MySQL-InnoDB引擎

目录

逻辑存储结构

架构

概述

内存结构

Buffer Pool（缓冲池）

Change Buffer（更改缓冲区）

Adaptive Hash Index（自适应hash索引）

Log Buffer（日志缓冲区）

磁盘结构

System Tablespace（系统表空间）

File-Per-Table Tablespaces

General Tablespaces

 Undo Tablespaces

emporary Tablespaces

Doublewrite Buffer Files（双写缓冲区）

Redo Log（重做日志）

后台线程

Master Thread

IO Thread

Purge Thread

Page Cleaner Thread

事务原理

事务基础

redo log

undo log

MVCC

基本概念

隐藏字段

undo log

ReadView

原理分析

RC隔离级别

RR隔离级别

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逻辑存储结构

表空间：

表空间是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层，如果用户启用了参数innodb_file_per_table（在8.0版本中默认开启），则每张表都会有一个表空间（xxx.ibd），一个mysql实例可以对应多个表空间，用于存储记录、索引等数据

段：

段分为数据段（Leaf node segment）、索引段（Non-leaf node segment）、回滚段（Rollback segment），InnoDB是索引组织表，数据段就是B+树的叶子节点，索引段即为B+树的非叶子节点，段用来管理多个区

区：

区是表空间的单元结构，每个区的大小为1M，默认情况下InnoDB存储引擎页大小为16K，即一个区中一共有64个连续的页

页：

页是InnoDB存储引擎磁盘管理的最小单元，每个页的大小默认为16KB，为了保证页的连续性，InnoDB存储引擎每次从磁盘申请4-5个区

行：

InnoDB存储引擎数据是按行进行存放的

在行中，默认有两个隐藏字段：

• Trx_id：每次对某条记录进行改动时，都会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列
• Roll_pointer：每次对某条引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo日志中，然后这个 隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息

架构

概述

MySQL5.5版本开始，默认使用InnoDB存储引擎，它擅长事务处理，具有崩溃恢复特性，在日常开发中使用非常广泛

下图是InnoDB架构图，左侧为内存结构，右侧为磁盘结构：

内存结构

主要分为四部分：Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive Hash Index、Log Buffer

Buffer Pool（缓冲池）

InnoDB存储引擎基于磁盘文件存储，访问物理硬盘和在内存中进行访问速度相差很大，为了尽可能弥补这两者之间的I/O效率的差值，就需要把经常使用的数据加载到缓冲池中，避免每次访问都进行磁盘IO

在InnoDB的缓冲池中，不仅缓存了索引页和数据页，还包含了undo页、插入缓存、自适应哈希索引以及InnoDB的锁信息

缓冲池是主内存中的一个区域，里面可以缓存磁盘上经常操作的真实数据，在执行增删改查操作时，先操作缓冲池中的数据（若缓冲池没有数据，则从磁盘加载并缓存），然后再以一定频率刷新到磁盘，从而减少磁盘IO，加快处理速度

缓冲池以Page页为单位，底层采用链表数据结构管理Page。根据状态，将Page分为三种类型：

• free page：空闲page，未被使用
• clean page：被使用page，数据没有被修改过
• dirty page：脏页，被使用page，数据被修改过，页中数据与磁盘数据不一致

在专用服务器上，通常将多达80%的物理内存分配给缓冲池，参数设置：show variables like 'innodb_buffer_pool_size';

Change Buffer（更改缓冲区）

更改缓冲区，针对于非唯一二级索引页，在执行DML语句时，如果这些数据页没有在缓冲池中，不会直接操作磁盘，而会将数据变更存在更改缓冲区中，在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到缓冲区中，再将合并后的数据刷新到磁盘中

更改缓冲区的意义：

与聚集索引不同，二级索引通常是非唯一的，并且以相对随机的顺序插入二级索引，删除和更新也可能会影响索引树中不相邻的二级索引页，如果每一次都操作磁盘，会造成大量的磁盘IO。有了更改缓冲区后，可以在缓冲池中进行合并处理，减少磁盘IO

Adaptive Hash Index（自适应hash索引）

自适应hash索引用于优化对缓冲池数据的查询，MySQL的InnoDB引擎中虽然没有直接支持hash索引，但提供了自适应hash索引，hash索引在进行等值匹配时性能高于B+树索引，因为hash索引一般只需要一次IO，而B+树可能需要几次匹配，所以hash索引的效率要更高，但hash索引又不适合做范围查询、模糊匹配

InnoDB存储索引会监控对表上各索引页的查询，如果观察到在特定的条件下hash索引可以提升速度，则建立hash索引，称之为自适应hash索引

自适应hash索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成的

参数：adaptive_hash_index

Log Buffer（日志缓冲区）

日志缓冲区用于保存要写入到磁盘中的log日志数据（redo log、undo log），默认大小为16MB，日志缓冲区的日志会定期刷新到磁盘中，如果需要更新、插入或删除许多行的事务，增加日志缓冲区的大小可以节省磁盘IO

参数：

innodb_log_buffer_size：缓冲区大小

innodb_flush_log_at_trx_commit：日志刷新到磁盘的时机，取值主要包含以下三个：

• 1：日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘，默认值
• 0：每秒将日志写入并刷新到磁盘一次
• 2：日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次

磁盘结构

System Tablespace（系统表空间）

系统表空间是更改缓冲区的存储区域，如果表是在系统表空间而不是每个表文件或通用表空间中创建的，它也可能包含表和索引数据（在MySQL5.x版本中还包含InnoDB数据字典、undo log等）

参数：innodb_data_file_path

系统表空间默认的文件名为ibdata1

File-Per-Table Tablespaces

如果开启了innodb_file_per_table开关，则每个表的文件表空间包含单个InnoDB表的数据和索引，并存储在文件系统上的单个数据文件中

开关参数：innodb_file_per_table，默认开启，每创建一个表，都会产生一个表空间文件

General Tablespaces

通用表空间，通过CREATE TABLESPACE语法创建，在创建表时可以指定该表空间

创建表空间：

CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;

创建表时指定表空间：

CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;

 Undo Tablespaces

撤销表空间，MySQL示例在初始化时会自动创建两个默认的undo表空间（初始大小16M），用于存储undo log日志

两个文件：undo_001和undo_002

emporary Tablespaces

InnoDB使用会话临时表空间和全局临时表空间，存储用户创建的临时表等数据

Doublewrite Buffer Files（双写缓冲区）

InnoDB引擎将数据页从缓冲区刷新到磁盘前，先将数据页写入双写缓冲区文件中，便于系统异常时恢复数据

Redo Log（重做日志）

重做日志是用来实现事务的持久性，该日志文件由两部分组成：重做日志缓存（redo log buffer）和重做日志文件（redo log），前者是在内存中，后者是在磁盘中，当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘发生错误时，进行数据恢复使用

以循环方式写入重做日志文件，涉及两个文件：

后台线程

在InnoDB的后台线程中，分为4类，分别是：Master Thread 、IO Thread、Purge Thread、 Page Cleaner Thread

Master Thread

核心后台线程，负责调度其他线程，还负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘中，保持数据的一致性，还包括脏页的刷新、合并插入缓存、undo页的回收

IO Thread

在InnoDB存储引擎中大量使用了AIO来处理IO请求，这样可以极大地提高数据库的性能，而IO Thread主要负责这些IO请求的回调

查看InnoDB的状态信息，其中包含IO Thread信息：

show engine innodb status \G;

Purge Thread

主要用于回收事务已经提交了的undo log，在事务提交之后，undo log可能不用了，就用它来回收

Page Cleaner Thread

协助Master Thread刷新脏页到磁盘的线程，它可以减轻Master Thread的工作压力，减少阻塞

事务原理

事务基础

事务是一组操作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求，即这些操作要么提示成功，要么同时失败

特性：

• 原子性（Atomicity）：事务是不可分割的最小操作单元，要么全部成功，要么全部失败
• 一致性（Consistency）：事务完成时，必须使所有的数据都保持一致状态
• 隔离性（Isolation）：数据库系统提供的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行
• 持久性（Durability）：事务一旦提交或回滚，它对数据库中的数据的改变就是永久的

研究事务的原理，就是探究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的

对于这四大特性，实际上分为两部分，原子性、一致性、持久性是由InnoDB中的两份日志来保证的，分别是redo log和undo log，隔离性是通过数据库的锁和MVCC来保证的

redo log

重做日志记录的是事务提交时数据页的物理修改，是用来实现事务的持久性

该日志文件由两部分组成：重做日志缓存（redo log buffer）和重做日志文件（redo log），前者是在内存中，后者是在磁盘中，当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘发生错误时，进行数据恢复使用 

当在一个事务中执行多个增删改的操作时，InnoDB引擎会先操作缓冲池中的数据，如果缓冲区没有对应的数据，会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来，存放在缓冲区中，然后将缓冲池中的数据修改，修改后的数据页称为脏页。 而脏页则会在一定的时机，通过后台线程刷新到磁盘中，从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。而缓冲区的脏页数据并不是实时刷新的，而是一段时间之后将缓冲区的数据刷新到磁盘中，假如刷新到磁盘的过程出错了，而提示给用户事务提交成功，而数据却没有持久化下来，这就出现问题了，没有保证事务的持久性

有了redolog之后，当对缓冲区的数据进行增删改之后，会首先将操作的数据页的变化，记录在redo log buffer中。在事务提交时，会将redo log buffer中的数据刷新到redo log磁盘文件中。过一段时间之后，如果刷新缓冲区的脏页到磁盘时，发生错误，此时就可以借助于redo log进行数据恢复，这样就保证了事务的持久性。而如果脏页成功刷新到磁盘或涉及到的数据已经落盘，此时redo log就没有作用了，可以删除了，所以存在的两个redolog文件是循环写的

那为什么每一次提交事务，要刷新redo log到磁盘中，而不是直接将buffer pool中的脏页刷新到磁盘：因为在业务操作中，操作数据一般都是随机读写磁盘的，而不是顺序读写磁盘。而redo log在往磁盘文件中写入数据，由于是日志文件，所以都是顺序写的。顺序写的效率，要远大于随机写。 这种先写日志的方式，称之为WAL（Write-Ahead Logging）

undo log

回滚日志，用于记录数据被修改前的信息，作用包含：提供回滚（保证事务的原子性）和MVCC（多版本并发控制）

redo log记录物理日志，undo log记录逻辑日志，当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert记录，当update一条记录时，undo log会记录一条对应相反的update记录，当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚

Undo log销毁：undo log在事务执行时产生，事务提交时，并不会立即删除undo log，因为这些日志可能还用于MVCC

Undo log存储：undo log采用段的方式进行管理和记录，存放在rollback segment回滚段中，内部包含1024个undo log segment

MVCC

基本概念

当前读：

读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录进行加锁，例如：select ... lock in share mode(共享锁)，select ... for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读

快照读：

简单的select（不加锁）就是快照读，快照读读取的是记录数据的可见版本，有可能是历史数据，不加锁，是非阻塞读

Read Committed：每次select都生成一个快照读

Repeatable Read：开始事务后第一个select语句才是快照读的地方

Serializable：快照读会退化为当前读

MVCC：

全程Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制，指维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能，MVCC的具体实现还需要依赖于数据库记录中的三个隐藏字段、undo log日志、readView

隐藏字段

创建表时，InnoDB会自动添加三个隐藏字段

前两个一定会添加，第三个取决于当前表有没有主键，如果有则不会添加

undo log

回滚日志，在insert、update、delete时产生的便于数据回滚的日志

当insert时，产生的undo log日志只在回滚时需要，在事务提交后可被立即删除

当update、delete时，产生的undo log日志不仅在回滚时需要，在快照读时也需要，不会立即被删除

版本链：

有一张表原始数据为：

• DB_TRX_ID：代表最近修改事务ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID，是自增的
• DB_ROLL_PTR：由于这条数据是刚插入的，没有被更新过，所以字段值为null

有四个并发事务在同时访问这张表

第一步：

当事务2执行第一条修改语句时，会记录undo log日志，记录变更之前的数据，然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本

第二步：

当事务3执行第一条修改语句时，会记录undo log日志，记录变更之前的数据，然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针

第三步：

当事务4执行第一条修改语句时，会记录undo log日志，记录变更之前的数据，然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针

结论：不同事务或相同事务对同一条记录进行修改，会导致该记录的undo log生成一条记录版本链表，链表的头部是最新的旧记录，链表的尾部是最早的旧记录

ReadView

ReadView（读视图）是快照读SQL执行时MVCC提取数据的依据，记录并维护系统当前活跃的事务（未提交）的id

ReadView包含四个核心字段：

版本链数据的访问规则：

trx_id代表当前undo log版本链对应事务id

不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：

READ COMMITTED：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView

REPEATABLE READ：仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView

原理分析

RC隔离级别

RC隔离级别下，在事务每一次执行快照读时生成ReadView

在事务5中，查询了两次id为30的记录，由于隔离级别为Read Committed，所以每一次进行快照读都会生成一个ReadView，那么两次生成的ReadView如下：

那么这两次快照读在获取数据时，就需要根据所生成的ReadView以及ReadView的版本链访问规则，到undolog版本链中匹配数据，最终决定此次快照读返回的数据

第一次快照读具体的读取过程：

在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下逐个进行匹配：

匹配如下记录，对应的trx_id为4，将4代入右侧的匹配规则中，都不满足，继续匹配

直到第三条匹配，此次快照读返回的数据就是版本链中记录的这条数据

第二次快照读具体的读取过程：

第二条匹配，此次快照读返回的数据就是版本链中记录的这条数据

RR隔离级别

RR隔离级别下，仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView

在RR隔离级别下，只是在事务中第一次快照读时生成ReadView，后续都是复用该ReadView，那么既然ReadView都一样，ReadView的版本链匹配规则也一样，那么最终快照读返回的结果也是一样的

因此，MVCC的实现原理就是通过InnoDB表的隐藏字段、undo log版本链、Readview来实现的，MVCC + 锁实现了事务的隔离性，一致性由redo log与undo log实现