MySQL笔记(4)---表

1.前言

　　上一章记录了MySQL中的一些文件组成，以及相关作用和参数配置，本章开始记录深层次的存储结构，以便更好理解MySQL的设计。

2.索引组织表

　　InnoDB中，表都是根据主键顺序组织存放的，这种方式称为索引组织表。每个表都有一个主键，没有主键会按照一定规则选择或创建主键：

　　　　判断表中是否有非空唯一索引，有则为主键，多个按建表时定义顺序的第一个作为主键，这个意思并不是SQL语句的顺序。

　　　　没有，自动创建一个6字节的指针，_rowid，通过这个字段可以查看主键（对复合主键无能为力）

3.InnoDB逻辑存储结构

　　前几章说了InnoDB的一些概念，比如共享表空间ibdata1，单表表空间，页，区等，这里对其逻辑结构进行详细记录说明。

　　InnoDB的数据被逻辑地存放在一个空间中，称为表空间。表空间又由段（segment）、区（extent）、页（page）组成，页有时也被称为块（block）。

3.1 表空间

　　用户启动参数innodb_file_per_table，每张表数据单独放到一个表空间。只存放数据，索引和缓冲bitmap页。其他数据如回滚信息，插入缓冲索引页，系统事务信息，二次写缓冲都还是存放在共享表空间中。打开一个手动提交的事务，修改表数据，可以观察到共享表空间大小增大，这就说明undo页存放在共享表空间中，执行回滚并不会变小，只是标记这些undo页可用而已。

3.2 段

　　表是由段组成的，常见的段有数据段、索引段、回滚段等。InnoDB是索引组织结构，所以数据就是索引，数据段就是B+树的叶子节点，索引段就是B+树的非叶子节点。回滚段较特殊。

3.3 区

　　区是由连续的页组成的，大小固定1MB，为了保证页的连续性，InnoDB一次会申请4~5个区。默认情况，页大小16KB，1个区里面有64个连续的页。

　　1.0版本开始有压缩页，每个页大小可以通过参数KEY_BLOCK_SIZE设置为2K、4K、8K，对应区的页数为512,256,128。

　　1.2版本增加参数innodb_page_size，将默认的页大小设置为4K、8K，页中的数据库不是压缩。区的大小始终是1MB。

　　在为每张表创建表空间的时候，会发现创建的表默认大小是96KB，区不是固定1MB吗？这是因为在每个段开始的时候，会使用32个页大小的碎片页，使用完了之后才会申请64个页，减少磁盘开销。

3.4 页

　　InnoDB页是磁盘管理的最小单位，默认大小16kb。1.2版本开始，可以通过参数innodb_page_size将页的大小设置成4K、8K、16K。设置完成，所有页的大小都是innodb_page_size。不能对其再次修改，除非通过mysqldump导入和导出操作产生新的库。

　　常见的页类型有：

　　　　数据页、undo页、系统页、事务数据页、插入缓冲bitmap、插入空闲free列表页、未压缩的二进制大对象页、压缩的二进制大对象页。

3.5 行

　　InnoDB存储引擎是面向列的，也就是说数据是按行进行存放的。每页最多放16KB / 2~200行的数据，即7992行。

4. InnoDB行记录格式

　　页中保存一行行的数据，以链表的形式存储。在1.0版本之前，提供了Compact和Redundant两种格式来存放记录，后者是为了兼容之前版本保留的。通过SHOW TABLE STATUS LIKE ”table_name"查看当前表使用的格式。row_format属性表示当前使用的行记录结构。创建表的时候可以指定：create table name engine=xxx row_format=xxx

4.1 Compact格式

　　MySQL5.0版本引入，目标是高效地存储数据。简单来说，一个页存放的数据越多，性能越高。具体格式如下：

　　变长字段长度：列的长度小于255，使用1字节存放，大于255，使用2字节。因为varchar最大65535。是按列顺序的逆序存放其长度的。

　　NULL标志位：表明列中是否有NULL值。有为1。1个字节

　　记录头信息：5个字节，40位

　　　　1~2:未知

　　　　3：该行是否已被删除

　　　　4：为1，如果该记录是预先被定义为最小的记录

　　　　5~8：该记录拥有的记录数

　　　　9~21：索引堆中该条记录的排序记录

　　　　22~24：记录类型：000普通，001B+树节点指针，010 Infimum， 011 Supermum， 1xx保留

　　　　25~40：页中下一条记录的相对位置。（这个就是链表的原因）

　　最后就是实际列的数据了，NULL不占空间，只有NULL标志位。还有两个隐藏列：事务ID列和回滚指针列，分别是6字节和7字节。没有主键，会产生rowid，6个字节。在记录头后面，列数据前面。

　　char类型空间未用完，会填充0x20。

4.2 Redundant行记录格式

　　偏移列表，同样是按字段列的逆序放置。长度小于255，用1字节表示，大于255用2字节表示。与长度列表不同的是，这里定位的是偏移量，后者的偏移量等于前者的+前者保存的长度

　　头信息：6个字节，48位

　　　　1~2：未知

　　　　3：该行是否删除

　　　　4：为1，如果该记录是预先被定义为最小的记录

　　　　5~8：该记录拥有的记录数

　　　　9~21：索引堆中该条记录的索引号

　　　　22~31：记录中的列数量

　　　　32：偏移列表为1字节还是2字节

　　　　33~48：下一条记录的位置

　　列数量使用了10个字节记录，所以mysql支持的最大列数是2^10-1=1023列。

　　这种格式varchar的NULL是不占空间的，但是char需要占用空间。

4.3 行溢出数据

　　InnoDB可以将一条记录中的某些数据存储在数据页之外，比如BLOB、LOG这类大对象列。BLOB可以不将数据放入溢出页面，但是varchar列数据却也可能被放在溢出数据。

　　varchar虽然使用2个字节记录长度，理论上可以存放65535字节，但是实际创建的时候不支持这么大的，因为还有其他开销，最大长度应该是65532.（2个字节记录长度，1个字节用于NULL）

　　另外要注意的是65532针对的字符类型是Latin1的，如果是GBK或者UTF8又会失败。

　　VARCHAR(N)指的是字符的长度，而最大支持是指字节，所以GBK的话大概是32766，UTF-8是21845。超过这个值且数据库SQL_MODE没有设置成严格，会警告，并自动转为text类型。

　　此外，VARCHAR指的是一条记录中所有VARCHAR字段的总长度限制。比如一张表里有3个varchar字段，每个长度22000，总长度就660000了，这样创建是会失败的。

　　InnoDB中一页是16KB，16384字节，怎么放下varchar呢。一般情况数据是存放在页类型为B-tree node中，但是发生行溢出时，数据放在页类型为Uncompress BLOB页中。前面一部分空间存放数据，后面通过一个偏移量指向溢出页。问题来了，多长的varchar会保存在页中，从多长开始保存在BLOB页中：

　　首先要清楚页的存储结构是B+树，如果只能存放一条记录，那么就没有意义了，所以一条记录超过页大小的时候，就会被放入溢出页中。如果能放入两条记录的话，大小阈值是多少才会被放入BLOB中呢，大概是8098。两条这么长的varchar记录依旧会在一页之中。另外，Text和BloB的数据类型也不是总是放在Uncompressed BLOB Page中的，和之前一样，要保证一个页存放两条记录。

4.4 Compressed和Dynamic行记录格式

　　1.0版本开始引入新的文件格式，以前的Compact和Redundant格式称为Antelope文件格式，新的是Barracuda：Compressed和Dynamic两种格式。

　　新的格式对于存放BLOB中的数据采取了完全的行溢出方式，只存放20个字节的指针，数据都放在Off Page中，之前的格式会存放768个前缀字节。Compressed行记录格式的另一个功能就是，存储在其中的行数据会以zlib的算法进行压缩，因此对于BLOB、TEXT、VARCHAR这类大长度类型的数据能够进行有效的存储。

4.5 CHAR的行结构存储

　　从4.1开始CHR（N）中的N指的是字符的长度，不是字节的长度了。因此CHAR类型的内部存储可能不是定长的数据。所以在内部将CHAR也视为变长字符类型，这就意味着变长长度列表中会记录CHAR数据类型的长度，对于未占满长度的字符还是填充0x20.

5.InnoDB数据页结构

　　数据页由7个部分组成：File Header文件头、Page Header页头、Infimum和Supermum Records、User Record行记录、Free Space空闲空间、Page Directory页目录、File Trailer文件结尾信息。其中头尾大小是固定的，分别是38、56、8字节，这些空间用来记录一些该页的信息，如checksum，数据页在B+树索引的层数等。其它的是实际的行记录存储空间，是动态的。

5.1 File Header

　　由8个部分构成，共38个字节：

　　　　FIL_PAGE_SPACE_OR_CHECKSUM　　4字节　　mysql4.0.14之前，该值为0，后面代表checksum的值

　　　　FIL_PAGE_OFFSET　　　　　　　　　  4字节　　表空间页的偏移量。如独立表空间大小为1GB，该页16KB，一共65536个页，这个就表示该页在所有页中的位置。若表空间ID是10，那么searchKey(10,1)就是查找表中的第二个页。

　　　　FIL_PAGE_PREV　　　　　　　　　　　4字节　　当前页的上一个页，B+树决定了叶子节点必须是双向列表

　　　　FIL_PAGE_NEXT　　　　　　　　　　　4字节　　当前页的下一个页

　　　　FIL_PAGE_LSN　　　　　　　　　　　　8字节　　该页最后被修改的日志序列位置LSN

　　　　FIL_PAGE_TYPE　　　　　　　　　　　2字节　　InnoDB存储引擎页类型，0x45BF代表存放的是页数据

　　　　　　　　0x0002　　undo log 页

　　　　　　　　0x0003　　索引节点

　　　　　　　　0x0004　　insert buffer空闲列表

　　　　　　　　0x0000　　新分配的页

　　　　　　　　0x0005　　insert buffer bitmap

　　　　　　　　0x0006　　系统页

　　　　　　　　0x0007　　事务系统数据

　　　　　　　　0x0008　　File Space Header

　　　　　　　　0x0009　　扩展描述页

　　　　　　　　0x000A　　BLOB页

　　　　FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN　　　　　8字节　　 该值仅在系统表空间的一个页中定义，代表文件至少被更新到了该LSN值。独立表都是0

　　　　FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID  4字节　　从MySQL4.1开始该值表示页属于哪个表空间。

5.2 Page Header

　　该部分用来记录数据页的状态信息，由14个部分组成，共占用56字节。

　　　　PAGE_N_DIR_SLOTS　　　　2　　　　在Page Directory（页目录）中Slot（槽）数，‘4.4.5 Page Directory’小节中会介绍

　　　　PAGE_HEAP_TOP　　　　　  2　　　　堆中第一个记录的指针，记录在页中是根据堆形式存放的

　　　　PAGE_N_HEAP　　　　　　   2　　　　堆中的记录数。一共占用2字节，但是第15位表示行记录格式

　　　　PAGE_FREE　　　　　　　　 2　　　　执向可重用空间的首指针

　　　　PAGE_GARBAGE　　　　　　2　　　　已删除记录的字节数，即行记录结构中delete flag为1的记录大小的总数

　　　　PAGE_LAST_INSERT　　　　2　　　　 最后插入记录的位置

　　　　PAGE_DIRECTION　　　　　 2　　　　 最后插入的放向，可能是0x01 left、0x02 right、0x03 same rec、0x04 same page、0x05 no direction

　　　　PAGE_N_DIRECTION　　　　2　　　　 一个方向连续插入记录的数量

　　　　PAGE_N_RECS　　　　　　  2　　　　 该页中记录的数量

　　　　PAGE_MAX_TRX_ID　　　　 8　　　　  修改当前页的最大事务ID，注意该值仅在Secondary Index中定义

　　　　PAGE_LEVEL　　　　　　　  2　　　　  当前页在索引树中的位置，0x00代表叶节点，即叶节点总是在第0层

　　　　PAGE_INDEX_ID　　　　　　8　　　　  索引ID，表示当前页属于哪个索引

　　　　PAGE_BTR_SEG_LEAF　　   10　　　　B+树数据页非叶节点所在段的segment header。注意该值仅在B+树的ROOT页定义

　　　　PAGE_BTR_SEG_TOP　　　 10　　　　B+树数据页所在段的segment header.注意该值仅在B+树的Root页定义

5.3 Infimum和Supermum Record

　　每个数据页由两个虚拟的行记录，用来限定记录的边界。Infimum记录是比该页中任何主键都要小的值，Supermum是比任何可能大的值都大的值。在页创建的时候被建立，并且不会被删除。

5.4 User Record和Free Space

　　User Record就是实际存储记录的内容。

　　Free Space就是空闲空间，链表结构。

5.5 Page Directory

　　页目录保存了记录的相对位置，这里放的是页的相对位置，不是偏移量。这些记录指针有时被称为槽或者目录槽。不是每个记录都有槽的，这是一个稀疏目录，一个槽中可能包含多个记录。在槽中按照索引键值顺序存放，这样可以使用二叉查找迅速找到记录的指针，但是由于是稀疏目录，所以只能查到一个初略的结果，还需要通过reocorder header中的next_record来继续查找。

　　B+树不能定位到具体记录，只能定位到记录所保存的页，然后将页加载到内存，通过Page Directory进行二叉查找定位到具体记录。

5.6 File Tailer

　　这个用于校验数据是否完整写入磁盘，占用8个字节，前4个表示checksum，后四个与File Header的FIL_PAGE_LSN相同。

　　该校验会对系统有些开销，innodb_checksums可以关闭这个校验。

　　MySQL5.6.6版本开始新增了参数innodb_checksum_algorithm，用来控制检测checksum的算法，默认crc32。可设置的有：innodb、crc32、none、strict_innodb、strict_crc32、strict_none。

　　innodb算法是用于兼容之前版本的checksum检测方式，crc32是5.6.6版本引进的新的checksum算法，性能比innodb高。用strict算法保存，低版本的MySQL库无法读取这些页。none不检测。启动strict_crc32是最快的，他不会对innodb和crc32算法进行两次检测，但是低版本无法使用。

6. Named File Formats机制

　　随着存储引擎的发展，新的页数据结构有时用于支持新的功能特性。比如前面提到的表压缩功能等。这些数据结构和之前的版本并不兼容，所以在1.0版本开始，InnoDB存储通过Named File Formats机制来解决不同版本下页结构兼容性问题。

　　1.0版本之前的称为Antelope，之后的为Barracuda，新版的文件格式总是包含旧版的内容。SHOW VARIABLES LIKE ’innodb_file_format'

7 约束

7.1 数据完整性约束

　　关系型数据库本身保证存储数据的完整性，提供了约束机制，通常有3种形式：

　　　　1.实体完整性：保证表中有一个主键，可以定义Primary Key，Unique Key。

　　　　2.域完整性：保证数据每列满足特定条件。以下途径可以保证：选择合适的数据类型保证数据值满足条件，外键约束，编写触发器，用DEFAULT。

　　　　3.参照完整性：保证两张表之间的关系，外键。

　　InnoDB提供了以下几种约束：

　　　　Primary Key

　　　　Unique Key

　　　　Foreign Key

　　　　Default

　　　　NOT NULL

7.2 约束的创建和查找

　　创建方式：

　　　　表建立时定义

　　　　ALTER TABLE命令创建约束

　　对于唯一索引约束Unique Key，用户还可以通过命令CREATE UNIQUE INDEX来创建。

　　对主键约束，名为PRIMARY，对于Unique Key约束，约束名和列名一样。Foreign Key约束似乎会有一个比较神秘的默认名称。

7.3 约束和索引的区别

　　创建约束的方法不就是创建索引吗，有什么区别？约束是一个逻辑的概念，用来保证数据的完整性。索引是一个数据结构，有逻辑的概念，也代表着物理存储方式。

7.4 对错误数据的约束

　　在某些默认设置下，MySQL数据库允许非法的或不正确的插入数据或更新，或者在内部转换成一个合法的值，如向NOT NULL字段插入一个NULL值，数据库会将其改为0再进行插入。这个是通过设置sql_mode完成的。SET sql_mode = "STRICT_TRANS_TABLES"，这个类型对输入进行了约束。

7.5 ENUM和SET约束

　　MySQL不支持传统的CHECK约束，但是可以通过ENUM和SET类型解决部分需求。比如表上有一个性别类型，范围只有male或者female，这个时候可以使用ENUM约束。创建表的时候sex字段为ENUM('male','female')。只支持离散数据类型，对连续的无能为力。

7.6 触发器约束

　　MySQL5.1开始触发器相对稳定。CREATE TRIGGER，只有super权限的用户才能执行。最多可以为一个表创建6个触发器，即分别为INSERT、UPDATE、DELETE的before和after各定义一个。当前MySQL只支持FOR EACH ROW的触发方式，即按每行记录进行触发。

　　CREATE

　　[DEFOMER = {user | CURRENT_USER}]

　　TRIGGER trigger_name BEFORE | AFTER   INSERT|UPDATE|DELETE

　　ON table_name FOR EACH ROW trigger_stmt。

　　通过触发器可以实现一些不支持的特性，比如CHECK约束，物化视图，高级复制，审计等特性。比如买东西，每次都是减的，但是如果用户输入了一个负数，就变成加了。这个时候就可以通过触发器来完成这个判断了。

7.7 外键约束

　　外键用来保证参照完整性，MySQL数据库的MyISAM引擎本身不支持外键，对外键的定义只是一个注释作用。

　　[CONSTRAINT [symbol]] FOREIGN KEY

　　[index_name] (index_col_name, ...)

　　REFERENCES tbl_name (index_col_name,...)

　　[ON DELETE reference_option]

　　[ON UPDATE reference_option]

　　reference_option:　　RESTRICT|CASCADE|SET NULL| NO ACTION

　　　　CASCADE表示父表发生DELETE或UPDATE操作时，对应子表数据也进行DELETE或UPDATE操作。

　　　　SET NULL 表示父表发生DELETE或UPDATE操作时，子表设置NULL

　　　　NO ACTION表示子表有相关联记录，抛出异常，不允许操作

　　　　RESTRICT表示父类发生DELETE或UPDATE操作时，抛出错误，不允许这类操作。

　　Oracle数据库有一种延时检查的外键约束，检查在SQL执行之后进行，但MySQL都是即时检查，所以NO ACTION和RESTRICT没区别。默认使用RESTRICT。

　　MySQL会自动为外键创建索引，避免死锁问题。

8 视图

　　MySQL中视图是一个命名的虚表，它由一个SQL查询来定义，可以当做表使用。与持久表不同，视图没有实际的物理存储。

8.1 视图的作用

　　视图的主要作用之一是用做一个抽象装置，程序本身不需要关心基表的结构，只需要按照视图定义来取数据或更新数据，一定程度上起到了安全层的作用。5.0版本开始支持视图：

　　　　CREATE [OR REPLACE]

　　　　[ALGORITHM = { UNDEFINED | MERGE | TEMPTABLE}]

　　　　[DEFINER =  {user | CURRENT_USER }]

　　　　[SQL SECURITY { DEFINER | INVOKER }]

　　　　VIEW view_name [(column_list)]

　　　　AS select_statement

　　　　[WITH [CASCADED | LOCAL] CHECK OPTION]

　　虽然视图是虚拟表，但是可以对其进行更新，本质上就是更新基本表。可能更新失败，带上WITH CHECK OPTION会失败的时候抛出异常。

8.2 物化视图

　　Oracle支持物化视图，即该视图不是基于基表的虚表，而是根据基表实际存在的实表，存储在非易失的存储设备上。

　　物化视图用于预先计算并保存多表的链接或者聚集等耗时较多的SQL操作结果。这样，执行复杂查询时，就可以避免进行这些耗时的操作。Oracle中创建方法有两种：

　　　　BUILD IMMEDIATE：默认方式，在创建的时候就生成数据

　　　　BUILD DEFERRED：根据需要生成数据

　　查询重写就是会自动判断是否能通过查询物化视图得到最终结果，如果可以就避免了复杂的SQL操作。

　　物化视图的刷新是指基表发生了DML操作后，物化视图何时采用哪种方式和基表进行同步：

　　　　ON DEMAND：在用户需要的时候进行刷新

　　　　ON COMMIT：对基表的操作提交时同步进行

　　刷新的方式有4种：

　　　　FAST：增量刷新，只刷新自上次刷新后的修改

　　　　COMPLETE：全量刷新

　　　　FORCE：刷新的时候会去判断，能快速刷新使用FAST，不能使用COMPLETE.

　　　　NEVER：不刷新

　　MySQL不支持物化视图，可以自己实现，比如定时将一个表导入另一个表。这个就是ON DEMAND类型。这自然是COMPLETE刷新方式，要实现FAST就比较复杂了，统计上次刷新的位置。实现ON COMMIT就复杂了，可以通过触发器。

　　查询重写功能MySQL就无能为力了，需要在应用端进行控制。

9 分区表

9.1 分区概述

　　分区功能不是在存储引擎层完成的，所以InnoDB、MyISAM、NDB等都支持，但是也有不支持的，比如：CSV、FEDORATED、MERGE等。

　　MySQL5.1版本添加了对分区的支持。这个过程是一个将表或索引分解为多个更小、更可管理的部分。从逻辑上讲，只有一个表或者一个索引，但是在物理上这个表或者索引可能由数十个物理区组成，这样就可以对各个部分处理的能力了。

　　MySQL支持的分区类型是水平分区，不支持垂直分区。分区是局部分区索引，一个分区中既存放了数据又存放了索引，全局分区指的是数据存放在各个分区，但是索引存放在一个对象中。目前MySQL不支持全局分区。通过SHOW VARIABLES LIKE '%partition%'查看是否启用了分区。也可以使用SHOW PLUGINS查看。

　　分区不一定会让数据库更快，可能会提高某些SQL的性能，但是分区主要是用于数据库的高可用性管理。在OLTP应用中，对分区的使用应该非常小心。

　　MySQL数据库支持的分区类型有：

　　　　RANGE分区：行数据基于属于一个给定连续区间的列值被放入分区。MySQL5.5开始支持RANGE COLUMNS的分区

　　　　LIST分区：和RANGE分区类型，只是LIST分区面向的是离散的值。MySQL5.5开始支持LIST COLUMNS分区

　　　　HASH分区：根据用户自定义的表达式的返回值来进行分区，返回值不能为负数。

　　　　KEY分区：根据MySQL数据库提供的哈希函数进行分区。

　　不论创建什么类型的分区，如果表中存在主键或者唯一索引时，分区列必须是唯一索引的一个组成部分。比如唯一索引是a,b，创建PARTITION BY hash(c)就不行，c不是a,b的一个组成部分。如果表没有主键，唯一索引，可以指定任何一个列为分区列。

　　分区的目的是将数据分割，查询的范围就小了，这样速度就快了，所以要考虑表执行的SQL是否适合分区，万一分区却扫描了全表，那么就得不偿失了。

9.2 分区类型

9.2.1 RANGE分区

　　Partition By Range(id) (

　　　　Partition p0 values less than (10),

　　　　Partition p1 values less than (20)

　　);

　　id小于10的插入p0,大于等于10，小于等于20的插入p1。

　　启用分区后，物理磁盘上就不是一个ibd文件了，会有各个分区的ibd文件。

　　另外，由于没有定义大于等于20的情况，插入这个会抛出异常。对于这种情况可以写成

　　　　ALTER TABLE t ADD PARTITION( partition p2 values less than maxvalue);

　　RANGE分区主要用于日期列的分区，例如对于销售类的表，可以根据年来分区存放销售记录。Partition by range (year(date)) (partition p2008 values less than(2009));

　　这样的好处在于我们删除08年的数据只需要：alter table sales drop partition p2008;

　　另一方面，查询08年的数据也只会查这个分区。EXPLAIN  PARTITIONS，但是如果查询08和09年的就会跨分区了，这个是不好的操作。

　　如果按月进行分区，实际上查询并不会只查那个月的，优化器不一定会根据分区选择。因为对RANGE分区的查询，优化器只对YEAR()、TO_DAYS()、TO_SECONDS()、UNIX_TIMESTAMP()这类函数进行优化选择，所以如果按月查询，要写成：

　　　　Partition By range(To_DAYS(date)) (

　　　　　　Partition p201001 values less than (to_days('2010-02-01'))

　　　　);

9.2.2 LIST 分区

　　LIST分区和RANGE很相似，但是值是离散的，而不是连续的。range中使用values less than，list中使用values in，毕竟值是离散的。如果插入的值不在定义中，也会抛出异常。

　　此外对于多行插入中存在未定义的值，MyISAM会将之前的数据都插入，遇到未定义的之后的不插入。InnoDB都不插入。

　　partition by list(b) (

　　　　partition p0 values in (1,2,3,4,5)

　　);

9.2.3 hash分区

　　hash分区的目的是将数据均匀的分布到预先定义的各个分区中，保证各分区的数据量大致都一样。hash分区中，数据库自动完成这个操作。

　　　　Partition by hash(expr) expr是一个返回整型的表达式，后面还要跟上一个partitions num，表示分多少个区。

　　MySQL还支持一种LENEAR HASH。优点在于增加、删除、合并、拆分分区更加快捷。缺点在于各分区的数据分布可能不大均衡。

9.2.4 KEY分区

　　KEY与HASH相似，不同在于HASH分区使用用户定义的函数进行分区，KEY分区使用MySQL数据库提供的函数进行分区。对于NDB Cluster引擎，使用MD5函数分区。对于其他引擎，使用内部的hash函数。

9.2.5 COLUMNS分区

　　前面介绍的分区条件都要是整型，不是整型要通过函数转变成整型，比如YEAR等。COLUMNS分区可以直接使用非整型的数据进行分区，分区根据类型直接比较而得。

　　COLUMNS分区支持以下的数据类型：

　　　　所有的整型类型：FLOAT和DECIMAL不支持

　　　　日期类型：DATE和DATETIME，其余不支持

　　　　字符串类型：如CHAR、VARCHAR、BINARY、VARBINARY。BLOB和TEXT不支持。

9.3 子分区

　　子分区是在分区的基础上再进行分区，也称复合分区。SUBPARTITION。

　　子分区要注意：

　　　　1.每个子分区的数量必须相同

　　　　2.要在一个分区表的任何分区上使用SUBPARTITION来明确定义任何子分区，就必须定义所有的子分区。

　　　　　　每个SUBPARTITION子句必须包括子分区的一个名字。

　　　　　　子分区不能重名。

9.4 分区中的NULL值

　　mysql允许使用NULL值做分区，把NULL看做比所有非NULL都小的值。这个操作和order by操作是一样的。所以对不同的分区类型，对NULL的操作也不同。

　　range分区中，会放在最左边的分区，

　　list分区，要显示指出放在哪个分区，PARTITION p0 VALUES in (NULL)

　　hash和key分区和前两个不同，任何函数都将含有NULL的记录返回为0.

9.5 分区和性能

　　使用分区不一定会带来查询速度的提升，要明确其使用环境。

　　数据库应用分为两类：OLTP（在线事务处理），比如Blog、电子商务、网络游戏。

　　　　　　　　　　　　OLAP（在线分析处理），比如数据仓库、数据集市。

　　对后者会有性能的提高，因为大部分查询要频繁的扫描一张很大的表。

　　对于OLTP的应用，分区就要非常小心了。通常只需要返回几条记录，对B+树而言，大概需要2~3次磁盘IO，所以本身可以很好完成操作，不需要分区支持，设计不好反而会带来严重的性能问题。

9.6 在表和分区间交换数据

　　MySQL5.6开始支持ALTER TABLE ... EXCHANGE PARTITION语法，支持分区的数据与非分区的表中数据进行交换。如果非分区表数据为空，等于将分区的数据移动到非分区。若分区表中数据为空，等于将外部表数据导入分区中。

　　满足以下条件才行：

　　　　表和分区表有相同的表结构，但表中不能有分区

　　　　非分区表中的数据必须在交换的分区定义内

　　　　被交换的表不能含有外键，或者其他的表含有对该表的外键引用

　　　　用户处理ALTER INSERT 和CREATE权限外，还需要DROP权限

　　还要注意：

　　　　使用过程中，触发器不会被触发

　　　　AUTO_INCREMENT列会被重置。