MySQL之LEFT JOIN问题汇总

使用ON和WHRERE对表数据过滤

背景

left join在我们使用mysql查询的过程中可谓非常常见，比如博客里一篇文章有多少条评论、商城里一个货物有多少评论、一条评论有多少个赞等等。但是由于对join、on、where等关键字的不熟悉，有时候会导致查询结果与预期不符，所以今天我就来总结一下，一起避坑。

这里我先给出一个场景，并抛出两个问题，如果你都能答对那这篇文章就不用看了。

假设有一个班级管理应用，有一个表classes，存了所有的班级；有一个表students，存了所有的学生，具体数据如下（在线SQL：https://www.liaoxuefeng.com/wiki/1177760294764384/1179611432985088）：

SELECT * FROM classes;id name1 一班2 二班3 三班4 四班

SELECT * FROM students;id class_id name gender1 1 小明 M2 1 小红 F3 1 小军 M4 1 小米 F5 2 小白 F6 2 小兵 M7 2 小林 M8 3 小新 F9 3 小王 M10 3 小丽 F

那么现在有两个需求：1、找出每个班级的名称及其对应的女同学数量2、找出一班的同学总数

对于需求1，大多数人不假思索就能想出如下两种sql写法，请问哪种是对的？

SELECT c.name, count(s.name) as numFROM classes c left join students son s.class_id = c.idand s.gender = 'F'group by c.name或者SELECT c.name, count(s.name) as numFROM classes c left join students son s.class_id = c.idwhere s.gender = 'F'group by c.name

对于需求2，大多数人也可以不假思索的想出如下两种sql写法，请问哪种是对的？

SELECT c.name, count(s.name) as numFROM classes c left join students son s.class_id = c.idwhere c.name = '一班'group by c.name或者SELECT c.name, count(s.name) as numFROM classes c left join students son s.class_id = c.idand c.name = '一班'group by c.name请不要继续往下翻 ！！先给出你自己的答案，正确答案就在下面。........答案是两个需求都是第一条语句是正确的，要搞清楚这个问题，就得明白mysql对于left join的执行原理，下节进行展开。

原理

mysql 对于left join的采用类似嵌套循环的方式来进行从处理，以下面的语句为例：

SELECT * FROM LT LEFT JOIN RT ON P1(LT,RT)) WHERE P2(LT,RT)其中P1是on过滤条件，缺失则认为是TRUE，P2是where过滤条件，缺失也认为是TRUE

该语句的执行逻辑可以描述为：FOR each row lt in LT {// 遍历左表的每一行BOOL b = FALSE;FOR each row rt in RT such that P1(lt, rt) {// 遍历右表每一行，找到满足join条件的行IF P2(lt, rt) {//满足 where 过滤条件t:=lt||rt;//合并行，输出该行}b=TRUE;// lt在RT中有对应的行}IF (!b) { // 遍历完RT，发现lt在RT中没有有对应的行，则尝试用null补一行IF P2(lt,NULL) {// 补上null后满足 where 过滤条件t:=lt||NULL; // 输出lt和null补上的行} }}当然，实际情况中MySQL会使用buffer的方式进行优化，减少行比较次数，不过这不影响关键的执行流程，不在本文讨论范围之内。

从这个伪代码中，我们可以看出两点：1、右表限制用ON如果想对右表进行限制，则一定要在on条件中进行，若在where中进行则可能导致数据缺失，导致左表在右表中无匹配行的行在最终结果中不出现，违背了我们对left join的理解。因为对左表无右表匹配行的行而言，遍历右表后b=FALSE,所以会尝试用NULL补齐右表，但是此时我们的P2对右表行进行了限制，NULL若不满足P2(NULL一般都不会满足限制条件，除非IS NULL这种)，则不会加入最终的结果中，导致结果缺失。2、左表限制用WHERE如果没有where条件，无论on条件对左表进行怎样的限制，左表的每一行都至少会有一行的合成结果，对左表行而言，若右表若没有对应的行，则右表遍历结束后b=FALSE，会用一行NULL来生成数据，而这个数据是多余的。所以对左表进行过滤必须用where。

分析总结

下面展开两个需求的错误语句的执行结果和错误原因：

需求1name num一班 2二班 1三班 2需求1由于在where条件中对右表限制，导致数据缺失（四班应该有个为0的结果）

需求2name num一班 4二班 0三班 0四班 0需求2由于在on条件中对左表限制，导致数据多余（其他班的结果也出来了，还是错的）

通过上面的问题现象和分析，可以得出了结论：在left join语句中，左表过滤必须放where条件中，右表过滤必须放on条件中

SQL 看似简单，其实也有很多细节原理在里面，一个小小的混淆就会造成结果与预期不符，所以平时要注意这些细节原理，避免关键时候出错。

小表与大表关联(join)的性能分析

误区

经常看到一些Hive优化的建议中说当小表与大表做关联时，把小表写在前面，这样可以使Hive的关联速度更快，提到的原因都是说因为小表可以先放到内存中，然后大表的每条记录再去内存中检测，最终完成关联查询。这样的原因看似合理，但是仔细推敲，又站不住脚跟。

       多小的表算小表？如果所谓的小表在内存中放不下怎么办？我用2个只有几条记录的表做关联查询，这应该算是小表了，在查看reduce的执行日志时依然是有写磁盘的操作的。实际上reduce在接收全部map的输出后一定会有一个排序所有键值对并合并写入磁盘文件的操作。写入磁盘（spill）有可能是多次的，因此有可能会生成多个临时文件，但是最终都要合并成一个文件，即最终每一个reduce都只处理一个文件。 
       我做了一个实验，用1条记录的表和3亿多条记录的表做join，无论小表是放在join的前面还是join的后面，执行的时间几乎都是相同的。再去看reduce的执行日志，1条记录的表在join前或者join后两次查询的reduce日志几乎也是一摸一样的。如果按照上面的说法把join左侧的表放内存等待join右侧的表到内存中去检测，那么当3亿多条记录的表放在join左侧时，内存肯定是无法容下这么多记录的，势必要进行写磁盘的操作，那它的执行时间应该会比小表在join前时长很多才对，但事实并不是这样，也就说明了上面说到的原因并不合理。 

原理

事实上“把小表放在前面做关联可以提高效率”这种说法是错误的。

             正确的说法应该是“把重复关联键少的表放在join前面做关联可以提高join的效率。” 

       分析一下Hive对于两表关联在底层是如何实现的。因为不论多复杂的Hive查询，最终都要转化成mapreduce的JOB去执行，因此Hive对于关联的实现应该和mapreduce对于关联的实现类似。而mapreduce对于关联的实现，简单来说，是把关联键和标记是在join左边还是右边的标识位作为组合键(key)，把一条记录以及标记是在join左边还是右边的标识位组合起来作为值(value)。在reduce的shuffle阶段，按照组合键的关联键进行主排序，当关联键相同时，再按照标识位进行辅助排序。而在分区段时，只用关联键中的关联键进行分区段，这样关联键相同的记录就会放在同一个value list中，同时保证了join左边的表的记录在value list的前面，而join右边的表的记录在value list的后面。 

例子

例如A join B ON (A.id = b.id) ，假设A表和B表都有1条id = 3的记录，那么A表这条记录的组合键是(3,0)，B表这条记录的组合键是(3,1)。排序时可以保证A表的记录在B表的记录的前面。而在reduce做处理时，把id=3的放在同一个value list中，形成 key = 3,value list = [A表id=3的记录,B表id=3的记录]

       接下来我们再来看当两个表做关联时reduce做了什么。Reduce会一起处理id相同的所有记录。我们把value list用数组来表示。 

       1)   Reduce先读取第一条记录v[0],如果发现v[0]是B表的记录，那说明没有A表的记录，最终不会关联输出，因此不用再继续处理这个id了，读取v[0]用了1次读取操作。 

       2)   如果发现v[0]到v[length-1]全部是A表的记录，那说明没有B表的记录，同样最终不会关联输出，但是这里注意，已经对value做了length次的读取操作。 

       3)   例如A表id=3有1条记录，B表id=3有10条记录。首先读取v[0]发现是A表的记录，用了1次读取操作。然后再读取v[1]发现是B表的操作，这时v[0]和v[1]可以直接关联输出了，累计用了2次操作。这时候reduce已经知道从v[1]开始后面都是B 表的记录了，因此可以直接用v[0]依次和v[2],v[3]……v[10]做关联操作并输出，累计用了11次操作。

       4)   换过来，假设A表id=3有10条记录，B表id=3有1条记录。首先读取v[0]发现是A表的记录，用了1次读取操作。然后再读取v[1]发现依然是A表的记录，累计用了2次读取操作。以此类推，读取v[9]时发现还是A表的记录，累计用了10次读取操作。然后读取最后1条记录v[10]发现是B表的记录，可以将v[0]和v[10]进行关联输出，累计用了11次操作。接下来可以直接把v[1]~v[9]分别与v[10]进行关联输出，累计用了20次操作。 

       5)   再复杂一点，假设A表id=3有2条记录，B表id=3有5条记录。首先读取v[0]发现是A表的记录，用了1次读取操作。然后再读取v[1]发现依然是A表的记录，累计用了2次读取操作。然后读取v[2]发现是B表的记录，此时v[0]和v[2]可以直接关联输出，累计用了3次操作。接下来v[0]可以依次和v[3]~v[6]进行关联输出，累计用了7次操作。接下来v[1]再依次和v[2]~v[6]进行关联输出，累计用了12次操作。 

       6)   把5的例子调过来，假设A表id=3有5条记录，B表id=3有2条记录。先读取v[0]发现是A表的记录，用了1次读取操作。然后再读取v[1]发现依然是A表的记录，累计用了2次读取操作。以此类推，读取到v[4]发现依然是A表的记录，累计用了5次读取操作。接下来读取v[5]，发现是B表的记录，此时v[0]和v[5]可以直接关联输出，累计用了6次操作。然后v[0]和v[6]进行关联输出，累计用了7次操作。然后v[1]分别与v[5]、v[6]关联输出，累计用了9次操作。V[2] 分别与v[5]、v[6]关联输出，累计用了11次操作。以此类推，最后v[4] 分别与v[5]、v[6]关联输出，累计用了15次操作。 

       7)   额外提一下，当reduce检测A表的记录时，还要记录A表同一个key的记录的条数，当发现同一个key的记录个数超过hive.skewjoin.key的值（默认为1000000）时，会在reduce的日志中打印出该key，并标记为倾斜的关联键。 

结论

写在关联左侧的表每有1条重复的关联键时底层就会多1次运算处理。最终得出的结论是：把重复关联键少的表放在join前面做关联可以提高join的效率假设A表有一千万个id，平均每个id有3条重复值，那么把A表放在前面做关联就会多做三千万次的运算处理，这时候谁写在前谁写在后就看出性能的差别来了。

参考：1、https://segmentfault.com/a/11900000204588072、https://blog.csdn.net/qq_26442553/article/details/80865014