MySQL进阶篇之InnoDB存储引擎

06、InnoDB引擎

6.1、逻辑存储结构

• 表空间（Tablespace）

  表空间在MySQL中最终会生成ibd文件，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（Segment）

  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+树的非叶子结点。

  段用来管理多个Extent（区）.

• 区（Extent）

  区，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（Page）

  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（Row）

  InnoDB存储引擎数据是按行进行存放的。

  • Trx_id：每次对某条记录进行改动时，都会把对应的事务id复制给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。

6.2、架构

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。下面是InnoDB架构图，左侧为内存结构，右侧为磁盘结构。

6.2.1、内存结构

1、Buffer Pool

① 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。

② 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，页中数据与磁盘的数据产生了不一致。

2、Change Buffer

① 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Page没有在Buffer Pool中，不会直接操作磁盘，而会将数据变更存在更改缓冲区Change Buffer中，在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到Buffer Pool中，再将合并后的数据刷新到磁盘中。

注意：

在MySQL5.x版本，该缓冲区成为插入缓冲区（Insert Buffer）。

在MySQL8.0版本之后，引入了Change Buffer。

② Change Buffer的意义是什么？

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。同样，删除和更新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Change Buffer之后，我们可以在缓冲池中进行合并处理，减少磁盘IO。

3、Adaptive Hash Index

① 自适应hash索引，用于优化对Buffer Pool数据的查询。InnoDB存储引擎会监控对表上各索引页的查询，如果观察到hash索引可以提升速度，则建立hash索引，称之为自适应hash索引。

② 自适应哈希索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成。

③ 参数：adaptive_hash_index

4、Log Buffer

① 日志缓冲区，用来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I/O。

② 参数：

• innodb_log_buffer_size：缓冲区大小

• innodb_flush_log_at_trx_commit：日志刷新到磁盘时机

  • 1：日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘
  • 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。

6.2.2、磁盘结构

1、System Tablespace

① 系统表空间是更改缓冲区(Change Buffer)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、undolog等）。

② 参数：innodb_data_file_path

2、File_Per_Table Tablespaces

① 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。

② 参数：innodb_file_per_table

默认是开启的。

3、General Tablespaces

①通用表空间，需要通过CREATE TABLESPACE语法创建通用表空间，在创建表时，可以指定该表空间。

• 创建通用表空间

CREATE TABLESPACE 表空间名称 ADD
DATAFILE 'file_name'
ENGINE = engine_name;

• 创建表时，可以指定表空间

CREATE TABLE 表名称(...
)TABLESPACE ts_name;

② 演示

创建完表空间，可以新开一个标签页面，cd /var/lib/mysql切换到该目录下，通过ls查看是否存在myitheima.ibd文件。

4、Undo Tablespaces

撤销表空间，MySQL实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日志。

默认为：

5、Temporary 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。

6、Doublewrite Buffer Files

双写缓冲区，InnoDB引擎将数据页从Buffer Pool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。

7、Redo Log

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：重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log file），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会存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘时，发生错误时，进行数据恢复使用。

6.2.3、后台线程

1、后台线程的作用：将InnoDB存储引擎缓冲池中的数据在合适的时机刷新到磁盘中的文件里。

2、后台线程有四类：

① 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。

② 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。

线程类型	默认个数	职责
Read Thread	4	负责读操作
Write Thread	4	负责写操作
Log Thread	1	负责将日志缓冲区刷新到磁盘
Insert Buffer Thread	1	负责将写缓冲区内容刷新到磁盘

通过指令show engine innodb status;进行查看

③ Purge Thread

主要用于回收事务以及提交了的undo log，在事务提交之后，undo log可能不用了，就用它来回收。

④ 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。

6.3、事务管理

6.3.1、概述

1、事务

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，即这些操作要么同时成功，要么同时失败。

2、事务特性

• 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。

3、事务原理

原子性、一致性、持久性是由InnoDB存储引擎底层的两个日志保障的，分别为：redo log、undo log。

隔离性是由InnoDB存储引擎的锁机制和MVCC（多版本并发控制）实现的。

原子性——undo log

持久性——redo log

一致性——undo log + redo log

隔离性——锁+MVCC

6.3.2、redo log

1、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。

该日志由两部分组成：重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log file），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会存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘时，发生错误时，进行数据恢复使用。

2、原理

① 当我们执行update操作时，需要访问缓冲区，看是否有此时需要的数据，若没有，则通过后台线程把所需的数据从磁盘中读取出来，然后缓存在缓冲区中。

② 现在可以直接执行update或者delete操作，直接对缓冲区的数据进行操作，则缓冲区中的数据发生了变更，但是磁盘中对应的数据未发生变更，此时缓冲区中变更的数据页称为脏页。

③ 脏页会在一定的时机通过后台线程刷新到磁盘中，从而使缓冲区与磁盘中的数据保持一致。

④ 但是脏页并不是时时刷新，而是一段时间之后通过后台线程刷新到磁盘中。

⑤ 假如此时缓冲区中的脏页往磁盘中进行刷新的时候，发生了错误，导致了内存中脏页的数据没有刷新到磁盘中。此时事务已经提交了，且已经告知用户事务提交成功了，但是内存中脏页的数据没有刷新到磁盘中，导致了事务的持久性未得到保障。

⑥ 当redo log出现之后，当进行增删改的之后，首先将对应的数据记录在redo log buffer中，在redo log buffer中会记录数据页的变化。

⑦ 当事务提交的时候，会将redo log buffer中的数据页变化刷新到磁盘中，持久化的保存在磁盘中。

⑧ 在过一段时间之后，通过后台线程刷新脏页到磁盘中，假如发生了上述⑤的情况，可以通过redo log进行维护。

问：为啥当事务提交的时候，需要将redo log buffer中的数据页变化刷新到磁盘中？而不是当事务提交的时候，直接将内存中脏页刷新到磁盘中

答：当事务提交的时候，直接将内存中脏页刷新到磁盘中，会存在严重的性能问题。当进行事务的时候，通常会操作很多条记录，这些记录都是随机操作我们的数据页，那么此时就会涉及大量的磁盘IO。

然而当我们在操作的时候用了redo log，当事务提交的时候，不会直接把脏页刷新，而是将redo log 文件异步刷新到磁盘中。由于它是redo log 日志文件，日志文件都是追加的，那么此时它就是顺序磁盘IO，顺序磁盘IO速度高于随机磁盘IO。这种机制叫WAL（Write-Ahead Logging）。

6.3.3、undo log

1、undo log（保障事务的原子性）

回滚日志，用于记录数据被修改前的信息，作用包含两个：提供回滚和MVCC（多版本并发控制）。

undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert记录，反之依然，当update一条记录时，它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，存放在前面介绍的rollback segment回滚段中，内部包含1024个undo log segment。

6.4、MVCC

6.4.1、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。

  对于我们日常的操作，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：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
  • Serializable：快照读会退化为当前读。

• MVCC

  全称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式字段、undo log日志、readView。

6.4.2、隐藏字段

1、记录中的隐藏字段

隐藏字段	含义
DB_TRX_ID	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
DB_ROLL_PTR	回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合undo log，指向上一个版本。
DB_ROW_ID	隐藏主键，如果表结构没有指定主键，将会生成该隐藏字段。

2、ibd2sdi xxx.ibd：查看xxx.ibd文件

6.4.3、undo log

1、undo log介绍

回滚日志，在insert、update、delete的时候产生的便于数据回滚的日志。

当insert的时候，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。

而update、delete的时候，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。

2、undo log版本链

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undolog生成一条记录版本链条，链表的头部是最新的旧记录，链表尾部是最早的旧记录。

6.4.4、readView

1、介绍

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中包含了四个核心字段：

字段	含义
m_ids	当前活跃的事务ID集合
min_trx_id	最小活跃事务ID
max_trx_id	预分配事务ID，当前最大事务ID+1（因为事务ID时自增的）
creator_trx_id	ReadView创建者的事务ID

2、版本链数据访问规则

trx_id：代表是当前事务ID

① trx_id == creator_trx_id：可以访问该版本 （原因：成立，说明数据是当前这个事务更改的）

② trx_id < min_trx_id：可以访问该版本 （原因：成立，说明数据已经提交了）

③ trx_id > max_trx_id：不可以访问该版本 （原因：成立，说明该事务是在ReadView生成后才开启）

④ min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id：如果trx_id不在m_ids中是可以访问该版本的（原因：成立，说明数据已经提交了）

3、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。

4、案例

① RC隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。

事务5中查询id为30的记录，生成ReadView，当前的trx_id为4：

• trx_id4，①②③均不符合；在④中，3<=trx_id4<=6，但4在[3,4,5]中，不可以访问当前记录版本。需要回滚访问0x00003版本。
• trx_id3，①②③均不符合；在④中，3<=trx_id3<=6，但3在[3,4,5]中，不可以访问0x00003版本。需要回滚访问0x00002版本。
• trx_id2，①不符合；在②中，trx_id2<3，可以访问0x00002版本。

② 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。

过程与①相同，不同的是第二次查询复用第一次查询的ReadView。