Java工程师面试题-数据库-其他

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Java工程师面试题

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介绍一下数据库设计的三大范式

参考答案

目前关系数据库有六种范式，一般来说，数据库只需满足第三范式(3NF）就行了。

第一范式（1NF）：

是指在关系模型中，对于添加的一个规范要求，所有的域都应该是原子性的，即数据库表的每一列都是不可分割的原子数据项，而不能是集合，数组，记录等非原子数据项。

即实体中的某个属性有多个值时，必须拆分为不同的属性。在符合第一范式表中的每个域值只能是实体的一个属性或一个属性的一部分。简而言之，第一范式就是无重复的域。

第二范式（2NF）：

在1NF的基础上，非码属性必须完全依赖于候选码（在1NF基础上消除非主属性对主码的部分函数依赖）。

第二范式是在第一范式的基础上建立起来的，即满足第二范式必须先满足第一范式。第二范式要求数据库表中的每个实例或记录必须可以被唯一地区分。选取一个能区分每个实体的属性或属性组，作为实体的唯一标识。

例如在员工表中的身份证号码即可实现每个一员工的区分，该身份证号码即为候选键，任何一个候选键都可以被选作主键。在找不到候选键时，可额外增加属性以实现区分，如果在员工关系中，没有对其身份证号进行存储，而姓名可能会在数据库运行的某个时间重复，无法区分出实体时，设计辟如ID等不重复的编号以实现区分，被添加的编号或ID选作主键。

第三范式（3NF）：

在2NF基础上，任何非主属性不依赖于其它非主属性（在2NF基础上消除传递依赖）。

第三范式是第二范式的一个子集，即满足第三范式必须满足第二范式。简而言之，第三范式要求一个关系中不包含已在其它关系已包含的非主关键字信息。

例如，存在一个部门信息表，其中每个部门有部门编号（dept_id）、部门名称、部门简介等信息。那么在员工信息表中列出部门编号后就不能再将部门名称、部门简介等与部门有关的信息再加入员工信息表中。如果不存在部门信息表，则根据第三范式（3NF）也应该构建它，否则就会有大量的数据冗余。

说一说你对MySQL引擎的了解

参考答案

MySQL提供了多个不同的存储引擎，包括处理事务安全表的引擎和处理非事务安全表的引擎。在MySQL中，不需要在整个服务器中使用同一种存储引擎，针对具体的要求，可以对每一个表使用不同的存储引擎。MySQL 8.0支持的存储引擎有InnoDB、MyISAM、Memory、Merge、Archive、Federated、CSV、BLACKHOLE等。其中，最常用的引擎是InnoDB和MyISAM。

InnoDB存储引擎：

InnoDB是事务型数据库的首选引擎，支持事务安全表（ACID），支持行锁定和外键。MySQL 5.5.5之后，InnoDB作为默认存储引擎，主要特性如下：

  1. InnoDB给MySQL提供了具有提交、回滚和崩溃恢复能力的事务安全（ACID兼容）存储引擎。InnoDB锁定在行级并且也在SELECT语句中提供一个类似Oracle的非锁定读。这些功能增加了多用户部署和性能。在SQL查询中，可以自由地将InnoDB类型的表与其他MySQL表的类型混合起来，甚至在同一个查询中也可以混合。
  2. InnoDB是为处理巨大数据量的最大性能设计。它的CPU效率可能是任何其他基于磁盘的关系数据库引擎所不能匹敌的。
  3. InnoDB存储引擎完全与MySQL服务器整合，为在主内存中缓存数据和索引而维持它自己的缓冲池。InnoDB将它的表和索引存在一个逻辑表空间中，表空间可以包含数个文件（或原始磁盘分区）。这与MyISAM表不同，比如在MyISAM表中每个表被存在分离的文件中。InnoDB表可以是任何尺寸，即使在文件尺寸被限制为2GB的操作系统上。
  4. InnoDB支持外键完整性约束（FOREIGN KEY）。存储表中的数据时，每张表的存储都按主键顺序存放，如果没有显示在表定义时指定主键，InnoDB会为每一行生成一个6B的ROWID，并以此作为主键。
  5. InnoDB被用在众多需要高性能的大型数据库站点上。InnoDB不创建目录，使用InnoDB时，MySQL将在数据目录下创建一个名为ibdata1的10MB大小的自动扩展数据文件，以及两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的5MB大小的日志文件。

MyISAM存储引擎：

MyISAM基于ISAM存储引擎，并对其进行扩展。它是在Web、数据仓储和其他应用环境下最常使用的存储引擎之一。MyISAM拥有较高的插入、查询速度，但不支持事务。MyISAM的主要特性如下：

  1. 在支持大文件（达63位文件长度）的文件系统和操作系统上被支持。
  2. 当把删除和更新及插入操作混合使用的时候，动态尺寸的行产生更少碎片。这要通过合并相邻被删除的块以及若下一个块被删除则扩展到下一块来自动完成。
  3. 每个MyISAM表最大的索引数是64，这可以通过重新编译来改变。每个索引最大的列数是16个。
  4. 最大的键长度是1000B，这也可以通过编译来改变。对于键长度超过250B的情况，一个超过1024B的键将被用上。
  5. BLOB和TEXT列可以被索引。
  6. NULL值被允许在索引的列中，这个值占每个键的0~1个字节。
  7. 所有数字键值以高字节优先被存储，以允许一个更高的索引压缩。
  8. 每个表一个AUTO_INCREMENT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。
  9. 可以把数据文件和索引文件放在不同目录。
  10. 每个字符列可以有不同的字符集。
  11. 有VARCHAR的表可以固定或动态记录长度。
  12. VARCHAR和CHAR列可以多达64KB。

说一说你对redo log、undo log、binlog的了解

参考答案

binlog（Binary Log）：

二进制日志文件就是常说的binlog。二进制日志记录了MySQL所有修改数据库的操作，然后以二进制的形式记录在日志文件中，其中还包括每条语句所执行的时间和所消耗的资源，以及相关的事务信息。

默认情况下，二进制日志功能是开启的，启动时可以重新配置–log-bin[=file_name]选项，修改二进制日志存放的目录和文件名称。

redo log：

重做日志用来实现事务的持久性，即事务ACID中的D。它由两部分组成：一是内存中的重做日志缓冲（redo log buffer），其是易失的；二是重做日志文件（redo log file），它是持久的。

InnoDB是事务的存储引擎，它通过Force Log at Commit机制实现事务的持久性，即当事务提交（COMMIT）时，必须先将该事务的所有日志写入到重做日志文件进行持久化，待事务的COMMIT操作完成才算完成。这里的日志是指重做日志，在InnoDB存储引擎中，由两部分组成，即redo log和undo log。

redo log用来保证事务的持久性，undo log用来帮助事务回滚及MVCC的功能。redo log基本上都是顺序写的，在数据库运行时不需要对redo log的文件进行读取操作。而undo log是需要进行随机读写的。

undo log：

重做日志记录了事务的行为，可以很好地通过其对页进行“重做”操作。但是事务有时还需要进行回滚操作，这时就需要undo。因此在对数据库进行修改时，InnoDB存储引擎不但会产生redo，还会产生一定量的undo。这样如果用户执行的事务或语句由于某种原因失败了，又或者用户用一条ROLLBACK语句请求回滚，就可以利用这些undo信息将数据回滚到修改之前的样子。

redo存放在重做日志文件中，与redo不同，undo存放在数据库内部的一个特殊段（segment）中，这个段称为undo段（undo segment），undo段位于共享表空间内。

谈谈你对MVCC的了解

参考答案

InnoDB默认的隔离级别是RR（REPEATABLE READ），RR解决脏读、不可重复读、幻读等问题，使用的是MVCC。MVCC全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并发控制协议。它最大的优点是读不加锁，因此读写不冲突，并发性能好。InnoDB实现MVCC，多个版本的数据可以共存，主要基于以下技术及数据结构：

  1. 隐藏列：InnoDB中每行数据都有隐藏列，隐藏列中包含了本行数据的事务id、指向undo log的指针等。
  2. 基于undo log的版本链：每行数据的隐藏列中包含了指向undo log的指针，而每条undo log也会指向更早版本的undo log，从而形成一条版本链。
  3. ReadView：通过隐藏列和版本链，MySQL可以将数据恢复到指定版本。但是具体要恢复到哪个版本，则需要根据ReadView来确定。所谓ReadView，是指事务（记做事务A）在某一时刻给整个事务系统（trx_sys）打快照，之后再进行读操作时，会将读取到的数据中的事务id与trx_sys快照比较，从而判断数据对该ReadView是否可见，即对事务A是否可见。

补充：MVCC

多版本并发控制：读取数据时通过一种类似快照的方式将数据保存下来，这样读锁就和写锁不冲突了， 不同的事务session会看到自己特定版本的数据，版本链

MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别够和 MVCC不兼容, 因为 READ UNCOMMITTED 总是读取最新的数据行, 而不是符合当前事务版本的数据 行。而 SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。

聚簇索引记录中有两个必要的隐藏列：

trx_id：用来存储每次对某条聚簇索引记录进行修改的时候的事务id。

roll_pointer：每次对哪条聚簇索引记录有修改的时候，都会把老版本写入undo日志中。这个

roll_pointer就是存了一个指针，它指向这条聚簇索引记录的上一个版本的位置，通过它来获得上一个 版本的记录信息。(注意插入操作的undo日志没有这个属性，因为它没有老版本)

已提交读和可重复读的区别就在于它们生成ReadView的策略不同。

开始事务时创建readview，readView维护当前活动的事务id，即未提交的事务id，排序生成一个数组 访问数据，获取数据中的事务id（获取的是事务id最大的记录），对比readview：

如果在readview的左边（比readview都小），可以访问（在左边意味着该事务已经提交）

如果在readview的右边（比readview都大）或者就在readview中，不可以访问，获取roll_pointer，取 上一版本重新对比（在右边意味着，该事务在readview生成之后出现，在readview中意味着该事务还 未提交）

已提交读隔离级别下的事务在每次查询的开始都会生成一个独立的ReadView,而可重复读隔离级别则在 第一次读的时候生成一个ReadView，之后的读都复用之前的ReadView。

这就是Mysql的MVCC,通过版本链，实现多版本，可并发读-写，写-读。通过ReadView生成策略的不同 实现不同的隔离级别。

MySQL主从同步是如何实现的？

参考答案

复制（replication）是MySQL数据库提供的一种高可用高性能的解决方案，一般用来建立大型的应用。总体来说，replication的工作原理分为以下3个步骤：

  1. 主服务器（master）把数据更改记录到二进制日志（binlog）中。
  2. 从服务器（slave）把主服务器的二进制日志复制到自己的中继日志（relay log）中。
  3. 从服务器重做中继日志中的日志，把更改应用到自己的数据库上，以达到数据的最终一致性。

复制的工作原理并不复杂，其实就是一个完全备份加上二进制日志备份的还原。不同的是这个二进制日志的还原操作基本上实时在进行中。这里特别需要注意的是，复制不是完全实时地进行同步，而是异步实时。这中间存在主从服务器之间的执行延时，如果主服务器的压力很大，则可能导致主从服务器延时较大。复制的工作原理如下图所示，其中从服务器有2个线程，一个是I/O线程，负责读取主服务器的二进制日志，并将其保存为中继日志；另一个是SQL线程，复制执行中继日志。

来源：https://www.nowcoder.com/tutorial/94/ea1986fcff294f6292385703e94689e8