到达 MERGE_THRESHOLD（默认为页的50%），InnoDB会开始寻找最靠近的页（前后）看看是否可以将这两个页合并以优化空间使用。

MERGE_THRESHOLD：合并页的阈值，可以自己设置，在创建表或创建索引时指定

文字说明不够清晰明了，具体可以看视频里的PPT演示过程：https://www.bilibili.com/video/BV1Kr4y1i7ru?p=90

主键设计原则：

• 满足业务需求的情况下，尽量降低主键的长度，二级索引的叶子节点保存的就是主键，所以主键小占用的空间也就会少。
• 插入数据时，尽量选择顺序插入，选择使用 AUTO_INCREMENT 自增主键
• 尽量不要使用 UUID 做主键或者是其他的自然主键，如身份证号，占用的空间大。
• 业务操作时，避免对主键的修改

order by优化

1. Using filesort：通过表的索引或全表扫描，读取满足条件的数据行，然后在排序缓冲区 sort buffer 中完成排序操作，所有不是通过索引直接返回排序结果的排序都叫 FileSort 排序
2. Using index：通过有序索引顺序扫描直接返回有序数据，这种情况即为 using index，不需要额外排序，操作效率高

如果order by字段全部使用升序排序或者降序排序，则都会走索引，但是如果一个字段升序排序，另一个字段降序排序，则不会走索引，explain的extra信息显示的是Using index, Using filesort，如果要优化掉Using filesort，则需要另外再创建一个索引，如：create index idx_user_age_phone_ad on tb_user(age asc, phone desc);，此时使用select id, age, phone from tb_user order by age asc, phone desc;会全部走索引

总结：

• 根据排序字段建立合适的索引，多字段排序时，也遵循最左前缀法则
• 尽量使用覆盖索引
• 多字段排序，一个升序一个降序，此时需要注意联合索引在创建时的规则（ASC/DESC）
• 如果不可避免出现filesort，大数据量排序时，可以适当增大排序缓冲区大小 sort_buffer_size（默认256k）

group by优化

• 在分组操作时，可以通过索引来提高效率
• 分组操作时，索引的使用也是满足最左前缀法则的

如索引为idx_user_pro_age_stat，则句式可以是select ... where profession order by age，这样也符合最左前缀法则

limit优化

常见的问题如limit 2000000, 10，此时需要 MySQL 排序前2000000条记录，但仅仅返回2000000 - 2000010的记录，其他记录丢弃，查询排序的代价非常大。
优化方案：一般分页查询时，通过创建覆盖索引能够比较好地提高性能，可以通过覆盖索引加子查询形式进行优化

例如：

-- 此语句耗时很长
select * from tb_sku limit 9000000, 10;
-- 通过覆盖索引加快速度，直接通过主键索引进行排序及查询
select id from tb_sku order by id limit 9000000, 10;
-- 下面的语句是错误的，因为 MySQL 不支持 in 里面使用 limit
-- select * from tb_sku where id in (select id from tb_sku order by id limit 9000000, 10);
-- 通过连表查询即可实现第一句的效果，并且能达到第二句的速度
select * from tb_sku as s, (select id from tb_sku order by id limit 9000000, 10) as a where s.id = a.id;

count优化

MyISAM 引擎把一个表的总行数存在了磁盘上，因此执行 count(*) 的时候会直接返回这个数，效率很高（前提是不适用where）；
InnoDB 在执行 count(*) 时，需要把数据一行一行地从引擎里面读出来，然后累计计数。
优化方案：自己计数，如创建key-value表存储在内存或硬盘，或者是用redis

count的几种用法：

• 如果count函数的参数（count里面写的那个字段）不是NULL（字段值不为NULL），累计值就加一，最后返回累计值
• 用法：count(*)、count(主键)、count(字段)、count(1)
• count(主键)跟count(*)一样，因为主键不能为空；count(字段)只计算字段值不为NULL的行；count(1)引擎会为每行添加一个1，然后就count这个1，返回结果也跟count(*)一样；count(null)返回0

各种用法的性能：

• count(主键)：InnoDB引擎会遍历整张表，把每行的主键id值都取出来，返回给服务层，服务层拿到主键后，直接按行进行累加（主键不可能为空）
• count(字段)：没有not null约束的话，InnoDB引擎会遍历整张表把每一行的字段值都取出来，返回给服务层，服务层判断是否为null，不为null，计数累加；有not null约束的话，InnoDB引擎会遍历整张表把每一行的字段值都取出来，返回给服务层，直接按行进行累加
• count(1)：InnoDB 引擎遍历整张表，但不取值。服务层对于返回的每一层，放一个数字 1 进去，直接按行进行累加
• count(*)：InnoDB 引擎并不会把全部字段取出来，而是专门做了优化，不取值，服务层直接按行进行累加

按效率排序：count(字段) < count(主键) < count(1) < count(*)，所以尽量使用 count(*)

update优化（避免行锁升级为表锁）

InnoDB 的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，并且该索引不能失效，否则会从行锁升级为表锁。

如以下两条语句：
update student set no = '123' where id = 1;，这句由于id有主键索引，所以只会锁这一行；
update student set no = '123' where name = 'test';，这句由于name没有索引，所以会把整张表都锁住进行数据更新，解决方法是给name字段添加索引，就可以由表锁变成行锁。

视图

视图（View）是一种虚拟存在的表。视图中的数据并不在数据库中实际存在，行和列数据来自定义视图的查询中使用的表，并且是在使用视图时动态生成的。
通俗的讲，视图只保存了查询的SQL逻辑，不保存查询结果。所以我们在创建视图的时候，主要的工作就落在创建这条SQL查询语句上。

创建视图

CREATE [ OR REPLACE ] VIEW 视图名称[（列名列表）] AS SELECT 语句 [ WITH [ CASCADED | LOCAL ] CHECK OPTION ]

例子： create or replace view stu_wll as select id,name from student where id<=10;

查询视图

查看创建视图语句： SHOW CREATE VIEW 视图名称；

查看视图数据：SELECT*FROM 视图名称；
show create view stu_v_1;

修改视图

方式一：CREATE[OR REPLACE] VIEW 视图名称[（列名列表)）] AS SELECT 语句[ WITH[ CASCADED | LOCAL ] CHECK OPTION ]

方式二：ALTER VIEW 视图名称 [（列名列表)] AS SELECT语句 [WITH [CASCADED | LOCAL] CHECK OPTION]

删除视图

DROP VIEW [IF EXISTS] 视图名称 [视图名称]

视图检查选项

当使用WITH CHECK QPTION子句创建视图时，MySQL会通过视图检查正在更改的每个行，例如插入，更新，删除，以使其符合视图的定义。MySQL允许基于另一个视图创建视图，它还会检查依赖视图中的规则以保持一致性。为了确定检查的范围，mysql提供了两个选项：CASCADED 和 LOCAL ，默认值为 CASCADED。

NOTE：如果没有开检查选项就不会进行检查。不同版本是不同含义的，要看版本。

CASCADED

级联，一旦选择了这个选项，除了会检查创建视图时候的条件，还会检查所依赖视图的条件。

比如下面的例子：创建stu_V_l 视图，id是小于等于 20的。
create or replace view stu_V_l as select id,name from student where id <=20;
再创建 stu_v_2 视图，20 >= id >=10。
create or replace view stu_v_2 as select id,name from stu_v_1 where id >=10 with cascaded check option;
再创建 stu_v_3 视图。
create or replace view stu_v_3 as select id,name from stu_v_2 where id<=15;
这条数据能够成功，stu_v_3 没有开检查选项所以不会 去判断 id 是否小于等于15, 直接检查 是否满足 stu_v_2。
insert into stu_v_3 values(17,'Tom');

LOCAL

本地的条件也会检查，还会向上检查。在向上找的时候，就要看是否上面开了检查选项，如果没开就不检查。和 CASCADED 的区别就是 CASCADED 不管上面开没开检查选项都会进行检查。

更新及作用

要使视图可更新，视图中的行与基础表中的行之间必须存在一对一的关系。如果视图包含以下任何一项，则该视图不可更新

1. 聚合函数或窗口函数 ( SUM()、MIN()、MAX()、COUNT() 等 )
2. DISTINCT
3. GROUP BY
4. HAVING
5. UNION 或者UNION ALL

例子： 使用了聚合函数，插入会失败。
create view stu_v_count as select count(*) from student;
insert into stu_v_count values(10);

作用

视图不仅可以简化用户对数据的理解，也可以简化他们的操作。那些被经常使用的查询可以被定义为视图，从而使得用户不必为以后的操作每次指定全部的条件。

安全
数据库可以授权，但不能授权到数据库特定行和特定的列上。通过视图用户只能查询和修改他们所能见到的数据
数据独立
视图可帮助用户屏蔽真实表结构变化带来的影响。

总而言之 类似于给表加上了一个外壳，通过这个外壳访问表的时候，只能按照所设计的方式进行访问与更新。

存储过程

存储过程是事先经过编译并存储在数据库中的一段SQL 语句的集合，调用存储过程可以简化应用开发人员的很多工作，减少数据在数据库和应用服务器之间的传输，对于提高数据处理的效率是有好处的。
存储过程思想上很简单，就是数据库SQL 语言层面的代码封装与重用。

特点

1. 封装
2. 复用
3. 可以接收参数，也可以返回数据减少网络交互，效率提升

创建

CREATE PROCEDURE 存储过程名称( [参数列表] ) 

BEGIN

	 SQL 语句 

END;

NOTE: 在命令行中，执行创建存储过程的SQL时，需要通过关键字delimiter 指定SQL语句的结束符。默认是 分号作为结束符。

delimiter $ ，则 $ 符作为结束符。

调用

CALL 名称 ( [参数])

查看

查询指定数据库的存储过程及状态信息

SELECT* FROM INFORMATION_SCHEMA.ROUTINES WHERE ROUTINE_SCHEMA = 'xxx'

存储过程名称；–查询某个存储过程的定义

SHOW CREATE PROCEDURE

删除

DROP PROCEDURE [ IFEXISTS ] 存储过程名称

游标

游标（CURSOR）是用来存储查询结果集的数据类型，在存储过程和函数中可以使用游标对结果集进行循环的处理。游标的使用包括游标的声明、OPEN、FETCH和CLOSE，其语法分别如下。

声明游标：
DECLARE 游标名称 CURSOR FOR 查询语句

打开游标：
OPEN 游标名称

获取游标记录：
FETCH 游标名称INTO变量[变量]

条件处理程序：
条件处理程序（Handler）可以用来定义在流程控制结构执行过程中遇到问题时相应的处理步骤。具体语法为：

DECLARE handler action HANDLER FOR condition value L condition value]…statement

handler_action CONTINUE：继续执行当前程序

EXIT：终止执行当前程序

condition_value :

SQLSTATE sqlstate_value：状态码，如02000

SQLWARNING：所有以01开头的SQLSTATE代码的简写

NOT FOUND：所有以02开头的SQLSTATE代码的简写

SQLEXCEPTION：所有没有被SQLWARNING或NOT FOUND捕获的SQLSTATE代码的简写

例子：

NOTE：要先声明普通变量，再申请游标。

要求：
根据传入的参数uage，来查询用户表tb_user中，所有的用户年龄小于等于uage的用户姓名（name）和专业（profession），并将用户的姓名和专业插入到所创建的一张新表（id，name，profession）中。

create procedure p1l(in uage int)

	begin

		declare uname varchar(100); 

		decLare upro varchar(100);

		declare u_cursor cursor for select name,profession from tb_user where age <= uage; 

		当 条件处理程序的处理的状态码为02000的时候，就会退出。
		declare exit handler for SQLSTATE '02000'close u_cursor;

		drop table if exists tb_user_pro; 

		create table if not exists tb_user_pro(

		id int primary key auto_increment, 

		name varchar(100), 

		profession varchar(100)

		);

		open u_cursor; 

		while true do 

		fetch u_cursor into uname,Upro; 

		insert into tb_user_pro values(null,uname,Upro); 

		end while;

		close u_cursor; 

	end;

触发器

介绍
触发器是与表有关的数据库对象，指在insert/update/delete之前或之后，触发并执行触发器中定义的SQL语句集合。触发器的这种特性可以协助应用在数据库端确保数据的完整性，日志记录，数据校验等操作。
使用别名OLD和NEW来引用触发器中发生变化的记录内容，这与其他的数据库是相似的。现在触发器还只支持行级触发（比如说 一条语句影响了 5 行 则会被触发 5 次），不支持语句级触发（比如说 一条语句影响了 5 行 则会被触发 1 次）。

触发器类型	NEW 和 OLD
INSERT	NEW 表示将要或者已经新增的数据
UPDATE	OLD表示修改之前的数据，NEW表示将要或已经修改后的数据
DELETE	OLD表示将要或者已经删除的数据

锁

锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。在数据库中，除传统的计算资源（CPU、RAM、I/O）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。

NOTE : 针对事物才有加锁的意义。

分类：MySQL中的锁，按照锁的粒度分，分为以下三类：

1. 全局锁：锁定数据库中的所有表。
2. 表级锁：每次操作锁住整张表。
3. 行级锁：每次操作锁住对应的行数据。

全局锁：

全局锁就是对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态，后续的DML的写语句，DDL语句，已经更新操作的事务提交语句都将被阻塞。
其典型的使用场景是做全库的逻辑备份，对所有的表进行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。

表锁：

表级锁，每次操作锁住整张表。锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。应用在MyISAM、InnoDB、BDB等存储引擎中。

对于表级锁，主要分为以下三类：

1. 表锁：对于表锁，分为两类：1.表共享读锁（read lock）所有的事物都只能读（当前加锁的客户端也只能读，不能写），不能写 2.表独占写锁（write lock），对当前加锁的客户端，可读可写，对于其他的客户端，不可读也不可写。
   读锁不会阻塞其他客户端的读，但是会阻塞写。写锁既会阻塞其他客户端的读，又会阻塞其他客户端的写。

2. 元数据锁（meta data lock，MDL），MDL加锁过程是系统自动控制，无需显式使用，在访问一张表的时候会自动加上。MDL锁主要作用是维护表元数据的数据一致性，在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作。在MySQL5.5中引入了MDL，当对一张表进行增删改查的时候，加MDL读锁（共享）;当对表结构进行变更操作的时候，加MDL写锁（排他）。

3. 意向锁: 为了避免DML在执行时，加的行锁与表锁的冲突，在InnoDB中引入了意向锁，使得表锁不用检查每行数据是否加锁，使用意向锁来减少表锁的检查。
   一个客户端对某一行加上了行锁，那么系统也会对其加上一个意向锁，当别的客户端来想要对其加上表锁时，便会检查意向锁是否兼容，若是不兼容，便会阻塞直到意向锁释放。

意向锁兼容性：

1. 意向共享锁（IS）：与表锁共享锁（read）兼容，与表锁排它锁（write）互斥。
2. 意向排他锁（lX）：与表锁共享锁（read）及排它锁（write）都互斥。意向锁之间不会互斥。

行锁：

行级锁，每次操作锁住对应的行数据。锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。应用在InnoDB存储引擎中。
InnoDB的数据是基于索引组织的，行锁是通过对索引上的索引项加锁来实现的，而不是对记录加的锁。对于行级锁，主要分为以下三类：

1. 行锁（Record Lock）：锁定单个行记录的锁，防止其他事务对此行进行update和delete。在RC（read commit ）、RR（repeat read）隔离级别下都支持。
2. 间隙锁（GapLock）：锁定索引记录间隙（不含该记录），确保索引记录间隙不变，防止其他事务在这个间隙进行insert，产生幻读。在RR隔离级别下都支持。比如说 两个临近叶子节点为 15 23，那么间隙就是指 [15 , 23],锁的是这个间隙。
3. 临键锁（Next-Key Lock）：行锁和间隙锁组合，同时锁住数据，并锁住数据前面的间隙Gap。在RR隔离级别下支持。

InnoDB实现了以下两种类型的行锁：

1. 共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排它锁。
2. 排他锁（X）：允许获取排他锁的事务更新数据，阻止其他事务获得相同数据集的共享锁和排他锁。

SQL	行锁类型	说明
insert	排他锁	自动加锁
update	排他锁	自动加锁
delete	排他锁	自动加锁
select	不加任何锁
select　lock　in　share mode	排他锁	需要手动在SELECT之后加LOCK IN SHARE MODE
select　for　update	排他锁	需要手动在SELECT之后加FOR UPDATE

行锁 - 演示

默认情况下，InnoDB在REPEATABLE READ事务隔离级别运行，InnoDB使用next-key 锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

1. 针对唯一索引进行检索时，对已存在的记录进行等值匹配时，将会自动优化为行锁。
2. InnoDB的行锁是针对于索引加的锁，不通过索引条件检索数据，那么InnoDB将对表中的所有记录加锁，此时就会升级为表锁。

间隙锁/临键锁-演示

默认情况下，InnoDB在REPEATABLE READ事务隔离级别运行，InnoDB使用next-key 锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

1. 索引上的等值查询（唯一索引），给不存在的记录加锁时，优化为间隙锁。
2. 索引上的等值查询（普通索引），向右遍历时最后一个值不满足查询需求时，next-key lock 退化为间隙锁。
3. 索引上的范围查询（唯一索引）–会访问到不满足条件的第一个值为止。

注意：间隙锁唯一目的是防止其他事务插入间隙。间隙锁可以共存，一个事务采用的间隙锁不会阻止另一个事务在同一间隙上采用间隙锁。

InnoDB 引擎

逻辑存储结构

表空间（ibd文件），一个mysql实例可以对应多个表空间，用于存储记录、索引等数据。

段，分为数据段（Leaf node segment）、索引段（Non-leaf node segment）、回滚段（Rollback segment），InnoDB是索引组织表，数据段就是B+树的叶子节点，索引段即为B+树的非叶子节点。段用来管理多个Extent（区）。

区，表空间的单元结构，每个区的大小为1M。默认情况下，InnoDB存储引擎页大小为16K，即一个区中一共有64个连续的页。

页，是InnoDB存储引擎磁盘管理的最小单元，每个页的大小默认为16KB。为了保证页的连续性，InnoDB存储引擎每从磁盘申请4-5个区。一页包含若干行。

行，InnoDB存储引擎数据是按进行存放的。

架构

Buffer Pool：缓冲池是主内存中的一个区域，里面可以缓存磁盘上经常操作的真实数据，在执行增删改查操作时，先操作缓冲池中的数据（若缓冲池没有数据，则从磁盘加载并缓存），然后再以一定频率刷新到磁盘，从而减少磁盘I0，加快处理速度。

磁盘架构：

InnoDB的整个体系结构为：

当业务操作的时候直接操作的是内存缓冲区，如果缓冲区当中没有数据，则会从磁盘中加载到缓冲区，增删改查都是在缓冲区的，后台线程以一定的速率刷新到磁盘。

事务原理

事务是一组操作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求，即这些操作要么同时成功，要么同时败。具有ACID四大特征。

原子性，一致性，持久性这三大特性由 redo log 和 undo log 日志来保证的。
隔离性 是由锁机制和MVCC保证的。

redo log:

重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理修改，是用来实现事务的持久性。
该日志文件由两部分组成：重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log file），前者是在内存中，后者在磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志文件中，用于在刷新脏页到磁盘，发生错误时，进行数据恢复使用。

个人理解： 事物每次提交的时候都会将数据刷到redo log中而不是直接将buffer pool中的数据直接刷到磁盘中（ibd文件中），是因为redo log 是顺序写，性能处理的够快，直接刷到ibd中，是随机写，性能慢。所以脏页是在下一次读的时候，或者后台线程采用一定的机制进行刷盘到ibd中。

undo log:
回滚日志，用于记录数据被修改前的信息，作用包含两个：提供回滚和MVCC（多版本并发控制）。
undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录，undo log中会记录一条对应的insert记录，反之亦然，当update一条记录时，它记录一条对应相反的update记录。当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。

Undo log销毁：undo log在事务执行时产生，事务提交时，并不会立即删除undo log，因为这些日志可能还用于MVCC。
Undo log存储：undo log采用段的方式进行管理和记录，存放在前面介绍的rollback segment回滚段中，内部包含1024个undo log segment。

MVCC

当前读:

读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁。对于我们日常的操作，如：

• select…lock in share mode（共享锁）。
• select……for update、update、insert、delete（排他锁）都是一种当前读。

快照读:

简单的select（不加锁）就是快照读，快照读，读取的是记录数据的可见版本，有可能是历史数据，不加锁，是非阻塞读。

• Read Committed：每次select，都生成一个快照读。
• Repeatable Read：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
• Serializable：快照读会退化为当前读。

MVCC:

全称Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制。指维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能。MVCC的具体实现，还需要依赖于数据库记录中的三个隐式字段、undo log日志、readView。

MVCC 实现原理:

有三个隐藏的字段:

undo log回滚日志，在insert、update、delete的时候产生的便于数据回滚的日志。
当insert的时候，产生的undo log日志只在回滚时需要，在事务提交后，可被立即删除。
而update、delete的时候，产生的undo log日志不仅在回滚时需要，在快照读时也需要，不会立即被删除。

undo log 版本链：

undo log日志会记录原来的版本的数据，因为是通过undo log 日志进行回滚的。

如何确定返回哪一个版本 这是由read view决定返回 undo log 中的哪一个版本。

RC隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
RR隔离级别下，在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续会复用。

https://www.bilibili.com/video/BV1Kr4y1i7ru?p=145&spm_id_from=pageDriver&vd_source=bbc04b831b54029788a178a7c2e9ae20

MVCC 靠 隐藏字段 , undo log 版本链 , read view 实现的。

• 原子性-undo log
• 持久性-redo log
• 一致性-undo log + redo log
• 隔离性-锁 + MVCC

数据类型

整型

类型名称	取值范围	大小
TINYINT	-128〜127	1个字节
SMALLINT	-32768〜32767	2个宇节
MEDIUMINT	-8388608〜8388607	3个字节
INT (INTEGHR)	-2147483648〜2147483647	4个字节
BIGINT	-9223372036854775808〜9223372036854775807	8个字节

无符号在数据类型后加 unsigned 关键字。

浮点型

类型名称	说明	存储需求
FLOAT	单精度浮点数	4 个字节
DOUBLE	双精度浮点数	8 个字节
DECIMAL (M, D)，DEC	压缩的“严格”定点数	M+2 个字节

日期和时间

类型名称	日期格式	日期范围	存储需求
YEAR	YYYY	1901 ~ 2155	1 个字节
TIME	HH:MM:SS	-838:59:59 ~ 838:59:59	3 个字节
DATE	YYYY-MM-DD	1000-01-01 ~ 9999-12-3	3 个字节
DATETIME	YYYY-MM-DD HH:MM:SS	1000-01-01 00:00:00 ~ 9999-12-31 23:59:59	8 个字节
TIMESTAMP	YYYY-MM-DD HH:MM:SS	1980-01-01 00:00:01 UTC ~ 2040-01-19 03:14:07 UTC	4 个字节

字符串

类型名称	说明	存储需求
CHAR(M)	固定长度非二进制字符串	M 字节，1<=M<=255
VARCHAR(M)	变长非二进制字符串	L+1字节，在此，L< = M和 1<=M<=255
TINYTEXT	非常小的非二进制字符串	L+1字节，在此，L<2^8
TEXT	小的非二进制字符串	L+2字节，在此，L<2^16
MEDIUMTEXT	中等大小的非二进制字符串	L+3字节，在此，L<2^24
LONGTEXT	大的非二进制字符串	L+4字节，在此，L<2^32
ENUM	枚举类型，只能有一个枚举字符串值	1或2个字节，取决于枚举值的数目 (最大值为65535)
SET	一个设置，字符串对象可以有零个或 多个SET成员	1、2、3、4或8个字节，取决于集合 成员的数量（最多64个成员）

二进制类型

类型名称	说明	存储需求
BIT(M)	位字段类型	大约 (M+7)/8 字节
BINARY(M)	固定长度二进制字符串	M 字节
VARBINARY (M)	可变长度二进制字符串	M+1 字节
TINYBLOB (M)	非常小的BLOB	L+1 字节，在此，L<2^8
BLOB (M)	小 BLOB	L+2 字节，在此，L<2^16
MEDIUMBLOB (M)	中等大小的BLOB	L+3 字节，在此，L<2^24
LONGBLOB (M)	非常大的BLOB	L+4 字节，在此，L<2^32

权限一览表

具体权限的作用详见官方文档

GRANT 和 REVOKE 允许的静态权限

Privilege	Grant Table Column	Context
ALL [PRIVILEGES]	Synonym for “all privileges”	Server administration
ALTER	Alter_priv	Tables
ALTER ROUTINE	Alter_routine_priv	Stored routines
CREATE	Create_priv	Databases, tables, or indexes
CREATE ROLE	Create_role_priv	Server administration
CREATE ROUTINE	Create_routine_priv	Stored routines
CREATE TABLESPACE	Create_tablespace_priv	Server administration
CREATE TEMPORARY TABLES	Create_tmp_table_priv	Tables
CREATE USER	Create_user_priv	Server administration
CREATE VIEW	Create_view_priv	Views
DELETE	Delete_priv	Tables
DROP	Drop_priv	Databases, tables, or views
DROP ROLE	Drop_role_priv	Server administration
EVENT	Event_priv	Databases
EXECUTE	Execute_priv	Stored routines
FILE	File_priv	File access on server host
GRANT OPTION	Grant_priv	Databases, tables, or stored routines
INDEX	Index_priv	Tables
INSERT	Insert_priv	Tables or columns
LOCK TABLES	Lock_tables_priv	Databases
PROCESS	Process_priv	Server administration
PROXY	See proxies_priv table	Server administration
REFERENCES	References_priv	Databases or tables
RELOAD	Reload_priv	Server administration
REPLICATION CLIENT	Repl_client_priv	Server administration
REPLICATION SLAVE	Repl_slave_priv	Server administration
SELECT	Select_priv	Tables or columns
SHOW DATABASES	Show_db_priv	Server administration
SHOW VIEW	Show_view_priv	Views
SHUTDOWN	Shutdown_priv	Server administration
SUPER	Super_priv	Server administration
TRIGGER	Trigger_priv	Tables
UPDATE	Update_priv	Tables or columns
USAGE	Synonym for “no privileges”	Server administration

GRANT 和 REVOKE 允许的动态权限

Privilege	Context
APPLICATION_PASSWORD_ADMIN	Dual password administration
AUDIT_ABORT_EXEMPT	Allow queries blocked by audit log filter
AUDIT_ADMIN	Audit log administration
AUTHENTICATION_POLICY_ADMIN	Authentication administration
BACKUP_ADMIN	Backup administration
BINLOG_ADMIN	Backup and Replication administration
BINLOG_ENCRYPTION_ADMIN	Backup and Replication administration
CLONE_ADMIN	Clone administration
CONNECTION_ADMIN	Server administration
ENCRYPTION_KEY_ADMIN	Server administration
FIREWALL_ADMIN	Firewall administration
FIREWALL_EXEMPT	Firewall administration
FIREWALL_USER	Firewall administration
FLUSH_OPTIMIZER_COSTS	Server administration
FLUSH_STATUS	Server administration
FLUSH_TABLES	Server administration
FLUSH_USER_RESOURCES	Server administration
GROUP_REPLICATION_ADMIN	Replication administration
GROUP_REPLICATION_STREAM	Replication administration
INNODB_REDO_LOG_ARCHIVE	Redo log archiving administration
NDB_STORED_USER	NDB Cluster
PASSWORDLESS_USER_ADMIN	Authentication administration
PERSIST_RO_VARIABLES_ADMIN	Server administration
REPLICATION_APPLIER	PRIVILEGE_CHECKS_USER for a replication channel
REPLICATION_SLAVE_ADMIN	Replication administration
RESOURCE_GROUP_ADMIN	Resource group administration
RESOURCE_GROUP_USER	Resource group administration
ROLE_ADMIN	Server administration
SESSION_VARIABLES_ADMIN	Server administration
SET_USER_ID	Server administration
SHOW_ROUTINE	Server administration
SYSTEM_USER	Server administration
SYSTEM_VARIABLES_ADMIN	Server administration
TABLE_ENCRYPTION_ADMIN	Server administration
VERSION_TOKEN_ADMIN	Server administration
XA_RECOVER_ADMIN	Server administration

小技巧

1. 在SQL语句之后加上\G会将结果的表格形式转换成行文本形式
2. 查看Mysql数据库占用空间：

SELECT table_schema "Database Name"
     , SUM(data_length + index_length) / (1024 * 1024) "Database Size in MB"
FROM information_schema.TABLES
GROUP BY table_schema;