列表的索引输出结果是列表吗（不要再问我inexists）

前言

最近，有一个业务需求，给我一份数据 A ，把它在数据库 B 中存在，而又比 A 多出的部分算出来。由于数据比较杂乱，我这里简化模型。

然后就会发现，我去，这不就是 not in ，not exists 嘛。

那么问题来了，in, not in , exists , not exists 它们有什么区别，效率如何？

曾经从网上听说，in 和 exists 不会走索引，那么事实真的是这样吗？

带着疑问，我们研究下去。

注意： 在说这个问题时，不说明 Mysql 版本的都是耍流氓，我这里用的是 5.7.18 。

用法讲解

为了方便，我们创建两张表 t1 和 t2 。并分别加入一些数据。（id为主键，name为普通索引）

--t1 DROPTABLEIFEXISTS`t1`; CREATETABLE`t1`( `id`int(11)NOTNULLAUTO_INCREMENT, `name`varchar(255)DEFAULTNULL, `address`varchar(255)DEFAULTNULL, PRIMARYKEY(`id`), KEY`idx_t1_name`(`name`(191))USINGBTREE )ENGINE=InnoDBAUTO_INCREMENT=1009DEFAULTCHARSET=utf8mb4; INSERTINTO`t1`VALUES('1001','张三','北京'),('1002','李四','天津'),('1003','王五','北京'),('1004','赵六','河北'),('1005','杰克','河南'),('1006','汤姆','河南'),('1007','贝尔','上海'),('1008','孙琪','北京'); --t2 DROPTABLEIFEXISTS`t2`; CREATETABLE`t2`( `id`int(11)NOTNULLAUTO_INCREMENT, `name`varchar(255)CHARACTERSETutf8mb4COLLATEutf8mb4_general_ciNULLDEFAULTNULL, `address`varchar(255)CHARACTERSETutf8mb4COLLATEutf8mb4_general_ciNULLDEFAULTNULL, PRIMARYKEY(`id`)USINGBTREE, INDEX`idx_t2_name`(`name`(191))USINGBTREE )ENGINE=InnoDBAUTO_INCREMENT=1014CHARACTERSET=utf8mb4COLLATE=utf8mb4_general_ciROW_FORMAT=Dynamic; INSERTINTO`t2`VALUES(1001,'张三','北京'); INSERTINTO`t2`VALUES(1004,'赵六','河北'); INSERTINTO`t2`VALUES(1005,'杰克','河南'); INSERTINTO`t2`VALUES(1007,'贝尔','上海'); INSERTINTO`t2`VALUES(1008,'孙琪','北京'); INSERTINTO`t2`VALUES(1009,'曹操','魏国'); INSERTINTO`t2`VALUES(1010,'刘备','蜀国'); INSERTINTO`t2`VALUES(1011,'孙权','吴国'); INSERTINTO`t2`VALUES(1012,'诸葛亮','蜀国'); INSERTINTO`t2`VALUES(1013,'典韦','魏国');

那么，对于当前的问题，就很简单了，用 not in 或者 not exists 都可以把 t1 表中比 t2 表多出的那部分数据给挑出来。（当然，t2 比 t1 多出来的那部分不算）

这里假设用 name 来匹配数据。

select*fromt1wherenamenotin(selectnamefromt2); 或者用 select*fromt1wherenotexists(selectnamefromt2wheret1.name=t2.name);

得到的结果都是一样的。

但是，需要注意的是，not in 和 not exists 还是有不同点的。

在使用 not in 的时候，需要保证子查询的匹配字段是非空的。如，此表 t2 中的 name 需要有非空限制。如若不然，就会导致 not in 返回的整个结果集为空。

例如，我在 t2 表中加入一条 name 为空的数据。

INSERTINTO`t2`VALUES(1014,NULL,'魏国');

则此时，not in 结果就会返回空。

另外需要明白的是， exists 返回的结果是一个 boolean 值 true 或者 false ，而不是某个结果集。因为它不关心返回的具体数据是什么，只是外层查询需要拿这个布尔值做判断。

区别是，用 exists 时，若子查询查到了数据，则返回真。用 not exists 时，若子查询没有查到数据，则返回真。

由于 exists 子查询不关心具体返回的数据是什么。因此，以上的语句完全可以修改为如下，

--子查询中 name 可以修改为其他任意的字段，如此处改为 1 。 select*fromt1wherenotexists(select1fromt2wheret1.name=t2.name);

从执行效率来说，1 > column > * 。因此推荐用 select 1。（准确的说应该是常量值）

in, exists 执行流程

1、 对于 in 查询来说，会先执行子查询，如上边的 t2 表，然后把查询得到的结果和外表 t1 做笛卡尔积，再通过条件进行筛选（这里的条件就是指 name 是否相等），把每个符合条件的数据都加入到结果集中。

sql 如下，

select*fromt1wherenamein(selectnamefromt2);

伪代码如下：

for(xinA){ for(yinB){ if(conditionistrue){result.add();} } }

这里的 condition 其实就是对比两张表中的 name 是否相同。

2、对于 exists 来说，是先查询遍历外表 t1 ，然后每次遍历时，再检查在内表是否符合匹配条件，即检查是否存在 name 相等的数据。

sql 如下，

select*fromt1wherenameexists(select1fromt2);

伪代码如下：

for(xinA){ if(existsconditionistrue){result.add();} }

对应于此例，就是从 id 为 1001 开始遍历 t1 表 ，然后遍历时检查 t2 中是否有相等的 name 。

如 id=1001时，张三存在于 t2 表中，则返回 true，把 t1 中张三的这条记录加入到结果集，继续下次循环。id=1002 时，李四不在 t2 表中，则返回 false，不做任何操作，继续下次循环。直到遍历完整个 t1 表。

是否走索引？

针对网上说的 in 和 exists 不走索引，那么究竟是否如此呢？

我们在 MySQL 5.7.18 中验证一下。（注意版本号哦）

单表查询

首先，验证单表的最简单的情况。我们就以 t1 表为例，id为主键， name 为普通索引。

分别执行以下语句，

explainselect*fromt1whereidin(1001,1002,1003,1004); explainselect*fromt1whereidin(1001,1002,1003,1004,1005); explainselect*fromt1wherenamein('张三','李四'); explainselect*fromt1wherenamein('张三','李四','王五');

为什么我要分别查不同的 id 个数呢？看截图，

会惊奇的发现，当 id 是四个值时，还走主键索引。而当 id 是五个值时，就不走索引了。这就很耐人寻味了。

再看 name 的情况，

同样的当值多了之后，就不走索引了。

所以，我猜测这个跟匹配字段的长度有关。按照汉字是三个字节来计算，且程序设计中喜欢用2的n次幂的尿性，这里大概就是以 16 个字节为分界点。

然而，我又以同样的数据，去我的服务器上查询（版本号 5.7.22），发现四个id值时，就不走索引了。因此，估算这里的临界值为 12 个字节。

不管怎样，这说明了，在 MySQL 中应该对 in 查询的字节长度是有限制的。（没有官方确切说法，所以，仅供参考）

多表涉及子查询

我们主要是去看当前的这个例子中的两表查询时， in 和 exists 是否走索引。

一、分别执行以下语句，主键索引（id）和普通索引（name），在 in , not in 下是否走索引。

explainselect*fromt1whereidin(selectidfromt2);--1 explainselect*fromt1wherenamein(selectnamefromt2);--2 explainselect*fromt1whereidnotin(selectidfromt2);--3 explainselect*fromt1wherenamenotin(selectnamefromt2);--4

结果截图如下，

1、t1 走索引，t2 走索引。

1

2、t1 不走索引，t2不走索引。（此种情况，实测若把name改为唯一索引，则t1也会走索引）

2

3、t1 不走索引，t2走索引。

3

4、t1不走索引，t2不走索引。

4

我滴天，这结果看起来乱七八糟的，好像走不走索引，完全看心情。

但是，我们发现只有第一种情况，即用主键索引字段匹配，且用 in 的情况下，两张表才都走索引。

这个到底是不是规律呢？有待考察，且往下看。

二、接下来测试，主键索引和普通索引在 exists 和 not exists 下的情况。sql如下，

explainselect*fromt1whereexists(select1fromt2wheret1.id=t2.id); explainselect*fromt1whereexists(select1fromt2wheret1.name=t2.name); explainselect*fromt1wherenotexists(select1fromt2wheret1.id=t2.id); explainselect*fromt1wherenotexists(select1fromt2wheret1.name=t2.name);

这个结果就非常有规律了，且看，

有没有发现， t1 表哪种情况都不会走索引，而 t2 表是有索引的情况下就会走索引。为什么会出现这种情况？

其实，上一小节说到了 exists 的执行流程，就已经说明问题了。

它是以外层表为驱动表，无论如何都会循环遍历的，所以会全表扫描。而内层表通过走索引，可以快速判断当前记录是否匹配。

效率如何？

针对网上说的 exists 一定比 in 的执行效率高，我们做一个测试。

分别在 t1，t2 中插入 100W，200W 条数据。

我这里，用的是自定义函数来循环插入，语句参考如下，（没有把表名抽离成变量，因为我没有找到方法，尴尬）

--传入需要插入数据的id开始值和数据量大小，函数返回结果为最终插入的条数，此值正常应该等于数据量大小。 -- id自增，循环往 t1 表添加数据。这里为了方便，id、name取同一个变量，address就为北京。 delimiter// dropfunctionifexistsinsert_datas1// createfunctioninsert_datas1(in_startint(11),in_lenint(11))returnsint(11) begin declarecur_lenint(11)default0; declarecur_idint(11); setcur_id=in_start; whilecur_len<in_lendo insertintot1values(cur_id,cur_id,'北京'); setcur_len=cur_len 1; setcur_id=cur_id 1; endwhile; returncur_len; end // delimiter; --同样的，往t2表插入数据 delimiter// dropfunctionifexistsinsert_datas2// createfunctioninsert_datas2(in_startint(11),in_lenint(11))returnsint(11) begin declarecur_lenint(11)default0; declarecur_idint(11); setcur_id=in_start; whilecur_len<in_lendo insertintot2values(cur_id,cur_id,'北京'); setcur_len=cur_len 1; setcur_id=cur_id 1; endwhile; returncur_len; end // delimiter;

在此之前，先清空表里的数据，然后执行函数，

selectinsert_datas1(1,1000000);

对 t2 做同样的处理，不过为了两张表数据有交叉，就从 70W 开始，然后插入 200W 数据。

selectinsert_datas2(700000,2000000);

在家里的电脑，实际执行时间，分别为 36s 和 74s。

不知为何，家里的电脑还没有在 Docker 虚拟机中跑的脚本快。。害，就这样凑合着用吧。

等我有了新欢钱，就把它换掉，哼哼。

同样的，把上边的执行计划都执行一遍，进行对比。我这里就不贴图了。

in 和 exists 孰快孰慢

为了方便，主要拿以下这两个 sql 来对比分析。

select*fromt1whereidin(selectidfromt2); select*fromt1whereexists(select1fromt2wheret1.id=t2.id);

执行结果显示，两个 sql 分别执行 1.3s 和 3.4s 。

注意此时，t1 表数据量为 100W， t2 表数据量为 200W 。

按照网上对 in 和 exists 区别的通俗说法，

如果查询的两个表大小相当，那么用in和exists差别不大；如果两个表中一个较小一个较大，则子查询表大的用exists，子查询表小的用in；

对应于此处就是：

• 当 t1 为小表， t2 为大表时，应该用 exists ，这样效率高。
• 当 t1 为大表，t2 为小表时，应该用 in，这样效率较高。

而我用实际数据测试，就把第一种说法给推翻了。因为很明显，t1 是小表，但是 in 比 exists 的执行速度还快。

为了继续测验它这个观点，我把两个表的内表外表关系调换一下，让 t2 大表作为外表，来对比查询，

select*fromt2whereidin(selectidfromt1); select*fromt2whereexists(select1fromt1wheret1.id=t2.id);

执行结果显示，两个 sql 分别执行 1.8s 和 10.0s 。

是不是很有意思。可以发现，

• 对于 in 来说，大表小表调换了内外层关系，执行时间并无太大区别。一个是 1.3s，一个是 1.8s。
• 对于 exists 来说，大小表调换了内外层关系，执行时间天壤之别，一个是 3.4s ，一个是 10.0s，足足慢了两倍。

一、以查询优化器维度对比。

为了探究这个结果的原因。我去查看它们分别在查询优化器中优化后的 sql 。

以 select * from t1 where id in (select id from t2); 为例，顺序执行以下两个语句。

--此为5.7写法，如果是5.6版本，需要用explainextended... explainselect*fromt1whereidin(selectidfromt2); --本意为显示警告信息。但是和 explain 一块儿使用，就会显示出优化后的sql。需要注意使用顺序。 showwarnings;

在结果 Message 里边就会显示我们要的语句。

--message优化后的sql select`test`.`t1`.`id`AS`id`,`test`.`t1`.`name`AS`name`,`test`.`t1`.`address`AS`address`from`test`.`t2`join`test`.`t1`where(`test`.`t2`.`id`=`test`.`t1`.`id`)

可以发现，这里它把 in 转换为了 join 来执行。

这里没有用 on，而用了 where，是因为当只有 join 时，后边的 on 可以用 where 来代替。即 join on 等价于 join where 。

PS： 这里我们也可以发现，select * 最终会被转化为具体的字段，知道为什么我们不建议用 select * 了吧。

同样的，以 t2 大表为外表的查询情况，也查看优化后的语句。

explainselect*fromt2whereidin(selectidfromt1); showwarnings;

我们会发现，它也会转化为 join 的。

select`test`.`t2`.`id`AS`id`,`test`.`t2`.`name`AS`name`,`test`.`t2`.`address`AS`address`from`test`.`t1`join`test`.`t2`where(`test`.`t2`.`id`=`test`.`t1`.`id`)

这里不再贴 exists 的转化 sql ，其实它没有什么大的变化。

二、以执行计划维度对比。

我们再以执行计划维度来对比他们的区别。

explainselect*fromt1whereidin(selectidfromt2); explainselect*fromt2whereidin(selectidfromt1); explainselect*fromt1whereexists(select1fromt2wheret1.id=t2.id); explainselect*fromt2whereexists(select1fromt1wheret1.id=t2.id);

执行结果分别为，

1

2

3

4

可以发现，对于 in 来说，大表 t2 做外表还是内表，都会走索引的，小表 t1 做内表时也会走索引。看它们的 rows 一列也可以看出来，前两张图结果一样。

对于 exists 来说，当小表 t1 做外表时，t1 全表扫描，rows 近 100W；当 大表 t2 做外表时， t2 全表扫描，rows 近 200W 。这也是为什么 t2 做外表时，执行效率非常低的原因。

因为对于 exists 来说，外表总会执行全表扫描的，当然表数据越少越好了。

最终结论： 外层大表内层小表，用in。外层小表内层大表，in和exists效率差不多（甚至 in 比 exists 还快，而并不是网上说的 exists 比 in 效率高）。

not in 和 not exists 孰快孰慢

此外，实测对比 not in 和 not exists 。

explainselect*fromt1whereidnotin(selectidfromt2); explainselect*fromt1wherenotexists(select1fromt2wheret1.id=t2.id); explainselect*fromt1wherenamenotin(selectnamefromt2); explainselect*fromt1wherenotexists(select1fromt2wheret1.name=t2.name); explainselect*fromt2whereidnotin(selectidfromt1); explainselect*fromt2wherenotexists(select1fromt1wheret1.id=t2.id); explainselect*fromt2wherenamenotin(selectnamefromt1); explainselect*fromt2wherenotexists(select1fromt1wheret1.name=t2.name);

小表做外表的情况下。对于主键来说， not exists 比 not in 快。对于普通索引来说， not in 和 not exists 差不了多少，甚至 not in 会稍快。

大表做外表的情况下，对于主键来说， not in 比 not exists 快。对于普通索引来说， not in 和 not exists 差不了多少，甚至 not in 会稍快。

感兴趣的同学，可自行尝试。以上边的两个维度（查询优化器和执行计划）分别来对比一下。

join 的嵌套循环 (Nested-Loop Join)

为了理解为什么这里的 in 会转换为 join ，我感觉有必要了解一下 join 的三种嵌套循环连接。

1、简单嵌套循环连接，Simple Nested-Loop Join ，简称 SNLJ

join 即是 inner join ，内连接，它是一个笛卡尔积，即利用双层循环遍历两张表。

我们知道，一般在 sql 中都会以小表作为驱动表。所以，对于 A，B 两张表，若A的结果集较少，则把它放在外层循环，作为驱动表。自然，B 就在内层循环，作为被驱动表。

简单嵌套循环，就是最简单的一种情况，没有做任何优化。

因此，复杂度也是最高的，O(mn)。伪代码如下，

for(id1inA){ for(id2inB){ if(id1==id2){ result.add(); } } }

2、索引嵌套循环连接，Index Nested-Loop Join ，简称 INLJ

看名字也能看出来了，这是通过索引进行匹配的。外层表直接和内层表的索引进行匹配，这样就不需要遍历整个内层表了。利用索引，减少了外层表和内层表的匹配次数。

所以，此种情况要求内层表的列要有索引。

伪代码如下，

for(id1inA){ if(id1matchedB.id){ result.add(); } }

3、块索引嵌套连接，Block Nested-Loop Join ，简称 BNLJ

块索引嵌套连接，是通过缓存外层表的数据到 join buffer 中，然后 buffer 中的数据批量和内层表数据进行匹配，从而减少内层循环的次数。

以外层循环100次为例，正常情况下需要在内层循环读取外层数据100次。如果以每10条数据存入缓存buffer中，并传递给内层循环，则内层循环只需要读取10次(100/10)就可以了。这样就降低了内层循环的读取次数。

MySQL 官方文档也有相关说明，可以参考：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/nested-loop-joins.html#block-nested-loop-join-algorithm

所以，这里转化为 join，可以用到索引嵌套循环连接，从而提高了执行效率。

,