I. 特性限制 · MySQL 5.1參考手冊

### 附錄I：特性限制 ** 目錄** [ I.1. 對存儲子程序和觸發程序的限制](#)[ I.2. 對服務器端光標的限制](#)[ I.3. 對子查詢的限制](#)[ I.4. 對視圖的限制](#)[ I.5. 對XA事務的限制](#) 在本附錄中，介紹了使用諸如子查詢或視圖等MySQL特性時存在的限制。 ### I.1.?對存儲子程序和觸發程序的限制這里介紹的某些限制適用于所有的存儲子程序，即存儲程序和存儲函數。某些限制僅適用于存儲函數而不是存儲程序。對存儲函數的的所有限制也適用于觸發程序。 **注釋：**如果SQL語句，如SELECT ... INTO語句包含具有相同名稱的對列的引用以及聲明的局部變量，MySQL會將引用解釋為變量的名稱。這是一種非標準的行為，優先順序通常是列名、然后是SQL變量和參數。請參見[20.2.9.3節，“SELECT ... INTO語句”](# "20.2.9.3.?SELECT ... INTO Statement")。存儲子程序不能包含任意SQL語句。在存儲子程序中，禁止使用下述語句： ·???????? CHECK TABLES ·???????? LOCK TABLES, UNLOCK TABLES ·???????? LOAD DATA, LOAD TABLE ·???????? SQL預處理語句（PREPARE、EXECUTE、DEALLOCATE PREPARE）。隱含意義：不能在存儲子程序中使用動態SQL語句（其中，能夠以字符串形式構造動態語句，然后執行它們）。從MySQL 5.0.13開始，對于存儲程序放寬了該限制，但該限制仍適用于存儲函數和觸發程序。 ·???????? OPTIMIZE TABLE 對于存儲函數（而不是存儲程序），禁止下述額外語句： ·???????? 執行顯式或隱式提交或回滾操作的語句。 ·???????? 返回結果集的語句。包括沒有INFO子句的SELECT語句，以及SHOW語句。能夠用SELECT … INTO，或使用光標和FETCH語句處理結果集的函數。 ·???????? FLUSH語句。注意，盡管能夠在存儲程序中使用FLUSH，但不能從存儲函數或觸發程序調用這類存儲程序。注意，盡管某些限制在正常情況下適用于存儲函數和觸發程序，不適用于存儲程序，如果它們是從存儲函數或觸發程序中調用的，這些限制也適用于存儲程序。使用存儲子程序會導致復制問題。關于這方面的進一步討論，請參見[20](#)[.4節，“存儲子程序和觸發程序的二進制日志功能”](# "20.4.?Binary Logging of Stored Routines and Triggers")。 INFORMATION_SCHEMA尚不包含PARAMETERS表，因此，對于需要在運行時獲取子程序參數信息的應用程序來說，必須采用相應的規避錯誤，如解析SHOW CREATE語句的輸出。沒有存儲子程序調試工具。存儲子程序使用了具體化的光標，而不是固有光標（在服務器端生成結果集并對結果集進行高速緩沖處理，然后在客戶端獲取結果集時按行返回）。不能提前處理CALL語句。無論是對服務器端預處理語句還是SQL預處理語句，均成立。為了防止服務器線程間的交互問題，當客戶端發出語句時，服務器將使用可用的、用于語句執行的子程序和觸發程序快照。也就是說，服務器將計算出可在語句執行期間使用的存儲程序、函數和觸發程序的列表，加載它們，然后進入語句執行。這意味著，在語句執行的同時，它不會看到其他線程對子程序所作的變更。 ### I.2.?對服務器端光標的限制從MySQL 5.0.2開始，通過mysql_stmt_attr_set() C API函數實現了服務器端光標。服務器端光標允許在服務器端生成結果集，但不會將其傳輸到客戶端，除非客戶端請求這些行。例如，如果客戶端執行了查詢，但僅對第1行感興趣，那么不會傳輸剩余的行。光標是只讀的，不能使用光標來更新行。未實施UPDATE WHERE CURRENT OF和DELETE WHERE CURRENT OF，這是因為不支持可更新的光標。光標是不可保持的（提交后不再保持打開）。光標是不敏感的。光標是不可滾動的。光標是未命名的。語句處理程序起著光標ID的作用。對于每條預處理語句，僅能打開1個光標。如果需要多個光標，必須處理多條語句。如果在預處理模式下不支持語句，不能在生成結果集的語句上使用光標。包括CHECK TABLES、HANDLER READ和SHOW BINLOG EVENTS語句。 ### I.3.?對子查詢的限制隨后將更正的一致缺陷：如果將NULL值與使用ALL、ANY或SOME的子查詢進行比較，而且子查詢返回空結果，比較操作將對NULL的非標準結果進行評估，而不是TRUE或FALSE。子查詢的外部語句可以是SELECT、INSERT、UPDATE、DELETE、SET或DO中的任何一個。僅部分支持行比較操作： ·???????? 對于*expr* IN (*subquery*)，*expr*可以是*n*-tuple（通過行構造程序語法指定），而且子查詢能返回*n*-tuples個行。 ·???????? 對于*expr**op* {ALL|ANY|SOME} (*subquery*)，*expr*必須是標度值，子查詢必須是列子查詢，不能返回多列行。換句話講，對于返回*n*-tuples行的子查詢，支持： ~~~ (val_1, ..., val_n) IN (subquery) ~~~ 但不支持： ~~~ (val_1, ..., val_n) op {ALL|ANY|SOME} (subquery) ~~~ 支持針對IN的行比較，但不支持針對其他的行比較，原因在于，IN實施是通過將其重新編寫為“=”比較和AND操作的序列完成的。該方法不能用于ALL、ANY或SOME。未良好優化行構造程序。下面的兩個表達式是等效的，但只有第2個表達式能被優化： ~~~ (col1, col2, ...) = (val1, val2, ...) ~~~ ~~~ col1 = val1 AND col2 = val2 AND ... ~~~ 對于IN的子查詢優化不如對“=”的優化那樣有效。對于不良IN性能的一種典型情況是，當子查詢返回少量行，但外部查詢返回將與子查詢結果相比較的大量行。 FROM子句中的子查詢不能與子查詢有關系。在評估外部查詢之前，將對它們進行具體化處理（執行以生成結果集），因此，不能按照外部查詢的行對它們進行評估。一般而言，不能更改表，并從子查詢內的相同表進行選擇。例如，該限制適用于具有下述形式的語句： ~~~ DELETE FROM t WHERE ... (SELECT ... FROM t ...); ~~~ ~~~ UPDATE t ... WHERE col = (SELECT ... FROM t ...); ~~~ ~~~ {INSERT|REPLACE} INTO t (SELECT ... FROM t ...); ~~~ 例外：如果為FROM子句中更改的表使用子查詢，前述禁令將不再適用。例如： ~~~ UPDATE t ... WHERE col = (SELECT (SELECT ... FROM t...) AS _t ...); ~~~ 禁令在此不適用，這是因為FROM中的子查詢已被具體化為臨時表，因此“t”中的相關行已在滿足“t”條件的情況下、在更新時被選中。與子查詢相比，針對聯合的優化程序更成熟，因此，在很多情況下，如果將其改寫為join（聯合），使用子查詢的語句能夠更有效地執行。但下述情形例外：IN子查詢可被改寫為SELECT DISTINCT聯合。例如： ~~~ SELECT col FROM t1 WHERE id_col IN (SELECT id_col2 FROM t2 WHERE condition); ~~~ 可將該語句改寫為： ~~~ SELECT DISTINCT col FROM t1, t2 WHERE t1.id_col = t2.id_col AND condition; ~~~ 但在該情況下，聯合需要額外的DISTINCT操作，而且與子查詢相比，效率并不高。可能的未來優化：MySQL不改寫針對子查詢評估的聯合順序。在某些情況下，如果MySQL將其改寫為聯合，能夠更有效地執行子查詢。這樣，優化程序就能在更多的執行方案間進行選擇。例如，它能決定是否首先讀取某一表或其他。例如： ~~~ SELECT a FROM outer_table AS ot ~~~ ~~~ WHERE a IN (SELECT a FROM inner_table AS it WHERE ot.b = it.b); ~~~ 對于該查詢，MySQL總會首先掃描outer_table，如然后針對每一行在inner_table上執行子查詢。如果outer_table有很多行而inner_table只有少量行，查詢的執行速度或許要慢于本應有的速度。前述查詢可改寫為： ~~~ SELECT a FROM outer_table AS ot, inner_table AS it ~~~ ~~~ WHERE ot.a = it.a AND ot.b = it.b; ~~~ 在該情況下，我們能掃描小的表（inner_table）并查詢outer_table中的行，如果在“ot.a,ot.b”上有索引，速度會更快。可能的未來優化：對外部查詢的每一行評估關聯的子查詢。更好的方法是，如果外部行的值與之前的行相比沒有變化，不對子查詢進行再次評估，而是使用以前的結果。可能的未來優化：通過將結果具體化到臨時表，而且該表不使用索引，對FROM子句中的子查詢進行評估。在查詢中與其他表進行比較時，盡管可能是有用的，但不允許使用索引。可能的未來優化：如果FROM子句中的子查詢類似于可施加MERGE算法的視圖，改寫查詢并采用MERGE算法，以便能夠使用索引。下述語句包含這類子查詢： ~~~ SELECT * FROM (SELECT * FROM t1 WHERE t1.t1_col) AS _t1, t2 WHERE t2.t2_col; ~~~ 該語句可被改寫為聯合，如下所示： ~~~ SELECT * FROM t1, t2 WHERE t1.t1_col AND t2.t2_col; ~~~ 這類改寫具有兩個優點： 1.??? 避免使用那些不能使用索引的臨時表。在改寫的查詢中，優化程序可在t1上使用索引。 2.??? 優化程序在選擇不同的執行計劃方面具有更大的自由。例如，將查詢改寫為聯合，那么就允許優化程序首先使用t1或t2。可能的未來優化：對于沒有關聯子查詢的IN、= ANY、<> ANY、= ALL、以及<> ALL，為結果使用“內存中”哈希處理，或對較大的結果使用具有索引的臨時表。例如： ~~~ SELECT a FROM big_table AS bt ~~~ ~~~ WHERE non_key_field IN (SELECT non_key_field FROM table WHERE condition) ~~~ 在該情況下，可創建臨時表： ~~~ CREATE TABLE t (key (non_key_field)) ~~~ ~~~ (SELECT non_key_field FROM table WHERE condition) ~~~ 然后，對big_table中的每一行，根據bt.non_key_field，在“t”中進行鍵查找。 ### I.4.?對視圖的限制視圖處理功能概念未優化： ·???????? 不能在視圖上創建索引。 ·???????? 對于使用MERGE算法處理的視圖，可以使用索引。但是，對于使用臨時表算法處理的視圖，不能在其基表上利用索引提供的優點（盡管能夠在臨時表的生成過程中使用索引）。在視圖的FROM子句中不能使用子查詢。未來該限制將被放寬。存在一個一般原則，不能更改某一表并在子查詢的相同表內進行選擇。請參見[I.3節，“對子查詢的限制”](# "I.3.?Restrictions on Subqueries")。如果從表選擇了視圖并接著從視圖進行了選擇，同樣的原理也適用，如果在子查詢中從表選擇了視圖并使用MERGE算法評估了視圖，也同樣。例如： ~~~ CREATE VIEW v1 AS ~~~ ~~~ SELECT * FROM t2 WHERE EXISTS (SELECT 1 FROM t1 WHERE t1.a = t2.a); ~~~ ~~~ ? ~~~ ~~~ UPDATE t1, v2 SET t1.a = 1 WHERE t1.b = v2.b; ~~~ 如果視圖是使用臨時表評估的，可從視圖子查詢中的表進行選擇，并仍能更改外部查詢中的表。在該情況下，視圖將被具體化，因此，你實際上不能從子查詢的表中進行選擇并“同時”更改它（這是你打算強制MySQL使用臨時表算法的另一原因，其方法是在視圖定義中指定ALGORITHM = TEMPTABLE關鍵字）。可以使用DROP TABLE或ALTER TABLE來舍棄或更改視圖定義中使用的表（它會是視圖失效），而且舍棄或更改操作不會導致告警。但在以后使用視圖時會出錯。視圖定義是通過特定語句“凍結”的： ·???????? 如果PREPARE預處理的語句引用了視圖，以后每次執行語句時看到的視圖內容與預處理視圖時的內容相同。即使在語句預處理完成之后、在執行語句之前更改了視圖定義，情況也同樣。例如： ~~~ ·??????????????? CREATE VIEW v AS SELECT 1; ~~~ ~~~ ·??????????????? PREPARE s FROM 'SELECT * FROM v'; ~~~ ~~~ ·??????????????? ALTER VIEW v AS SELECT 2; ~~~ ~~~ ·??????????????? EXECUTE s; ~~~ EXECUTE語句返回的結果是1，而不是2。 ·???????? 如果存儲子程序中的語句引用了視圖，語句所見到的視圖內容與首次執行語句時的相同。這意味著，如果語句是以循環方式執行的，進一步的語句迭代見到的視圖內容是相同的，即使在循環過程中更改了視圖定義也同樣。例如： ~~~ ·??????????????? CREATE VIEW v AS SELECT 1; ~~~ ~~~ ·??????????????? delimiter // ~~~ ~~~ ·??????????????? CREATE PROCEDURE p () ~~~ ~~~ ·??????????????? BEGIN ~~~ ~~~ ·??????????????? ??DECLARE i INT DEFAULT 0; ~~~ ~~~ ·??????????????? ??WHILE i < 5 DO ~~~ ~~~ ·??????????????? ????SELECT * FROM v; ~~~ ~~~ ·??????????????? ????SET i = i + 1; ~~~ ~~~ ·??????????????? ????ALTER VIEW v AS SELECT 2; ~~~ ~~~ ·??????????????? ??END WHILE; ~~~ ~~~ ·??????????????? END; ~~~ ~~~ ·??????????????? // ~~~ ~~~ ·??????????????? delimiter ; ~~~ ~~~ ·??????????????? CALL p(); ~~~ 如果調用了程序p()，每次通過循環時SELECT返回1，即使在循環內更改了視圖定義也同樣。關于視圖的可更新性，對于視圖，其總體目標是，如果任何視圖從理論上講是可更新的，在實際上也應是可更新的。這包括在其定義中有UNION的視圖。目前，并非所有理論上可更新的視圖均能被更新。最初的視圖實施有意采用該方式，為的是盡快地在MySQL中獲得有用的可更新視圖。很多理論上可更新的視圖現已能更新，但限制依然存在： ·???????? 其子查詢位于WHERE子句之外任何位置的可更新視圖。對于某些其子查詢位于SELECT列表中的視圖，也是可更新的。 ·???????? 不能使用UPDATE來更新定義為Join的視圖的1個以上的基表。 ·???????? 不能使用DELETE來更新定義為Join的視圖。 ### I.5.?對XA事務的限制 XA事務支持限于InnoDB存儲引擎。 MySQL XA實施是針對外部XA的，其中，MySQL服務器作為資源管理器，而客戶端程序作為事務管理器。未實施“內部XA”。這樣，就允許MySQL服務器內的單獨存儲引擎作為RM（資源管理器），而服務器本身作為TM（事務管理器）。處理包含1個以上存儲引擎的XA事務時，需要內部XA。內部XA的實施是不完整的，這是因為，它要求存儲引擎在表處理程序層面上支持兩階段提交，目前僅對InnoDB實現了該特性。對于XA START，不支持JOIN和RESUME子句。對于XA END，不支持SUSPEND [FOR MIGRATE]子句。在全局事務內，對于每個XA事務，xid值的bqual部分應是不同的，該要求是對當前MySQL XA實施的限制。它不是XA規范的組成部分。如果XA事務達到PREPARED狀態而且MySQL服務器宕機，當服務器重啟后，能夠繼續處理事務。就像原本應當的那樣。但是，如果客戶端連接中止而服務器繼續運行，服務器將回滾任何未完成的XA事務，即使該事務已達到PREPARED狀態也同樣。它應能提交或回滾PREPARED XA事務，但在不更改二進制日志機制的情況下不能這樣。這是MySQL參考手冊的翻譯版本，關于MySQL參考手冊，請訪問[dev.mysql.com](http://dev.mysql.com/doc/mysql/en)。原始參考手冊為英文版，與英文版參考手冊相比，本翻譯版可能不是最新的。