1.建立索引的规则
索引是建立在数据库表中的某些列的上面。因此，在创建索引的时候，应该仔细考虑在哪些列上面可以创建索引，在哪些列上面不能创建索引。一般来说，应该在这些列上面创建索引。例如：
1）在经常需要搜索的列上面，可以加快搜索的速度；
2）在作为主键的列上，强制该列的唯一性和组织表中数据的排列结构；
3）在经常用在连接的列上，这些列主要是一些外键，可以加快连接速度；
4）在经常需要根据范围进行搜索的列上创建索引，因为索引已经排序，其指定的范围是连续的；
5）在经常需要排序的列上创建索引，因为索引已经排序，这样查询可以利用索引的排序，加快排序查询时间；
6）在经常使用在Where子句中的列上面创建索引，加快条件的判断速度；
同样，对于有些列不应该创建索引。一般来说，不应该创建索引的列具有以下特点：
1）对于那些在查询中很少使用或者参考列不应该使用索引。这是因为，既然这些列很少使用到，因此有索引和没有索引并不能提高查询速度。相反，由于增加了索引，反而降低了系统的维护速度和增大了空间需求。
2）对于那些只有很少数据值的列也不应该增加索引，这是因为，这些列取值很少，例如人事表的性别列，在查询结果中，结果集的数据行占了表中数据行的很大比例，即需要在表中搜索的数据行的比例很大，增加索引，并不能明显加快检索速度。
3）对于那些定义为text，image和bit数据类型的列不应该增加索引。这是因为，这些列的数据量要么相当大，要么取值很少。
4）当修改性能远远大于检索性能时，不应该创建索引。这是因为，修改性能和检索性能是互相矛盾的。当增加索引时，会提高检索性能，但是会降低修改性能。当减少索引时，会提高修改性能，减低检索性能。因此，当修改性能远远大于检索性能时，不能创建索引。
2.where 和 having的区别？
1）使用场景不同
where可以用于select，update，delete和insert...into语句中。
having只能用于select语句中。
2）子句有区别
where子句中的条件表达式having都可以跟，而having子句中的有些表达式where不可以跟；having子句可以用聚合函数（sum，count，avg，max和min），而where子句不可以。
having是先分组在筛选记录，where在聚合前先筛选记录。也就是说作用在group by子句和having子句前；而having子句在聚合后对组记录进行筛选。
3）作用对象不同
where子句作用于表和视图，having子句作用于组。where在分组和聚集计算之前选取输入行（因此，它控制哪些行进行聚集计算），而having在分组和聚集之后选取分组的行。因此，where子句不能包含聚集函数；因为试图用聚集函数判断那些行输入给聚集运算是没有意义的。相反having子句总是包含聚集函数。（严格来说，你可以写不使用聚集函数having子句，但这样做只是白费劲。同样的条件可以更有效地用于where阶段）
3.连表查询的几种方式，有什么区别
连表查询主要分为三种： 内连接，外连接，交叉连接。
1）外连接
概述：
外连接包括三种,分别是左外连接、右外连接、全外连接。
对应的sql关键字:LEFT/RIGHT/FULL OUTER JOIN,通常我们都省略OUTER关键字,写成LEFT/RIGHT/FULL JOIN。
在左、右外连接中都会以一种表为基表，基表的所有行、列都会显示，外表如果和条件不匹配则所有的外表列值都为NULL。
全外连接则所有表的行、列都会显示，条件不匹配的值皆为NULL。
1.左外连接示例:
sql语句: select * from TableA left join TableB on TableA.id=TableB.id
结果:
| id |
name |
id |
age |
| 1 |
t1 |
1 |
18 |
| 2 |
t2 |
2 |
20 |
| 4 |
t4 |
NULL | NULL |
注释:TableA(基表)中所有的行列都显示了,第三行的条件不匹配所有TableB(外表)的值都为NULL。
2.右外连接示例：
sql语句： select * from TableA right join TableB on TableA.id=TableB.id
结果：
| id |
name |
id |
age |
| 1 |
t1 |
1 |
18 |
| 2 |
t2 |
2 |
20 |
| NULL |
NULL |
3 | 19 |
注释:TableB(基表)中所有的行列都显示了,第三行的条件不匹配所有TableA(外表)的值都为NULL。
3.全外连接示例:
sql语句：select * from TableA full join TableB on TableA.id=TableB.id
结果:
| id |
name |
id |
age |
| 1 |
t1 |
1 |
18 |
| 2 |
t2 |
2 |
20 |
| NULL | NULL | 3 | 19 |
| 4 | t4 | NULL |
NULL |
注释:TableA和TableB的所有行列都显示了，条件不匹配的行的值为NULL
2）内连接
概述：内连接是用比较运算符比较要连接的列的值的连接，不匹配的行不会被显示。sql关键字JOIN 或者INNER JOIN，通常我们写成JOIN
例子:
select * from TableA JOIN TableB on TableA.id=TableB.id
结果:
| id |
name |
id |
age |
| 1 |
t1 |
1 |
18 |
| 2 |
t2 |
2 |
20 |
注释:只返回条件匹配的行
以上写法等效于:
select * from TableA,TableB where TableA.id=TableB.id
select * from TableA cross join TableB where TableA.id=TableB.id (cross join 后只能用where不能用on)
3）交叉连接
概念:没有where条件的交叉连接将产生连接表所涉及的笛卡尔积。即TableA的行数*TableB的行数的结果集。（TableA 3行*TableB 3行=9行）
sql语句:
select * from TableA cross join TableB
结果:
| id |
name |
id |
age |
| 1 |
t1 |
1 |
18 |
| 2 |
t2 |
1 |
18 |
| 4 |
t4 |
1 |
18 |
| 1 |
t1 |
2 |
20 |
| 2 |
t2 |
2 |
20 |
| 4 |
t4 |
2 |
20 |
| 1 |
t1 |
3 |
19 |
| 2 |
t2 |
3 |
19 |
| 4 |
t4 |
3 |
19 |
注释:返回3*3=9行数据，即笛卡尔积。
以上写法等效于:
select * from TableA,TableB
4.聚合函数有哪些？
count，sum， avg，max，min
使用规范时 默认的是all
distinct 指定所有的唯一非空值行
count (行的数目)
select count ( 列或者*) from 表
sum (总和)
select sum（计数规范）from
分组 （group by）
select 列a ， 聚合函数 from 表 where 过滤条件 group by 列a （以列a来分组）
过滤聚合函数（having）
select 列a ， 聚合函数 from 表 where 过滤条件 group by 列a having 聚合函数过滤条件
要注意的是 SQL语句的执行顺序
(5)select 列a ， 聚合函数 （1） from 表 （2） where 过滤条件 （3） group by 列a （4） having 聚合函数过滤条件 （6） order by
5.在使用mysql中，怎么去找出要优化的sql
使用慢查询日志工具
6.事务隔离级别，以及事务的传播有哪几种
数据库事务的隔离级别有4个，由低到高依次为Read uncommitted、Read committed、Repeatable read、Serializable，这四个级别可以逐个解决脏读、不可重复读、幻读这几类问题。
1） ISOLATION_READ_UNCOMMITTED：这是事务最低的隔离级别，它允许另外一个事务可以看到这个事务未提交的数据
这种隔离级别会产生脏读，不可重复读和幻像读。
2）ISOLATION_READ_COMMITTED：保证一个事务修改的数据提交后才能被另外一个事务读取。另外一个事务不能读取该事务未提交的数据
3）ISOLATION_REPEATABLE_READ：这种事务隔离级别可以防止脏读，不可重复读。但是可能出现幻像读。
它除了保证一个事务不能读取另一个事务未提交的数据外，还保证了避免下面的情况产生(不可重复读)。
4）ISOLATION_SERIALIZABLE：这是花费最高代价但是最可靠的事务隔离级别。事务被处理为顺序执行。
除了防止脏读，不可重复读外，还避免了幻像读。
第1级别：Read Uncommitted(读取未提交内容)
(1)所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果
(2)本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少
(3)该级别引发的问题是——脏读(Dirty Read)：读取到了未提交的数据
#首先，修改隔离级别
set tx_isolation='READ-UNCOMMITTED';
select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+
#事务A：启动一个事务
start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 1 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务B：也启动一个事务(那么两个事务交叉了)
在事务B中执行更新语句，且不提交
start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 10 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务A：那么这时候事务A能看到这个更新了的数据吗?
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 10 | --->可以看到！说明我们读到了事务B还没有提交的数据
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务B：事务B回滚,仍然未提交
rollback;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 1 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务A：在事务A里面看到的也是B没有提交的数据
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 1 | --->脏读意味着我在这个事务中(A中)，事务B虽然没有提交，但它任何一条数据变化，我都可以看到！
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
第2级别：Read Committed(读取提交内容)
(1)这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）
(2)它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变
(3)这种隔离级别出现的问题是——不可重复读(Nonrepeatable Read)：不可重复读意味着我们在同一个事务中执行完全相同的select语句时可能看到不一样的结果。
|——>导致这种情况的原因可能有：(1)有一个交叉的事务有新的commit，导致了数据的改变;(2)一个数据库被多个实例操作时,同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit
#首先修改隔离级别
set tx_isolation='read-committed';
select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+
#事务A：启动一个事务
start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 1 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务B：也启动一个事务(那么两个事务交叉了)
在这事务中更新数据，且未提交
start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 10 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务A：这个时候我们在事务A中能看到数据的变化吗?
select * from tx; --------------->
+------+------+ |
| id | num | |
+------+------+ |
| 1 | 1 |--->并不能看到！ |
| 2 | 2 | |
| 3 | 3 | |
+------+------+ |——>相同的select语句，结果却不一样
|
#事务B：如果提交了事务B呢? |
commit; |
|
#事务A: |
select * from tx; --------------->
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 10 |--->因为事务B已经提交了，所以在A中我们看到了数据变化
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
第3级别：Repeatable Read(可重读)
(1)这是MySQL的默认事务隔离级别
(2)它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行
(3)此级别可能出现的问题——幻读(Phantom Read)：当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行
(4)InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制(MVCC，Multiversion Concurrency Control)机制解决了该问题
#首先，更改隔离级别
set tx_isolation='repeatable-read';
select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
#事务A：启动一个事务
start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 1 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务B：开启一个新事务(那么这两个事务交叉了)
在事务B中更新数据，并提交
start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 10 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
commit;
#事务A：这时候即使事务B已经提交了,但A能不能看到数据变化？
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 1 | --->还是看不到的！(这个级别2不一样，也说明级别3解决了不可重复读问题)
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
#事务A：只有当事务A也提交了，它才能够看到数据变化
commit;
select * from tx;
+------+------+
| id | num |
+------+------+
| 1 | 10 |
| 2 | 2 |
| 3 | 3 |
+------+------+
第4级别：Serializable(可串行化)
(1)这是最高的隔离级别
(2)它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之,它是在每个读的数据行上加上共享锁。
(3)在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争
#首先修改隔离界别
set tx_isolation='serializable';
select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| SERIALIZABLE |
+----------------+
#事务A：开启一个新事务
start transaction;
#事务B：在A没有commit之前，这个交叉事务是不能更改数据的
start transaction;
insert tx values('4','4');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
update tx set num=10 where id=1;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
7种传播行为
1）PROPAGATION_REQUIRED：如果当前没有事务，就创建一个新事务，如果当前存在事务，就加入该事务，该设置是最常用的设置。
2）PROPAGATION_SUPPORTS：支持当前事务，如果当前存在事务，就加入该事务，如果当前不存在事务，就以非事务执行。
3）PROPAGATION_MANDATORY：支持当前事务，如果当前存在事务，就加入该事务，如果当前不存在事务，就抛出异常。
4）PROPAGATION_REQUIRES_NEW：创建新事务，无论当前存不存在事务，都创建新事务。
5）PROPAGATION_NOT_SUPPORTED：以非事务方式执行操作，如果当前存在事务，就把当前事务挂起。
6）PROPAGATION_NEVER：以非事务方式执行，如果当前存在事务，则抛出异常。
7) PROPAGATION_NESTED：如果当前存在事务，则在嵌套事务内执行。如果当前没有事务，则执行与PROPAGATION_REQUIRED类似的操作。