MySQL知识点总结

只要字段值还可以继续拆分,就不满足第一范式。

范式设计得越详细,对某些实际操作可能会更好,但并非都有好处,需要对项目的实际情况进行设定。

在满足第一范式的前提下,其他列都必须完全依赖于主键列。 如果出现不完全依赖,只可能发生在联合主键的情况下:

实际上,在这张订单表中,product_name 只依赖于 product_id ,customer_name 只依赖于 customer_id。也就是说,product_name 和 customer_id 是没用关系的,customer_name 和 product_id 也是没有关系的。

这就不满足第二范式:其他列都必须完全依赖于主键列!

拆分之后,myorder 表中的 product_id 和 customer_id 完全依赖于 order_id 主键,而 product 和 customer 表中的其他字段又完全依赖于主键。满足了第二范式的设计!

在满足第二范式的前提下,除了主键列之外,其他列之间不能有传递依赖关系。

表中的 customer_phone 有可能依赖于 order_id 、 customer_id 两列,也就不满足了第三范式的设计:其他列之间不能有传递依赖关系。

修改后就不存在其他列之间的传递依赖关系,其他列都只依赖于主键列,满足了第三范式的设计!

查询每门课的平均成绩。

查询 score 表中至少有 2 名学生选修,并以 3 开头的课程的平均分数。

分析表发现,至少有 2 名学生选修的课程是 3-105 、3-245 、6-166 ,以 3 开头的课程是 3-105 、3-245。也就是说,我们要查询所有 3-105 和 3-245 的 degree 平均分。

查询所有学生的 name,以及该学生在 score 表中对应的 c_no 和 degree 。

通过分析可以发现,只要把 score 表中的 s_no 字段值替换成 student 表中对应的 name 字段值就可以了,如何做呢?

查询所有学生的 no 、课程名称 ( course 表中的 name ) 和成绩 ( score 表中的 degree ) 列。

只有 score 关联学生的 no ,因此只要查询 score 表,就能找出所有和学生相关的 no 和 degree :

然后查询 course 表:

只要把 score 表中的 c_no 替换成 course 表中对应的 name 字段值就可以了。

查询所有学生的 name 、课程名 ( course 表中的 name ) 和 degree 。

只有 score 表中关联学生的学号和课堂号,我们只要围绕着 score 这张表查询就好了。

只要把 s_no 和 c_no 替换成 student 和 srouse 表中对应的 name 字段值就好了。

首先把 s_no 替换成 student 表中的 name 字段:

再把 c_no 替换成 course 表中的 name 字段:

查询 95031 班学生每门课程的平均成绩。

在 score 表中根据 student 表的学生编号筛选出学生的课堂号和成绩:

这时只要将 c_no 分组一下就能得出 95031 班学生每门课的平均成绩:

查询在 3-105 课程中,所有成绩高于 109 号同学的记录。

首先筛选出课堂号为 3-105 ,在找出所有成绩高于 109 号同学的的行。

查询所有成绩高于 109 号同学的 3-105 课程成绩记录。

查询所有和 101 、108 号学生同年出生的 no 、name 、birthday 列。

查询 ‘张旭’ 教师任课的学生成绩表。

首先找到教师编号:

通过 sourse 表找到该教师课程号:

通过筛选出的课程号查询成绩表:

查询某选修课程多于5个同学的教师姓名。

首先在 teacher 表中,根据 no 字段来判断该教师的同一门课程是否有至少5名学员选修:

查看和教师编号有有关的表的信息:

我们已经找到和教师编号有关的字段就在 course 表中,但是还无法知道哪门课程至少有5名学生选修,所以还需要根据 score 表来查询:

根据筛选出来的课程号,找出在某课程中,拥有至少5名学员的教师编号:

在 teacher 表中,根据筛选出来的教师编号找到教师姓名:

查询 “计算机系” 课程的成绩表。

思路是,先找出 course 表中所有 计算机系 课程的编号,然后根据这个编号查询 score 表。

查询 计算机系 与 电子工程系 中的不同职称的教师。

查询课程 3-105 且成绩 至少 高于 3-245 的 score 表。

查询课程 3-105 且成绩高于 3-245 的 score 表。

查询某课程成绩比该课程平均成绩低的 score 表。

查询所有任课 ( 在 course 表里有课程 ) 教师的 name 和 department 。

查询 student 表中至少有 2 名男生的 class 。

查询 student 表中不姓 “王” 的同学记录。

查询 student 表中每个学生的姓名和年龄。

查询 student 表中最大和最小的 birthday 值。

以 class 和 birthday 从大到小的顺序查询 student 表。

查询 “男” 教师及其所上的课程。

查询最高分同学的 score 表。

查询和 “李军” 同性别的所有同学 name 。

查询和 “李军” 同性别且同班的同学 name 。

查询所有选修 “计算机导论” 课程的 “男” 同学成绩表。

需要的 “计算机导论” 和性别为 “男” 的编号可以在 course 和 student 表中找到。

建立一个 grade 表代表学生的成绩等级,并插入数据:

查询所有学生的 s_no 、c_no 和 grade 列。

思路是,使用区间 ( BETWEEN ) 查询,判断学生的成绩 ( degree ) 在 grade 表的 low 和 upp 之间。

准备用于测试连接查询的数据:

分析两张表发现,person 表并没有为 cardId 字段设置一个在 card 表中对应的 id 外键。如果设置了的话,person 中 cardId 字段值为 6 的行就插不进去,因为该 cardId 值在 card 表中并没有。

要查询这两张表中有关系的数据,可以使用 INNER JOIN ( 内连接 ) 将它们连接在一起。

完整显示左边的表 ( person ) ,右边的表如果符合条件就显示,不符合则补 NULL 。

完整显示右边的表 ( card ) ,左边的表如果符合条件就显示,不符合则补 NULL 。

完整显示两张表的全部数据。

在 MySQL 中,事务其实是一个最小的不可分割的工作单元。事务能够 保证一个业务的完整性 。

比如我们的银行转账:

在实际项目中,假设只有一条 SQL 语句执行成功,而另外一条执行失败了,就会出现数据前后不一致。

因此,在执行多条有关联 SQL 语句时, 事务 可能会要求这些 SQL 语句要么同时执行成功,要么就都执行失败。

在 MySQL 中,事务的 自动提交 状态默认是开启的。

自动提交的作用 :当我们执行一条 SQL 语句的时候,其产生的效果就会立即体现出来,且不能 回滚 。

什么是回滚?举个例子:

可以看到,在执行插入语句后数据立刻生效,原因是 MySQL 中的事务自动将它 提交 到了数据库中。那么所谓 回滚 的意思就是,撤销执行过的所有 SQL 语句,使其回滚到 最后一次提交 数据时的状态。

在 MySQL 中使用 ROLLBACK 执行回滚:

由于所有执行过的 SQL 语句都已经被提交过了,所以数据并没有发生回滚。那如何让数据可以发生回滚?

将自动提交关闭后,测试数据回滚:

那如何将虚拟的数据真正提交到数据库中?使用 COMMIT :

事务的实际应用 ,让我们再回到银行转账项目:

这时假设在转账时发生了意外,就可以使用 ROLLBACK 回滚到最后一次提交的状态:

这时我们又回到了发生意外之前的状态,也就是说,事务给我们提供了一个可以反悔的机会。假设数据没有发生意外,这时可以手动将数据真正提交到数据表中:COMMIT 。

事务的默认提交被开启 ( @@AUTOCOMMIT = 1 ) 后,此时就不能使用事务回滚了。但是我们还可以手动开启一个事务处理事件,使其可以发生回滚:

仍然使用 COMMIT 提交数据,提交后无法再发生本次事务的回滚。

事务的四大特征:

事务的隔离性可分为四种 ( 性能从低到高 ) :

查看当前数据库的默认隔离级别:

修改隔离级别:

测试 READ UNCOMMITTED ( 读取未提交 ) 的隔离性:

由于小明的转账是在新开启的事务上进行操作的,而该操作的结果是可以被其他事务(另一方的淘宝店)看见的,因此淘宝店的查询结果是正确的,淘宝店确认到账。但就在这时,如果小明在它所处的事务上又执行了 ROLLBACK 命令,会发生什么?

这就是所谓的 脏读 ,一个事务读取到另外一个事务还未提交的数据。这在实际开发中是不允许出现的。

把隔离级别设置为 READ COMMITTED :

这样,再有新的事务连接进来时,它们就只能查询到已经提交过的事务数据了。但是对于当前事务来说,它们看到的还是未提交的数据,例如:

但是这样还有问题,那就是假设一个事务在操作数据时,其他事务干扰了这个事务的数据。例如:

虽然 READ COMMITTED 让我们只能读取到其他事务已经提交的数据,但还是会出现问题,就是 在读取同一个表的数据时,可能会发生前后不一致的情况。* 这被称为* 不可重复读现象 ( READ COMMITTED ) 。

将隔离级别设置为 REPEATABLE READ ( 可被重复读取 ) :

测试 REPEATABLE READ ,假设在两个不同的连接上分别执行 START TRANSACTION :

当前事务开启后,没提交之前,查询不到,提交后可以被查询到。但是,在提交之前其他事务被开启了,那么在这条事务线上,就不会查询到当前有操作事务的连接。相当于开辟出一条单独的线程。

无论小张是否执行过 COMMIT ,在小王这边,都不会查询到小张的事务记录,而是只会查询到自己所处事务的记录:

这是 因为小王在此之前开启了一个新的事务 ( START TRANSACTION ) * ,那么* 在他的这条新事务的线上,跟其他事务是没有联系的 ,也就是说,此时如果其他事务正在操作数据,它是不知道的。

然而事实是,在真实的数据表中,小张已经插入了一条数据。但是小王此时并不知道,也插入了同一条数据,会发生什么呢?

报错了,操作被告知已存在主键为 6 的字段。这种现象也被称为 幻读,一个事务提交的数据,不能被其他事务读取到 。

顾名思义,就是所有事务的 写入操作 全都是串行化的。什么意思?把隔离级别修改成 SERIALIZABLE :

还是拿小张和小王来举例:

此时会发生什么呢?由于现在的隔离级别是 SERIALIZABLE ( 串行化 ) ,串行化的意思就是:假设把所有的事务都放在一个串行的队列中,那么所有的事务都会按照 固定顺序执行 ,执行完一个事务后再继续执行下一个事务的 写入操作 ( 这意味着队列中同时只能执行一个事务的写入操作 ) 。

根据这个解释,小王在插入数据时,会出现等待状态,直到小张执行 COMMIT 结束它所处的事务,或者出现等待超时。

转载:

MySQL的默认事务隔离级别是?

mysql的4种事务隔离级别,如下所示:

1、未提交读(Read Uncommitted):允许脏读,也就是可能读取到其他会话中未提交事务修改的数据。

2、提交读(Read Committed):只能读取到已经提交的数据。Oracle等多数数据库默认都是该级别 (不重复读)。

3、可重复读(Repeated Read):可重复读。在同一个事务内的查询都是事务开始时刻一致的,InnoDB默认级别。在SQL标准中,该隔离级别消除了不可重复读,但是还存在幻象读,但是innoDB解决了幻读。

4、串行读(Serializable):完全串行化的读,每次读都需要获得表级共享锁,读写相互都会阻塞。

相关简介

MySQL是一个关系型数据库管理系统,由瑞典MySQL AB 公司开发,属于 Oracle 旗下产品。MySQL 是最流行的关系型数据库管理系统之一,在 WEB 应用方面,MySQL是最好的 RDBMS (Relational Database Management System,关系数据库管理系统) 应用软件之一。

MySQL是一种关系型数据库管理系统,关系数据库将数据保存在不同的表中,而不是将所有数据放在一个大仓库内,这样就增加了速度并提高了灵活性。

MySQL所使用的 SQL 语言是用于访问数据库的最常用标准化语言。MySQL 软件采用了双授权政策,分为社区版和商业版,由于其体积小、速度快、总体拥有成本低,尤其是开放源码这一特点,一般中小型网站的开发都选择 MySQL 作为网站数据库。

Mysql:RR隔离级别下的幻读

众所周知,Mysql在InnoDB下有四种隔离级别:

未提交读(Read Uncommitted)

提交后读(Read Committed)

可重复读(Repeatable Read)

串行化(Serializable)

其中可重复读(RR)可以避免脏读( a事务读到b事务回滚前的数据)以及可不重复读( a事务在b事务修改提交的前后,两次分别读到的数据不一致)。但是对于幻读(a事务在b事务insert提交前后,两次分别读到的数据不一致),却存在争议。

下面我们来做一个试验:

对于下面这张简单的数据表

id        num

1         11

2         22

3         33

我们开启a、b两个事务

a事务                b事务

begin                begin

select * from tb    —-

—-                    insert into tb (id,num)values(4,44)

—-                    commit

select * from tb    —-

commit

试验结果:a事务的两次select查询到的结果相同,在后一次查询中没有返回新插入id=4的那条记录。

据此,很多人判断说RR隔离级别下“不存在”幻读。

但果真如此吗?—-

出现上面的试验结果,是因为在RR隔离级别事务下,Mysql会对前一次select的结果快照。所以第二次select其实是快照读(这也正是RR隔离级别下能够避免不可重复读的策略)。

如果我们把试验条件稍作修改,同样开启a、b两个事务:

a事务                b事务

begin                begin

select * from tb    —-

—-                    insert into tb (id,num)values(5,55)

—-                    commit

update tb set num=num+1    —-        #此处a事务做一次修改操作

select * from tb    —-

commit

试验结果:在a事务的第二次select中出现了b事务新插入的id=5的记录。

由于做了update操作,之前的快照失效了,所以说RR隔离级别下的快照策略并没能真正避免幻读。

ps. 假如给第二次的select查询上锁(无论是共享锁还是排它锁),也会得到同样的结果,都会令快照失效。