临时表与内存表
内存表，指的是使用memory引擎的表，建表语法是create table … engine=memory。这种 表的数据都保存在内存里，系统重启的时候会被清空，但是表结构还在。除了这两个特性看 上去比较“奇怪”外，从其他的特征上看，它就是一个正常的表
临时表，可以使用各种引擎类型 。如果是使用innodb引擎或者myisam引擎的临时表，写 数据的时候是写到磁盘上的。当然，临时表也可以使用memory引擎。
临时表特性
- 建表语法是create temporary table …。
- 一个临时表只能被创建它的session访问，对其他线程不可见。所以，图中session a创建的 临时表t，对于session b就是不可见的。
- 临时表可以与普通表同名。
- session a内有同名的临时表和普通表的时候，show create语句，以及增删改查语句访问的是临时表。
- show tables命令不显示临时表。
由于临时表只能被创建它的session访问，所以在这个session结束的时候，会自动删除临时表。 也正是由于这个特性，临时表就特别适合join优化这种场景。
create temporary table temp_t like t1;
alter table temp_t add index(b);
insert into temp_t select * from t2 where b>=1 and b<=2000;
select * from t1 join temp_t on (t1.b=temp_t.b);
不同session的临时表是可以重名的，如果有多个session同时执行join优化，不需要担心表名重复导致建表失败的问题。不需要担心数据删除问题。如果使用普通表，在流程执行过程中客户端发生了异常断开，或者数据库发生异常重启，还需要专门来清理中间过程中生成的数据表。而临时表由于会自动回收，所以不需要这个额外的操作。临时表的应用
分库分表系统的跨库查询
一般分库分表的场景，就是要把一个逻辑上的大表分散到不同的数据库实例上。比如。将一个大 表ht，按照字段f，拆分成1024个分表，然后分布到32个数据库实例上。
分区key的选择是以“减少跨库和跨表查询”为依据的。如果大部分的语句都会包 含f的等值条件，那么就要用f做分区键。这样，在proxy这一层解析完sql语句以后，就能确定将这条语句路由到哪个分表做查询。 比如
select v from ht where f=n;
这时，我们就可以通过分表规则（比如，n%1024)来确认需要的数据被放在了哪个分表上。这种语句只需要访问一个分表，是分库分表方案最欢迎的语句形式了。
但是，如果这个表上还有另外一个索引k，并且查询语句是这样的：
select v from ht where k >= m order by t_modified desc limit 100;
这时候，由于查询条件里面没有用到分区字段f，只能到所有的分区中去查找满足条件的所有 行，然后统一做order by 的操作。这种情况下，有两种比较常用的思路：
在proxy层的进程代码中实现排序，对proxy端的压力比较大，尤其是很容易出现内存不够用和cpu瓶颈的问题。
把各个分库拿到的数据，汇总到一个mysql实例的一个表中，然后在这个汇总实例上做逻辑操作。
在汇总库上创建一个临时表temp_ht，表里包含三个字段v、k、t_modifified；
在各个分库上执行
select v,k,t_modified from ht_x where k >= m order by t_modified desc limit 100;
把分库执行的结果插入到temp_ht表中；
执行
select v from temp_ht order by t_modified desc limit 100;
为什么临时表可以重名
create temporary table temp_t(id int primary key)engine=innodb;
执行这个语句的时候，mysql要给这个innodb表创建一个frm文件保存表结构定义，还要有地方保存表数据。
这个frm文件放在临时文件目录下，文件名的后缀是.frm，前缀是“#sql{进程id}_{线程id}_序列 号”。你可以使用select @@tmpdir命令，来显示实例的临时文件目录。
这个进程的进程号是1234，session a的线程id是4，session b的线程id是5。所以session a和session b创建的临时表，在磁盘上的文件不会重名
mysql维护数据表，除了物理上要有文件外，内存里面也有一套机制区别不同的表，每个表都对应一个table_def_key。 对于临时表，table_def_key在“库名+表名”基础上，又加入了“server_id+thread_id”。
也就是说，session a和sessionb创建的两个临时表t1，它们的table_def_key不同，磁盘文件名 也不同，因此可以并存。
分区表的引擎层行为
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ate table `t` (
`ftime` datetime not null,
`c` int(11) default null,
key (`ftime`)
) engine=innodb default charset=latin1
partition by range (year(ftime))
û ॔ګդᎱ
b
(partition p_2017 values less than (2017) engine = innodb,
partition p_2018 values less than (2018) engine = innodb,
partition p_2019 values less than (2019) engine = innodb,
partition p_others values less than maxvalue engine = innodb);
insert into t values('2017-4-1',1),('2018-4-1',1);
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初始化表的时候，只插入了两行数据，sessiona的select语句对ftime这两个记录之间的间隙加了锁，间隙和加锁状态如图：
也就是说，2017-4-1和2018-4-1这两个记录之间的间隙会被锁住，那么sessionb的两条插入语句都应该进入锁等待状态。但是从效果上看，第一个insert语句是可以执行成功的，因为对于引擎来说，p2018和p2019是不同的表，2017的下一个记录不是2018-4-1而是p2018中的supremum，所以在t1时刻索引如图：
由于分区表的规则，sessiona只操作了p2018，sessionb要插入2018-2-1是可以的但要写入2017-12-1要等待sessiona的间隙锁。
对于myisam引擎：
因为在sessiona中，sleep了100秒，由于myisam只支持表锁，所以这条update会锁住整个表t的读，但是结果是，b的第一条语句是可以执行的，第二条语句才进入锁等待状态。
这是myisam表锁只在引擎层实现的，sessiona加的表锁，是所在p2018上，因此只会堵住分区上执行的查询，落到其他分区的查询不受影响。这样看来，分区表还不错，为什么不用呢，我们使用分区表的一个原因就是单表过大，那么不使用分区表，就要使用手动分表的方式。
手动分表需要创建t_2017,t_2018,t_2019，也就是找到需要更新的所有分表，依次执行，这和分区表无实质的差别，两者一个由serverceng决定使用哪个分区，一个由应用层代码决定使用哪个分表，因此，从引擎层看无实际差别。其实主要区别是在server层：打开表行为。
分区策略
每当第一次访问一个分区表时，mysql需要把所有分区都访问一遍：如果分区很多，比如查过了1000个，mysql启动的时候，open_files_limit默认为1024，那么就会在访问表的时候，由于打开了所有文件，超过了上限而报错。
mysiam使用的分区策略成为通用分区策略，每次访问分区都是有server层控制。有比较严重的性能问题。
innodb引擎引入了本地分区策略，是在innodb内部自己管理打开分区的行为。
分区表的server层行为
从server层看，一个分区表就是一个表。
虽然b只操作2017分区，但是由于a持有整个表t的mdl锁，导致了b的alter语句被堵住。如果是使用普通分表，不会跟另外一个分表上的查询语句出现mdl冲突。
小结：
- mysql在第一次打开分区表的时候，需要访问所有分区
- 在server层，认为这是同一张表，因此所有分区公用mdl锁
- 在引擎层，认为这是不同的表，因此在mdl锁之后，会根据分区表规则，只访问必要的分区。
分区表应用场景
分区表的优势是对业务透明，相对于用户分表来说，使用分区表的业务代码更简洁，分区表可以很方便的清理历史数据。
alter table t drop partition 操作是删除分区文件，效果跟drop类似，与delete相比，优势是速度快，对系统影响小。
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原文链接：https://www.cnblogs.com/jimmyhe/p/11241929.html