MyISAM和InnoDB的七大區別：

1、MySQL預設採用的是MyISAM。MyISAM不支援事務，而InnoDB支援。InnoDB的AUTOCOMMIT預設是開啟的，即每條SQL語句會預設被封裝成一個事務，自動提交，這樣會影響速度，所以最好是把多條SQL語句顯示放在begin和commit之間，組成一個事務去提交。

2、InnoDB支援資料行鎖定，MyISAM不支援行鎖定，只支援鎖定整個表。即MyISAM同一個表上的讀鎖和寫鎖是互斥的，MyISAM併發讀寫時如果等待佇列中既有讀請求又有寫請求，預設寫請求的優先順序高，即使讀請求先到，所以MyISAM不適合於有大量查詢和修改並存的情況，那樣查詢程序會長時間阻塞。因為MyISAM是鎖表，所以某項讀操作比較耗時會使其他寫程序餓死。

3、InnoDB支援外來鍵，MyISAM不支援。

4、InnoDB的主鍵範圍更大，最大是MyISAM的2倍。

5、InnoDB不支援全文索引，而MyISAM支援。全文索引是指對char、varchar和text中的每個詞（停用詞除外）建立倒排序索引。MyISAM的全文索引其實沒啥用，因為它不支援中文分詞，必須由使用者分詞後加入空格再寫到資料表裡，而且少於4個漢字的詞會和停用詞一樣被忽略掉。

6、MyISAM支援GIS資料，InnoDB不支援。即MyISAM支援以下空間資料物件：Point,Line,Polygon,Surface等。

7、沒有where的count(*)使用MyISAM要比InnoDB快得多。因為MyISAM內建了一個計數器，count(*)時它直接從計數器中讀，而InnoDB必須掃描全表。所以在InnoDB上執行count(*)時一般要伴隨where，且where中要包含主鍵以外的索引列。為什麼這裡特別強調“主鍵以外”？因為InnoDB中primaryindex是和rawdata存放在一起的，而secondaryindex則是單獨存放，然後有個指標指向primarykey。所以只是count(*)的話使用secondaryindex掃描更快，而primarykey則主要在掃描索引同時要返回rawdata時的作用較大。

從 MySQL 5.7 開始，開發人員改變了 InnoDB 構建二級索引的方式，採用自下而上的方法，而不是早期版本中自上而下的方法了。在這篇文章中，我們將透過一個示例來說明如何構建 InnoDB 索引。最後，我將解釋如何透過為 innodb_fill_factor 設定更合適的值。

索引構建過程

在有資料的表上構建索引，InnoDB 中有以下幾個階段：1.讀取階段（從聚簇索引讀取並構建二級索引條目）2.合併排序階段3.插入階段（將排序記錄插入二級索引）在 5.6 版本之前，MySQL 透過一次插入一條記錄來構建二級索引。這是一種“自上而下”的方法。搜尋插入位置從樹的根部（頂部）開始並達到葉頁（底部）。該記錄插入游標指向的葉頁上。在查詢插入位置和進行業面拆分和合並方面開銷很大。從MySQL 5.7開始，新增索引期間的插入階段使用“排序索引構建”，也稱為“批次索引載入”。在這種方法中，索引是“自下而上”構建的。即葉頁（底部）首先構建，然後非葉級別直到根（頂部）。

示例

在這些情況下使用排序的索引構建：

ALTER TABLE t1 ADD INDEX（or CREATE INDEX）ALTER TABLE t1 ADD FULLTEXT INDEXALTER TABLE t1 ADD COLUMN, ALGORITHM = INPLACEOPIMIZE t1對於最後兩個用例，ALTER 會建立一箇中間表。中間表索引（主要和次要）使用“排序索引構建”構建。演算法在 0 級別建立頁，還要為此頁建立一個遊標使用 0 級別處的遊標插入頁面，直到填滿頁面填滿後，建立一個兄弟頁（不要插入到兄弟頁）為當前的整頁建立節點指標（子頁中的最小鍵，子頁碼），並將節點指標插入上一級（父頁）在較高級別，檢查遊標是否已定位。如果沒有，請為該級別建立父頁和遊標在父頁插入節點指標如果父頁已填滿，請重複步驟 3, 4, 5, 6現在插入兄弟頁並使遊標指向兄弟頁在所有插入的末尾，每個級別的遊標指向最右邊的頁。提交所有遊標（意味著提交修改頁面的迷你事務，釋放所有鎖存器）為簡單起見，上述演算法跳過了有關壓縮頁和 BLOB（外部儲存的 BLOB）處理的細節。透過自下而上的方式構建索引為簡單起見，假設子頁和非子頁中允許的 最大記錄數為 3CREATE TABLE t1 (a INT PRIMARY KEY, b INT, c BLOB);INSERT INTO t1 VALUES (1, 11, "hello111");INSERT INTO t1 VALUES (2, 22, "hello222");INSERT INTO t1 VALUES (3, 33, "hello333");INSERT INTO t1 VALUES (4, 44, "hello444");INSERT INTO t1 VALUES (5, 55, "hello555");INSERT INTO t1 VALUES (6, 66, "hello666");INSERT INTO t1 VALUES (7, 77, "hello777");INSERT INTO t1 VALUES (8, 88, "hello888");INSERT INTO t1 VALUES (9, 99, "hello999");INSERT INTO t1 VALUES (10, 1010, "hello101010");ALTER TABLE t1 ADD INDEX k1(b);InnoDB 將主鍵欄位追加到二級索引。二級索引 k1 的記錄格式為(b, a)。在排序階段完成後，記錄為：(11,1), (22,2), (33,3), (44,4), (55,5), (66,6), (77,7), (88,8), (99,9), (1010, 10)初始插入階段讓我們從記錄 (11,1) 開始。在 0 級別（葉級別）建立頁建立一個到頁的遊標所有插入都將轉到此頁面，直到它填滿了箭頭顯示遊標當前指向的位置。它目前位於第 5 頁，下一個插入將轉到此頁面。還有兩個空閒插槽，因此插入記錄 (22,2) 和 (33,3) 非常簡單對於下一條記錄 (44,4)，頁碼 5 已滿（前面提到的假設最大記錄數為 3）。這就是步驟。頁填充時的索引構建建立一個兄弟頁，頁碼 6不要插入兄弟頁在遊標處提交頁面，即迷你事務提交，釋放鎖存器等作為提交的一部分，建立節點指標並將其插入到 【當前級別 + 1】 的父頁面中（即在 1 級別）節點指標的格式 (子頁面中的最小鍵,子頁碼) 。第 5 頁的最小鍵是 (11,1) 。在父級別插入記錄 ((11,1)，5)。1 級別的父頁尚不存在，MySQL 建立頁碼 7 和指向頁碼 7 的遊標。將 ((11,1)，5) 插入第 7 頁現在，返回到 0 級並建立從第 5 頁到第 6 頁的連結，反之亦然0 級別的遊標現在指向兄弟頁，頁碼為 6將 (44,4) 插入第 6 頁下一個插入 - (55,5) 和 (66,6) - 很簡單，它們轉到第 6 頁。插入記錄 (77,7) 類似於 (44,4)，除了父頁面 （頁面編號 7） 已經存在並且它有兩個以上記錄的空間。首先將節點指標 ((44,4),8) 插入第 7 頁，然後將 (77,7) 記錄到同級 8 頁中。插入記錄 (88,8) 和 (99,9) 很簡單，因為第 8 頁有兩個空閒插槽。下一個插入 (1010,10) 。將節點指標 ((77,7),8) 插入 1級別的父頁（頁碼 7）。MySQL 在 0 級建立同級頁碼 9。將記錄 (1010,10) 插入第 9 頁並將游標更改為此頁面。以此類推。在上面的示例中，資料庫在 0 級別提交到第 9 頁，在 1 級別提交到第 7 頁。我們現在有了一個完整的 B+-tree 索引，它是自下至上構建的！索引填充因子全域性變數 innodb_fill_factor 用於設定插入 B-tree 頁中的空間量。預設值為 100，表示使用整個業面（不包括頁首）。聚簇索引具有 innodb_fill_factor=100 的免除項。 在這種情況下，聚簇索引也空間的 1 /16 保持空閒。即 6.25% 的空間用於未來的 DML。值 80 意味著 MySQL 使用了 80% 的頁空間填充，預留 20% 於未來的更新。如果 innodb_fill_factor=100 則沒有剩餘空間供未來插入二級索引。如果在新增索引後，期望表上有更多的 DML，則可能導致業面拆分並再次合併。在這種情況下，建議使用 80-90 之間的值。此變數還會影響使用 OPTIMIZE TABLE 和 ALTER TABLE DROP COLUMN, ALGOITHM=INPLACE 重新建立的索引。也不應該設定太低的值，例如低於 50。因為索引會佔用浪費更多的磁碟空間，值較低時，索引中的頁數較多，索引統計資訊的取樣可能不是最佳的。最佳化器可以選擇具有次優統計資訊的錯誤查詢計劃。排序索引構建的優點沒有頁面拆分（不包括壓縮表）和合並沒有重複搜尋插入位置插入不會被重做記錄（頁分配除外），因此重做日誌子系統的壓力較小缺點ALTER 正在進行時，插入效能降低 Bug＃82940，但在後續版本中計劃修復。