目录 物化表 物化表转连接 总结 物化表 首先提出一个不相关的IN子查询 SELECT * FROM s1 WHERE key1 IN (SELECT common_field FROM s2 WHERE key3 = 'a'); 对于不相关的 IN 子查询来说，如果子查询的结果集中
目录物化表物化表转连接总结
物化表
首先提出一个不相关的IN子查询
SELECT * FROM s1
WHERE key1 IN (SELECT common_field FROM s2 WHERE key3 = 'a');
对于不相关的 IN 子查询来说，如果子查询的结果集中的记录条数很少，那么把子查询和外层
查询分别看成两个单独的单表查询效率还是蛮高的，但是如果单独执行子查询后的结果集太多的话，就会导致这些问题：
结果集太多，可能内存中都放不下～对于外层查询来说，如果子查询的结果集太多，那就意味着 IN 子句中的参数特别多，这就导致：
无法有效的使用索引，只能对外层查询进行全表扫描。在对外层查询执行全表扫描时，由于 IN 子句中的参数太多，这会导致检测一条记录是否符合和 IN 子句中的参数匹配花费的时间太长。比如说 IN 子句中的参数只有两个：SELECT * FROM tbl_name WHERE column IN (a, b);这样相当于需要对 tbl_name 表中的每条记录判断一下它的 column 列是否符合 column = a OR column= b 。在 IN 子句中的参数比较少时这并不是什么问题，如果 IN 子句中的参数比较多时，比如这样：SELECT * FROM tbl_name WHERE column IN (a, b, c …, …);那么这样每条记录需要判断一下它的 column 列是否符合 column = a OR column = b OR column = cOR … ，这样性能耗费可就多了。
所以提出一个解决方案：不直接将不相关子查询的结果集当作外层查询的参数，而是将该结果集写入一个临时表里。
临时表的特性：
该临时表的列就是子查询结果集中的列。写入临时表的记录会被去重。一般情况下子查询结果集不会大的离谱，所以会为它建立基于内存的使用 Memory 存储引擎的临时表，而且会为该表建立哈希索引。如果子查询的结果集非常大，超过了系统变量 tmp_table_size 或者 max_heap_table_size ，临时表会转而使用基于磁盘的存储引擎来保存结果集中的记录，索引类型也对应转变为 B+ 树索引。这个将子查询结果集中的记录保存到临时表的过程称之为 物化。
物化表转连接
当我们把子查询进行物化之后，假设子查询物化表的名称为 materialized_table ，该物化表存储的子查询结果集的列为 m_val ，那么这个查询其实可以从下边两种角度来看待：
SELECT * FROM s1
WHERE key1 IN (SELECT common_field FROM s2 WHERE key3 = ‘a');
从表 s1 的角度来看待，整个查询的意思其实是：对于 s1 表中的每条记录来说，如果该记录的 key1 列的值
在子查询对应的物化表中，则该记录会被加入最终的结果集。画个图表示一下就是这样：
从子查询物化表的角度来看待，整个查询的意思其实是：对于子查询物化表的每个值来说，如果能在 s1 表中找到对应的 key1 列的值与该值相等的记录，那么就把这些记录加入到最终的结果集。
也就是说其实上边的查询就相当于表 s1 和子查询物化表 materialized_table 进行内连接：
SELECT s1.* FROM s1 INNER JOIN materialized_table ON key1 = m_val;
如果使用 s1 表作为驱动表的话，总查询成本由下边几个部分组成：
物化子查询时需要的成本扫描 s1 表时的成本s1表中的记录数量 × 通过 m_val = xxx 对 materialized_table 表进行单表访问的成本（物化表中的记录是不重复的，并且为物化表中的列建立了索引，所以这个步骤显然是非常快的）。
如果使用 materialized_table 表作为驱动表的话，总查询成本由下边几个部分组成：
物化子查询时需要的成本扫描物化表时的成本物化表中的记录数量 × 通过 key1 = xxx 对 s1 表进行单表访问的成本
总结
到此这篇关于Mysql查询优化之IN子查询优化方法的文章就介绍到这了,更多相关Mysql IN子查询优化内容请搜索每日运维以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持每日运维！
