简介：miniSQL 是浙江大学数据库设计课程的期末大程成果包，面向正在学习数据库系统原理、希望从代码层面理解 SQL 解析与执行机制的本科生及进阶开发者。压缩包共 29 个文件、约 885KB，包含 9 个 cpp 与 9 个头文件构成的 C/C++ 源码、9 个测试文本、1 份 PDF 设计报告和 1 个可直接运行的 exe，覆盖缓冲管理、记录管理、索引管理、B+ 树、解释器等模块。已有 1532 人学习，读者可结合源码、报告与测试用例，梳理基本 SQL 语句到查询执行、事务与并发测试的完整链路。可执行文件便于快速验证系统行为，源码与报告则有助于理解索引结构、ACID 等理论在工程中的落地，适合课程复盘、项目参考和数据库内核入门。

1. 从一个“能跑通就不错了”的误区说起：miniSQL 课程设计到底要交付什么

不少人拿到 miniSQL 数据库课程设计题目，第一反应是先写一个 SQL 解析器，把SELECT语句打印出来就算跑通；真正验收时，老师让你建索引做范围查询、删除一半记录再插入、重启后继续查，问题立刻暴露。这个期末大程要交付的不是“能解析 SQL 的 Demo”，而是一个用 C/C++ 实现的单机数据库内核缩影：SQL 子集可执行、记录能落盘、B+ 树索引真正被查询计划使用、异常输入不崩溃。它适合正在做数据库课程设计、毕设原型，或者想用一套完整骨架理解数据库内核的人。下面按“需求边界—总体设计—核心模块—避坑—验收”拆开讲。

2. 总体架构与存储选型：四层结构与4KB页布局怎么定

2.1 需求边界：先锁 SQL 子集与对象模型

miniSQL 最容易失控的地方是语法范围。我的建议是先把 SQL 子集写进一页纸的需求表，再动手写代码。课程设计通常要求支持CREATE TABLE、DROP TABLE、CREATE INDEX、DROP INDEX、INSERT、DELETE、UPDATE、SELECT，WHERE里支持=、<>、<、<=、>、>=和AND，类型支持int、float、char(n)即可。不要一上来做JOIN、子查询、聚合和视图，这些会把解析器和执行器同时拖进深水区。

对象模型也要先定：数据库是一个目录，表是一个数据文件加一个系统表记录，索引是一个独立文件。表名、列名、列类型、列长度、主键列、索引名这些元数据，通常的做法是放在catalog系统表里，启动时加载到内存。很多同学把表结构硬编码在代码里，后面加列、改索引全要重编译，这就是典型的给自己埋雷。

我一般会要求每个表至少有一个主键，主键上自动建唯一索引；非主键索引允许重复键，但 B+ 树里要存RID作为卫星数据。这样SELECT走索引时能直接回表，DELETE时也能定位到具体记录。需求边界写清楚，后面架构才有稳定的接口。

2.2 四层结构与调用边界

这套 miniSQL 采用四层结构：SQL 层、执行层、索引层、存储层。SQL 层负责词法、语法、AST 和语义检查；执行层用火山模型把SeqScan、IndexScan、Filter、Project、Insert、Delete、Update串起来；索引层只暴露search、insert、delete、rangeScan；存储层管页、记录、缓冲池和文件。

调用边界要硬约束：执行器不能直接读文件，必须通过BufferPool拿Page；索引层不能自己解析 SQL，只接收“键值 + RID”；系统表访问也走执行器，不要在每个模块里散落fopen。这样做的好处是，后面加日志、加锁、做恢复时，只需要在存储层和执行层之间插一层，不用把代码翻个底朝天。

一个常被忽略的点是错误处理边界。解析阶段发现表不存在，应该在语义检查阶段返回明确错误，而不是等到执行器next()时才空指针。通常的做法是：Catalog提供getTable(name)，执行器在构造计划前完成绑定，把表对象、列偏移、比较函数提前解析好。参数说明上，表对象里存schema、fileId、indexList；列对象里存type、len、offset、nullable。这些结构定稳，后面代码量会少很多。

2.3 4KB页与槽位目录：记录怎么放

存储层建议用固定 4KB 页，页号从 0 开始，文件按页号随机读写。页内采用槽位目录（slotted page）：页头存记录数、空闲空间指针、槽位数组；记录从页尾向前增长，槽位从页头向后增长。删除记录时只把槽位标记为无效，插入时优先复用空洞，空间不足再整理页。

// page.h：4KB 槽位页的核心布局 constexpr int PAGE_SIZE = 4096; constexpr int PAGE_HEADER = 16; struct RID { int pageId; // 页号 int slotId; // 槽位号 }; struct PageHeader { int recordCount; // 有效记录数 int freeSpaceOffset; // 空闲区起始偏移（向页尾增长） int slotCount; // 槽位总数 int nextPageId; // 溢出页或链表页号，-1 表示无 }; // 在页内插入一条记录，返回槽位号；空间不足返回 -1 int insertRecord(char* page, const char* record, int len) { PageHeader* hdr = reinterpret_cast<PageHeader*>(page); int slotDirEnd = PAGE_HEADER + hdr->slotCount * sizeof(int); if (hdr->freeSpaceOffset - slotDirEnd < len + (int)sizeof(int)) { return -1; // 先交给页整理，再重试 } int slotId = hdr->slotCount++; int recOff = hdr->freeSpaceOffset - len; memcpy(page + recOff, record, len); int* slots = reinterpret_cast<int*>(page + PAGE_HEADER); slots[slotId] = recOff; // 槽位存记录偏移 hdr->freeSpaceOffset = recOff; hdr->recordCount++; return slotId; }

这段代码的关键点是槽位数组和记录区相向增长。freeSpaceOffset指向当前空闲区起始位置，插入时先减len再拷贝；槽位数组存的是记录偏移，不是记录本身，所以页内整理时只需要移动记录并更新槽位，RID里的slotId不变。参数上，len必须小于页内最大可用空间；如果返回-1，调用方应先做compactPage，把无效槽位清掉，再重试一次。注意不要用recordCount当槽位总数，删除后的槽位要保留并标记-1，否则RID会错位。

变长字段建议在记录内部用“定长头 + 变长区”表示：每个列在 schema 里有固定偏移，char(n)直接定长，varchar用 2 字节长度前缀。课程设计里不要做太复杂的 NULL 位图，可以用一个字节标记每列是否为空，但要在文档里写清楚。记录头存deleted标志和nextRID可选，用于页内链表。页尾剩余空间小于最小记录长度时，写入失败并触发页分裂或新页分配。

2.4 缓冲池与文件管理：CLOCK替换和脏页回写

缓冲池是存储层的黑匣子，执行器和索引层只认Page*。通常的做法是维护一个frame数组，每个 frame 有页号、脏位、引用位和 latch。替换算法用 CLOCK 就够课程设计用：命中时把引用位置 1，缺页时从时钟指针扫一圈，遇到引用位为 0 的帧淘汰，为 1 的置 0 继续。脏页淘汰前必须writePage回文件。

// buffer_pool.cpp：简化的 CLOCK 淘汰 Page* BufferPool::fetchPage(int fileId, int pageId, bool& isHit) { int frame = findFrame(fileId, pageId); if (frame != -1) { isHit = true; frames_[frame].ref = 1; return frames_[frame].page; } isHit = false; frame = clockHand_; while (true) { if (frames_[frame].ref == 0) break; frames_[frame].ref = 0; clockHand_ = (clockHand_ + 1) % poolSize_; } if (frames_[frame].dirty) { fileManager_->writePage(frames_[frame].fileId, frames_[frame].pageId, frames_[frame].data); } fileManager_->readPage(fileId, pageId, frames_[frame].data); frames_[frame].fileId = fileId; frames_[frame].pageId = pageId; frames_[frame].dirty = false; frames_[frame].ref = 1; clockHand_ = (clockHand_ + 1) % poolSize_; return frames_[frame].data; }

findFrame用哈希表做(fileId, pageId) -> frame映射，命中直接返回。ref是 CLOCK 的引用位，dirty表示页被修改过。poolSize_课程设计取 64 到 128 个帧就够，太大反而增加调试难度。readPage要处理文件尾：如果页号超过文件长度，分配新页并清零。writePage用pwrite或fseek + fwrite，注意偏移量按pageId * PAGE_SIZE计算。验收时经常查“删除记录后文件是否变小”，答案通常是否定的，页不会自动回收，但空闲页可以挂在 freelist 上复用，这一点要在设计文档里说明，避免被问住。

3. SQL解析与执行器：从递归下降AST到火山模型

3.1 词法语法分析：手写递归下降还是用生成器

课程设计里我优先手写词法分析和递归下降解析器。原因很实际：SQL 子集不大，手写代码可控，报错位置清楚，答辩时能讲明白每个函数在干什么。用 Lex/Yacc 或 ANTLR 也能做，但环境配置和生成代码会吃掉大量时间，调试错误还不如手写直接。

词法分析把输入切成IDENT、NUMBER、STRING、KEYWORD、SYMBOL五类。关键字不区分大小写，标识符保留原始大小写但比较时转小写。字符串用单引号，内部两个单引号表示一个单引号。数字要区分整数和浮点，负号在语法层处理，不要塞进词法。语法分析按语句类型分派：parseCreate、parseInsert、parseSelect、parseDelete、parseUpdate。表达式解析用优先级爬升，AND高于OR，比较运算符高于AND，这样WHERE a = 1 AND b > 2 OR c < 3的树形不会错。

// parser.cpp：SELECT 语句的简化递归下降入口 std::unique_ptr<SelectStmt> Parser::parseSelect() { expect(KEYWORD_SELECT); auto stmt = std::make_unique<SelectStmt>(); if (match(SYMBOL_STAR)) { stmt->selectAll = true; } else { do { stmt->columns.push_back(parseIdentifier()); } while (match(SYMBOL_COMMA)); } expect(KEYWORD_FROM); stmt->table = parseIdentifier(); if (match(KEYWORD_WHERE)) { stmt->where = parseExpr(); // 返回 Expr 抽象树 } expect(SYMBOL_SEMI); return stmt; }

expect在 Token 不匹配时抛出带行号和列号的ParseError，不要只打印“语法错误”。parseExpr返回Expr节点，叶子是ColumnRef或Literal，内部节点是BinaryOp。selectAll和columns二选一，后面语义检查再展开成具体列。参数上，where允许为空，表示全表扫描；table只支持单表，不支持别名和JOIN，这是需求边界内合理取舍。

3.2 AST与语义检查：系统表Catalog怎么配合

AST 只是语法结构，真正执行前要做语义检查：表是否存在、列是否存在、类型是否可比、插入值个数是否匹配、主键是否重复。Catalog在启动时从系统表加载所有表定义，提供getTable、getColumn、getIndex。系统表本身也是普通表，通常叫__tables、__columns、__indexes，但不要让学生直接SELECT到它们，可以在解析层屏蔽双下划线开头的表名。

语义检查阶段把ColumnRef绑定成(tableId, columnIndex, type, offset)，把Literal转成统一的值对象。比较运算要求两边类型兼容：int和float可以隐式提升到float，char和int不允许直接比，必须报错。INSERT要检查NOT NULL和主键唯一性；唯一性检查可以走主键索引，也可以先做一次IndexScan，课程设计里前者更稳。UPDATE不允许更新主键列，或者更新主键时先删旧索引再插新索引，后者容易在事务边界出错，我一般建议直接限制。

系统表字段可以按下面这样设计，字段不要贪多，够用即可：

这些表在CREATE TABLE时写入，在DROP TABLE时删除。Catalog内存里用unordered_map<string, TableMeta>缓存，写系统表成功后更新缓存；失败则回滚内存修改。注意系统表更新也要走缓冲池，不要直接fwrite，否则脏页顺序和恢复逻辑会对不上。

3.3 执行器Volcano模型：SeqScan、Filter、Project、Insert的接口

执行器统一实现Executor接口：open()初始化，next()返回一行或nullptr，close()释放资源。火山模型的好处是算子可以层层嵌套，Project(Filter(SeqScan))这种计划树写起来很自然。每个算子持有子算子指针，next()递归拉取。行数据用Row表示，内部是vector<Value>，Value带类型标签。

// executor.h：火山模型基类和顺序扫描 class Executor { public: virtual void open() = 0; virtual Row* next() = 0; // 返回 nullptr 表示结束 virtual void close() = 0; virtual ~Executor() = default; }; class SeqScanExecutor : public Executor { public: SeqScanExecutor(TableMeta* table, BufferPool* bp) : table_(table), bp_(bp), pageId_(0), slotId_(0) {} void open() override { pageId_ = table_->firstPage; slotId_ = 0; } Row* next() override { while (pageId_ != -1) { Page* page = bp_->fetchPage(table_->fileId, pageId_); PageHeader* hdr = reinterpret_cast<PageHeader*>(page->data); while (slotId_ < hdr->slotCount) { int off = getSlotOffset(page->data, slotId_++); if (off < 0) continue; // 跳过已删除槽位 return decodeRow(page->data + off, table_->schema); } pageId_ = hdr->nextPageId; slotId_ = 0; } return nullptr; } void close() override {} private: TableMeta* table_; BufferPool* bp_; int pageId_; int slotId_; };

open()把游标定位到第一页第一个槽位，next()逐槽位解码，遇到off < 0跳过删除记录，当前页扫完跳到nextPageId。decodeRow按 schema 的偏移和长度把字节转成Value，变长字段先读长度前缀。FilterExecutor持有Expr和子执行器，循环调用子执行器next()，用eval(expr, row)判断真假；ProjectExecutor按输出列列表裁剪行。InsertExecutor在next()里只执行一次插入，然后返回nullptr，插入前检查主键索引，插入后更新索引。

参数说明：TableMeta里的firstPage是数据文件第一页页号，nextPageId在页头里维护；slotId_是当前页内槽位游标。注意SeqScan不能假设记录连续，删除后的空洞必须跳过。Row的生命周期由调用方管理，next()返回内部缓冲指针时要在文档里写清楚，避免上层释放后悬空。

3.4 DDL与系统表：CREATE TABLE落盘过程

CREATE TABLE的执行顺序建议固定为：解析并检查重名 → 分配table_id→ 创建数据文件第一页 → 写__tables→ 写__columns→ 如果有主键，创建唯一索引并写__indexes→ 更新Catalog缓存。任何一步失败都要清理已创建的文件和系统表记录，课程设计里可以不做完整事务，但至少要做到“先检查后写”，不要把半成品留在磁盘上。

CREATE INDEX类似：检查表和列存在、索引名不重复 → 分配索引文件 → 建 B+ 树根页 → 扫描表数据把已有记录插入索引 → 写__indexes。已有数据回填是很多同学漏掉的步骤，建完索引后查询走索引却查不到旧数据，验收时一测就露馅。回填可以用SeqScan加IndexInsert，插入时如果键重复且索引唯一，要报错并回滚索引文件。

DROP TABLE先删索引文件，再删数据文件，最后删系统表记录。文件删除失败不要静默忽略，至少写错误日志。DROP INDEX只删索引文件和元数据，不动表数据。DDL 的每个操作都要在Catalog里加锁，课程设计单线程可以简化，但至少要防止解析阶段和缓存刷新交错。

4. 索引与查询优化：B+树、范围扫描与规则代价折中

4.1 B+树节点结构与键值比较器

miniSQL 的索引用 B+ 树，叶子节点存(key, RID)，内部节点存(key, childPage)。页大小 4KB，节点头存isLeaf、keyCount、nextLeaf、parent可选。键类型要和列类型一致，比较器由 schema 提供：int直接比，float用容差比较，char(n)按字典序比较并补空格。唯一索引在插入时发现相同键要报错，非唯一索引允许相同键，但RID要作为第二排序键，保证范围扫描顺序稳定。

// bplus_node.h：B+ 树节点布局 struct BPlusNode { bool isLeaf; int keyCount; int nextLeaf; // 叶子链表，内部节点为 -1 // 后续内存布局：keys[keyCount] + children[keyCount+1] // 叶子：keys[keyCount] + rids[keyCount] }; // 比较函数示例：char(n) 补空格后按字典序 int compareKey(const Value& a, const Value& b, ColumnType type, int len) { if (type == TYPE_INT) return (a.i < b.i) ? -1 : (a.i > b.i ? 1 : 0); if (type == TYPE_FLOAT) { if (fabs(a.f - b.f) < 1e-6) return 0; return a.f < b.f ? -1 : 1; } return strncmp(a.s.data(), b.s.data(), len); }

节点容量按(PAGE_SIZE - header) / (keyLen + ptrLen)计算，内部节点和叶子节点可以不同。nextLeaf把叶子串成链表，范围扫描先定位到起始叶子，再沿链表向右扫。compareKey必须和建索引时用的比较器一致，否则二分查找会错。float用容差比较是课程设计里的常见做法，但要在文档里写清楚，避免“为什么 1.0 和 1.0000001 查不到”的争议。

4.2 插入与分裂：课程设计最容易写错的指针维护

B+ 树插入分三步：从根向下找到目标叶子，插入键值，如果溢出则分裂并把中间键上推到父节点。分裂时要注意：叶子分裂保留中间键在右叶子，内部节点分裂把中间键上推后从原节点删除；父节点溢出继续递归分裂；根分裂时新建根，树高加一。最容易翻车的是父指针和nextLeaf：叶子分裂后左叶子的nextLeaf要指向右叶子，右叶子的nextLeaf继承原值；父节点插入新孩子时，孩子指针数组和键数组要同步移位。

// bplus_tree.cpp：叶子插入与分裂的简化逻辑 bool BPlusTree::insert(Key key, RID rid) { LeafNode* leaf = findLeaf(key); if (leaf->isFull()) { LeafNode* right = splitLeaf(leaf); // 分裂并维护 nextLeaf if (compareKey(key, right->firstKey()) >= 0) leaf = right; } leaf->insertSorted(key, rid); // 唯一索引先查重 if (leaf->isOverflow()) { Key upKey = leaf->middleKey(); Node* right = leaf->split(); insertIntoParent(leaf, upKey, right); // 递归处理父节点 } return true; }

findLeaf从根开始，内部节点用二分找到最后一个key <= 目标的孩子。splitLeaf把后半部分键值移到右叶子，设置nextLeaf，返回右叶子。insertIntoParent在父节点中找到左孩子的下标，插入upKey和右孩子指针；父节点溢出则继续分裂。参数上，key是索引列的值，rid是记录位置；唯一索引在insertSorted前先search，存在则返回冲突。注意分裂后要立即把新页写回缓冲池并标记脏，否则断电后树结构不完整。

4.3 索引扫描与范围查询：把WHERE条件下推

IndexScan接收索引名、下界、上界和开闭区间，先定位起始叶子，再沿nextLeaf扫描，直到超过上界。等值查询是范围查询的特例。扫描到(key, RID)后，用RID回表读记录，再交给上层Filter做剩余条件判断。条件下推的原则是：能走索引的谓词交给IndexScan，不能走索引的谓词留给Filter，不要把所有条件都塞进索引层。

// index_scan.cpp：范围扫描骨架 Row* IndexScanExecutor::next() { while (curLeaf_ != -1) { LeafNode* leaf = fetchLeaf(curLeaf_); while (pos_ < leaf->keyCount) { Key k = leaf->keyAt(pos_); RID rid = leaf->ridAt(pos_++); if (outOfRange(k)) return nullptr; // 超过上界，结束 if (checkLower(k)) { Row* row = table_->getByRID(rid); if (row && filter_->eval(row)) return row; } } curLeaf_ = leaf->nextLeaf; pos_ = 0; } return nullptr; }

outOfRange判断当前键是否超过上界，超过就结束扫描；checkLower处理下界开闭。table_->getByRID通过缓冲池读页并解码记录。注意RID可能指向已删除记录，回表后要检查删除标志，删除标志为真则跳过。范围扫描的代价主要来自回表，如果查询只涉及索引列，可以做成覆盖索引直接返回键值，但课程设计里不必强求。

4.4 简单优化器：规则加代价的折中

课程设计不需要 Cascades 优化器，规则加简单代价就够。规则一：有等值条件且列上有索引，优先IndexScan；规则二：有范围条件且列上有索引，IndexScan加Filter；规则三：没有可用索引，SeqScan加Filter；规则四：UPDATE/DELETE的WHERE能走索引就走索引，否则全表扫。代价估算用页数：SeqScan代价等于表页数，IndexScan代价等于索引树高加匹配记录数乘回表页数，匹配记录数可以粗略用 10% 估算，或者用EXPLAIN输出让用户自己看。

EXPLAIN在答辩时很好用，打印计划树和估算代价，能直观说明“为什么这条查询走了索引”。计划树节点包括SeqScan(table)、IndexScan(index, range)、Filter(expr)、Project(cols)、Insert(table)、Delete(table)、Update(table)。优化器只做单表选择，不处理JOIN，这是需求边界内的合理取舍。参数上，索引选择要检查索引列是否出现在WHERE的合取项里，OR条件不轻易下推，除非两边都能走索引。

5. 避坑与常见问题：存储、索引、SQL边界最容易翻车的五处

5.1 存储与索引类问题

现象一：删除大量记录后插入变慢，文件越来越大，最后插入失败。原因通常是删除只标记槽位，页内空闲空间不整理，新记录又只往最新页追加。解决方法是实现页整理：扫描槽位，把有效记录向前压缩，更新槽位偏移，重置freeSpaceOffset；页内空间不足时再分配新页。更稳的做法是维护 freelist，把空闲页挂链，插入优先复用。

// compactPage：把有效记录向前压缩，回收槽位空洞 void compactPage(char* page) { PageHeader* hdr = reinterpret_cast<PageHeader*>(page); int* slots = reinterpret_cast<int*>(page + PAGE_HEADER); int writeOff = PAGE_SIZE; for (int i = 0; i < hdr->slotCount; ++i) { if (slots[i] < 0) continue; // 已删除槽位 int len = getRecordLen(page + slots[i]); writeOff -= len; memmove(page + writeOff, page + slots[i], len); slots[i] = writeOff; } hdr->freeSpaceOffset = writeOff; hdr->recordCount = countValidSlots(page); }

writeOff从页尾向前走，memmove处理记录重叠，slots[i]更新为新偏移。注意getRecordLen要能根据记录头算出变长记录总长度；整理后无效槽位保留为-1，不要压缩槽位数组，否则RID会变。

现象二：建完索引后，旧数据查不到，新插入数据能查到。原因是CREATE INDEX只建了根页，没有回填已有记录。解决方法是建索引后立刻SeqScan全表，对每条记录执行IndexInsert；如果唯一索引冲突，报错并删除索引文件。回填期间要避免并发写入，课程设计单线程也要在文档里写明“建索引时表不可写”。

现象三：B+ 树范围扫描丢记录，等值查询正常。多半是叶子分裂时nextLeaf没维护，或者父节点孩子指针错位。排查时先打印叶子链表，检查键是否递增、nextLeaf是否形成环；再检查内部节点键和孩子数量是否满足keyCount + 1 == childCount。修复时在分裂函数里统一维护nextLeaf，父节点插入用memmove同步移键和指针。

5.2 SQL执行与事务类问题

现象四：WHERE name = 'abc'查不到char(10)里存的'abc '。原因是char(n)存储补空格，比较时没有按同一规则处理。解决方法是比较器统一补空格到n长度再比，或者在语义检查阶段把字面量补齐。varchar不要补空格，按实际长度比较。字符串里的单引号转义也要在词法层处理，'it''s'应解析为it's。

现象五：程序正常退出后数据在，异常退出后表打不开。原因是脏页只在缓冲池淘汰时回写，没有 checkpoint，也没有恢复日志。课程设计至少要做两件事：一是close时把所有脏页刷盘并写回系统表；二是启动时检查数据文件页数，若系统表记录的页号超过文件长度，给出明确错误而不是越界读。如果要做加分项，可以加简单的 redo 日志：插入、删除、更新前先写日志记录(pageId, offset, oldValue, newValue)，恢复时重放未完成操作。事务隔离在单线程课程设计里通常不做，但要在答辩时说明边界：当前实现是单用户、无并发、异常恢复有限，不冒充完整数据库。

现象六：UPDATE更新主键后索引里还留着旧键。原因是只改了记录没维护索引。解决方法是先删旧索引项，再插新索引项，最后写记录；如果新键唯一冲突，回滚记录和索引。更简单的做法是限制主键列不可更新，在语义检查阶段直接报错，课程设计里这是可接受的取舍。

排查时我习惯按“文件—页—记录—索引—计划”五层看：先确认文件页数，再确认页头slotCount和freeSpaceOffset是否越界，再解码记录看字段偏移，再打印索引叶子链表，最后看EXPLAIN计划是否走了预期索引。这个顺序能快速定位问题在哪一层，避免一上来就改解析器。

6. 验收与答辩：一张检查表和三条演示路径怎么走

验收前我会先跑一张检查表，把“能演示”变成“可复现”。下面这张表可以直接抄到答辩 PPT 的最后一页：

演示路径建议走三条：第一条 DDL 加 DML，建表、插数据、更新、删除，证明基本 SQL 闭环；第二条索引，建索引后对比EXPLAIN前后计划，展示范围扫描和回表；第三条异常与重启，故意输错 SQL、重复主键，再重启查数据，证明错误处理和持久化。每条路径控制在两分钟内，提前把 SQL 脚本存好，不要现场手敲。

答辩时老师常问“你的 B+ 树分裂后父节点怎么维护”“删除记录后空间怎么回收”“为什么这个查询没走索引”。回答时用计划树和页布局图讲，不要背概念。我带的项目里，凡是提前把检查表跑一遍的，验收时都稳；凡是只准备“正常流程”的，往往在异常输入上翻车。从那以后我每次做课程设计验收都强制走一遍“重启 + 异常 + 范围查询”三件套，希望帮到你。如果你正准备把 miniSQL 这类期末大程做成可演示版本，这套四层结构、页布局、执行器接口和验收表可以直接作为骨架参考，按资源说明获取即可。

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