这里Materialize with deduplication 的意思是，当第一次MYSQL需要这个子查询的结果的情况下，会将临时结果产生为一个临时表，当再次需要这个结果的时候会再次调用。...，并且结果为一行，将主表和产生的新的临时表进行了 nested loop inner join的操作。...看上去要表达一个目的，实际上从结果上看，1 2 SQL 的结果是一致的，第三个用 LEFT JOIN 表达的SQL 的结果和前两个不一样。...2 LEFT JOIN 是是存在一对多的关系 见下图这个就是，通过left JOIN 查询后的数据，明显与上个 EXIST ,IN 的结果中，多个 3个 2 原因是在于 实际上在film_actor...中就存在 4条 film_id =2 的记录，所以LEFT JOIN 如实的包括了4 个2 的记录， 而 EXIST IN 则带有去重的功能，所以在结果中只有一个 2 的记录。
常听说 MySQL 中三表 JOIN 的执行流程并不是前两张表 JOIN 得出结果，再与第三张表进行 JOIN；而是三表嵌套的循环连接。 那这个三表嵌套的循环连接具体又是个什么流程呢？...从这个结果来看，JOIN 过程像是先 t1 和 t3 表 JOIN 得出 20 行中间结果，再与 t2 进行 JOIN 得出结果。...3通过执行成本分析 JOIN 过程 查看执行计划成本： mysql> explain format=json select * from t1 join t2 on t1.b=t2.b join t3...为什么执行计划中，t2 表的执行次数是用 “t1 join t3 的扇出” 表示的？这不是说明 t1 先和 t3 JOIN，结果再和 t2 JOIN？...4总结 总的来说，对于三表 JOIN 或者多表 JOIN 来说，“三表嵌套循环” 和 “先两表 JOIN，结果和第三张表 JOIN” 两种算法，成本是一样的。
简单说明问题出现的原因： MySQL left join 语句格式为： A LEFT JOIN B ON 条件表达式 left join 是以A表为基础，A表即左表，B表即右表。...但如果B表符合条件的记录数大于1条，就会出现1:n的情况，这样left join后的结果，记录数会多于A表的记录数。所以解决办法 都是从一个出发点出发，使A表与B表所显示的记录数为 1:1对应关系。...解决方法： 使用非唯一标识的字段做关联 1 select DISTINCT(id) from a left join b on a.id=b.aid DISTINCT 查询结果是 第一个表唯一的数据...重复的结果没显示出来 2 select * from a left join(select id from b group by id) as b on a.id=b.aid 拿出b表的一条数据关联...改一下查询语句吧: select distinct name, id from table 结果会是: id name 1 a 2 b 3 c 4 c 5 b distinct怎么没起作用？
MySQL LEFT JOIN 会读取左边数据表的全部数据，即便右边表无对应数据，RIGHT JOIN 和 LEFT JOIN 方向相反，其他完全一样，主要理解 LEFT JOIN，RIGHT JOIN...上面的 SQL 语句返回空，这里就出现了第一个问题，首先要明确一下是数据过滤是在 JOIN 之前过滤还是 JOIN 之后过滤的。...JOIN 之前过滤的，放到 on 子句中。 JOIN 之后过滤的，放到 where 子句中。...AND wp_posts.post_status = 'publish' LIMIT 0, 10 用默认值取代 null 上面 SQL 可以返回商品信息和他分销比率，但是没有单独设置的分销比率的商品返回结果是...LIMIT 0, 10 COALESCE(value,…) 是一个可变参的 SQL 函数，它可以接受多个参数，返回第一个不为 NULL 的参数，如果所有参数都为 NULL，此函数返回 NULL，当它使用 2
今天群里有同学发了一个题: 一张表,如图 ? 需要写一个sql ，输出如下结果 ?...对这个表进行一下简单解释，其实就是省市区的关系，放在了同一张表中，level=1表示省, level=2表示市,level=3表示区 code是他们进行关系的一种表现。....code)0) OR t2.code-t1.code=0 WHERE t.level=1 这个sql肯定需要left join 连表，因为需要...ON ((t2.code-t1.code)0) OR t2.code-t1.code=0 WHERE t.level=1 结果如图: ?...看到这个结果，只需要在select 中使用IF函数进行判断了，结果就出来了
这个原则说的不好懂，结果集最少，这个也许我们能估出来，但对最终结果集不影响，这个就不好判断了，难归难，但还是有一定规律的： LEFT JOIN 一般以左表为驱动表（RIGHT JOIN一般则是右表 ），...INNER JOIN 一般以结果集少的表为驱动表，如果还觉得有疑问，则可用 EXPLAIN 来找驱动表，其结果的第一张表即是驱动表。...绝大多少情况下是适用的，特别是 EXPLAIN LEFT JOIN 某些情况下会被查询优化器优化成 INNER JOIN；结果集指的是表中记录过滤后的结果，而不是表中的所有记录，如果无过滤条件则是表中所有记录...有趣的事发生了，驱动表变成了 tbl_user_login_log ，而 tbl_user 成了被驱动表， tbl_user_login_log 走索引过滤后得到结果集，再通过 BNL 算法将结果集与...这其实是 MySQL进行了优化，因为 tbl_user_login_log 走索引过滤后得到的结果集比 tbl_user 记录数要少，所以选择了 tbl_user_login_log 作为驱动表，后面的也就理所当然了
上一篇主要内容是：Flink join中的时态表join中的版本表关联，Demo是一个 kafka json temporal join upsert-kafka： 左表（左流、主表、事实表）： CREATE...prod_name, t2.price, cast(t2.op_ts as string) FROM left_kafka AS t1 LEFT JOIN right_upsert FOR SYSTEM_TIME...AS OF t1.op_ts AS t2 ON t1.prod_id = t2.prod_id 以下用若干组测试数据探索Flink SQL join的一些设计规则： 一、时间版本规则：...(2) 1970-01-01 00:00:00.000左表，那么右表1970-01-01 00:00:00.000一来就马上可以“确认”触发join，因为维表这条数据已经是满足join时间版本的极限条件了...(2) 主表乱序数据缓存：由于是LEFT JOIN，所以，主表不存在过期的数据，但是当乱序晚到的主表数据应该被join的维表时间版本过期删除后，会join到NULL，扩展字段用NULL填充。
测试必备的Mysql常用sql语句系列 https://www.cnblogs.com/poloyy/category/1683347.html 前言 having关键字对group by分组后的数据进行过滤...having支持where的所有操作符和语法 where 和 having 的一些差异性 where having 不可以使用聚合函数 可以使用聚合函数 数据 group by 前过滤 数据 group...by 后过滤 查询条件中不可以使用字段别名 查询条件中可以使用字段别名 用于过滤数据行 用于过滤分组后的结果集 根据数据表的字段直接过滤 根据已查询出的字段进行过滤 having 的语法格式 HAVING...having 单独使用的栗子 根据age分组，将分组后的结果过滤出departmen为seewo的分组记录 select *,GROUP_CONCAT(username) from yyTest group...having + where 的栗子 先查询sex = 1的所有记录 将查询的记录按照department分组 然后过滤出department=seewo的分组 select *,GROUP_CONCAT
我记得学数据库理论课老师说可以创建临时表，不知道mysql有没有这样的功能呢？临时表在内存之中，读取速度应该比视图快一些。然后还需要将查询的结果存储到临时表中。...A、临时表再断开于mysql的连接后系统会自动删除临时表中的数据，但是这只限于用下面语句建立的表： 1)定义字段 CREATE TEMPORARY TABLE tmp_table ( ...2)直接将查询结果导入临时表 CREATE TEMPORARY TABLE tmp_table SELECT * FROM table_name B、另外mysql也允许你在内存中直接创建临时表，...TABLE tmp_table ( name VARCHAR(10) NOT NULL, value INTEGER NOT NULL ) TYPE = HEAP 那如何将查询的结果存入已有的表呢...1、可以使用A中第二个方法 2、使用insert into temtable (select a,b,c,d from tablea)”;
对于下面这个三个表的join语句 select * from t1 join t2 on(t1.a=t2.a) join t3 on (t2.b=t3.b) where t1.c>=X and...t2.c>=Y and t3.c>=Z; 若改写成straight_join，要怎么指定连接顺序，以及怎么给三个表创建索引？...尽量使用BKA算法 使用BKA，并非“先计算两个表join的结果，再跟第三个表join”，而是直接嵌套查询的。...具体实现：在t1.c>=X、t2.c>=Y、t3.c>=Z这三个条件里，选择一个经过过滤以后，数据最少的那个表，作为第一个驱动表。此时，可能会出现如下两种情况。...同时，我们还需要在第一个驱动表的字段c上创建索引。 第二种情况是，若选出来的第一个驱动表是表t2，则需要评估另外两个条件的过滤效果。
在排查所有查询语句效率的过程中 , 发现了join关联表的时候 , 被驱动表没有走索引而是进行的全表扫描 实际的sql语句如下: explain select a.* from audit_rules...是全表扫描 , 这是因为b的字段rule_id没有索引 增加上索引以后 +----+-------------+-------+------+---------------+-------------+...SIMPLE | b | ref | idx_rule_id | idx_rule_id | 4 | sinanet.a.id | 1 | Using index | MySQL...是只支持一种JOIN算法Nested-Loop Join（嵌套循环链接） 当关联字段有索引时,走的是Index Nested-Loop Join(索引嵌套链接) 没有索引时会走,Block Nested-Loop...Join比Simple Nested-Loop Join多了一个中间join buffer缓冲处理的过程 没有索引时: ?
在同一张表中，字段名是不能相同 2. 宽度和约束条件可选 3....中的数据类型 mysql支持的数据类型 表的完整性约束 mysql表的完整性约束 修改表结构 语法： 1....： #多对一： 如果只有步骤1成立，则是左表多对一右表 如果只有步骤2成立，则是右表多对一左表 #多对多 如果步骤1和2同时成立，则证明这两张表时一个双向的多对一，即多对多,需要定义一个这两张表的关系表来专门存放二者的关系...#一对一: 如果1和2都不成立，而是左表的一条记录唯一对应右表的一条记录，反之亦然。...管理员表： fk+unique id user_id password 1 1 xxxxx 2 2 yyyyy 作业 根据表结构合理设计表与表之间的主外键关系和约束
SQL查询的基本原理 单表查询： 根据WHERE条件过滤表中的记录，然后根据SELECT指定的列返回查询结果。...两表连接查询： 使用ON条件对两表进行连接形成一张虚拟结果集；然后根据WHERE条件过滤结果集中的记录，再根据SELECT指定的列返回查询结果。...多表连接查询： 先对第一个和第二个表按照两表连接查询，然后用用连接后的虚拟结果集和第三个表做连接查询，以此类推，直到所有的表都连接上为止，最终形成一张虚拟结果集，然后根据WHERE条件过滤虚拟结果集中的记录...join)、全连接(full join) MySQL 内连接(inner join)、左连接(left join)、右连接(right join) Power BI 内连接、左连接、右连接、全连接、左反连接...自连接： 自连接通常作为外部语句用来替代从相同表中检索数据时使用的子查询语句。 笛卡尔积连接： 两张表中的每一条记录进行笛卡尔积组合，然后根据WHERE条件过滤虚拟结果集中的记录。
前情回顾 神奇的 SQL 之 联表细节 → MySQL JOIN 的执行过程（一）中，我们讲到了 JOIN 的部分内容，像：驱动表、JOIN 大致流程等。什么，还没看？赶紧去看呀，啊？...的索引，推荐大家去看：MySQL的索引），这就导致回表的过程是随机 IO 为什么 MySQL 没有采用 MRR 来保证回表的过程是顺序 IO 呢？...，再对缓存中记录按照主键 id 进行排序,再用排序后的主键 id 进行回表，使得回表查询的过程是顺序 IO 是不是感觉 MRR 有点像二级索引与主键的 JOIN 操作，有这感觉就对了，后面的 BKA...从tbl_user_login_log 查询到的 user_name 的值先放到 join buffer，当 join buffer 满了或者数据查完了，再对 join buffer 里面的值进行排序，...如果需要回表，那么 MySQL 会按之前讲到过的回表流程再优化一次 默认值的思考 MRR 相关的 3 个开关的默认值是这样的 mrr=on,mrr_cost_based=on,batched_key_access
测试对象 HD-G2L-IOT基于HD-G2L-CORE V2.0工业级核心板设计，双路千兆网口、双路CAN-bus、2路RS-232、2路RS-485、DSI、LCD、4G/5G、WiFi、CSI摄像头接口等...图1.1 HD-G2L-IOT 2. 测试目的 为了评估系统对不同类型的TF卡读写的性能和稳定性，以及确定系统是否可以正确地读取和写入数据。...此外，比较不同品牌和规格的TF卡读写速度的测试结果，可以帮助用户选择最适合其应用程序的TF卡。 该报告适用于使用5种以上不同规格品牌TF卡在HD-G2L-IOT评估板上的读写速度测试。...2.1测试结果 表2.1 从上表测试结果可以看出，在基于HD-G2L-IOT评估板测试9种不同规格品牌的TF中，各品牌规格TF卡可以正常识别使用，其中闪迪&海康威视&金士顿三种品牌的TF卡在评估板上都有较好的读写性能表现...关于HD-G2L-IOT 5.1硬件参数 HD-G2L-IOT板载的外设功能： 集成2路10M/100M/1000M自适应以太网接口 集成Wi-Fi 集成2路RS-232接口 集成2路RS-485接口
mysql本身是支持主从的（master slave），原理就是master产生的binlog日志记录了所有的增删改语句，将binlog发送到slave节点进行执行即可完成数据的同步。...可以看到，canal是这样工作的：canal有一个server工程，该server自己伪装为mysql的一个slave节点，然后向master请求所有的变更日志。...canal.instance.mysql.slaveId = 1234 # position info canal.instance.master.address = 127.0.0.1:3306...可以看到，修改的是test库里的History表，before代表修改前，id=3，calltime字段值为3，after修改后，calltime为22.customer列我没有修改，所以值为242没变...这样就获得了对应的库里，某个表的任何一列的变化的解析。
Mysql锁共享锁排它锁 (1)—mysql进阶（六十八) 行锁、表锁 我们主要说的是innoDB存储引擎的锁，其他存储引擎也对锁支持，但是不一样，我们简单介绍下。...比方说在session1中对一个表执行select操作，就相当于对这个表级别的加了个s锁，当session2要执行update操作，需要等session1的事务提交完，释放s锁，才能update给表上x...表级别的AUTO-INC锁 在mysql过程中，我们可以为某个列添加auto_increment，之后插入记录，这个值就可以不写值，字节可以自动递增（这些默认大家都知道）。...这种情况如果发生了，那说明结果可能会是 脏读问题。 立即修改这条数据，也就是获取这条记录的x锁，该咋办？ 这种情况如果发生了，那说明结果可能会是 脏写问题。...我们可以举个例子说明一下，比方说现在T1和T2两个事务对hero表中的记录加锁，hero表中的记录太少，假设这些记录都存储在所在表空间号为67，页号为3的页面上，那么： T1想对number值为15的这条记录加
例如我要取到table1和table2之中 age1和age2相同的结果并且结合起来： SELECT * FROM table1 INNER JOIN table2 ON table1.age1 =...table2.age1; 在这里使用inner join 来联合table1和table2 在使用INNER jion时，on和where条件的区别如下： 1、 on条件是在生成临时表时使用的条件...2、where条件是在临时表生成好后，再对临时表进行过滤的条件。这时已经没有left join的含义（必须返回左边表的记录）了，条件不为真的就全部过滤掉。...在这里我们使用on 条件是 table1中的age1和table2中的age2相同，那么我们运行结果如下： ?...是否输出的结果把两表给结合起来了，你们发现，age1不同的数据并没有输出出来，其实这样的结果比较像数学中的交集呢？这个就是 INNER jion
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