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InnoDB引擎

逻辑存储结构

InnoDB的逻辑存储结构如下图所示：

• 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Extent（区）。

• 区
  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
  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
  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

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。

内存结构

在左侧的内存结构中，主要分为四大块：

• 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）

Buffer Pool

Buffer Pool（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：空闲页，未被使用。
• clean page：被使用页，且数据没有被修改过。
• dirty page：脏页，被使用页，且数据被修改过，页中数据与磁盘的数据不一致。

在专用服务器上，通常将多达80％的物理内存分配给缓冲池。

缓冲池大小查询：
SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size';

Change Buffer

Change Buffer（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Change Buffer中，在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到Buffer Pool中，将合并后的数据刷新到磁盘中。

Change Buffer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。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ChangeBuffer之后，可以在缓冲池中进行合并处理，减少磁盘IO。

Adaptive Hash Index

Adaptive Hash Index（自适应hash索引），用于优化对Buffer Pool数据的查询。MySQL的innoDB引擎中虽然没有直接支持hash索引，但是提供了自适应hash索引。InnoDB存储引擎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。

自适应哈希索引，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

Log Buffer（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。

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。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

InnoDB体系结构的右边部分，也就是磁盘结构：

• System Tablespace（系统表空间）
• File-Per-Table Tablespaces（独立表空间）
• General Tablespaces（通用表空间）
• Undo Tablespaces（撤销表空间）
• Temporary Tablespaces（临时表空间）
• Doublewrite Buffer Files（双写缓冲区）
• Redo Log（重做日志）

System Tablespace

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、undolog等）
参数：innodb_data_file_path

系统表空间，默认的文件名叫 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。也就是说，每创建一个表，都会产生一个表空间文件。

开关参数：innodb_file_per_table，该参数默认开启。

General Tablespaces

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。

创建表空间：
CREATE TABLESPACE 表空间名 ADD DATAFILE '关联的表空间文件' ENGINE = 存储引擎名;

表空间文件即（xxx.ibd）

创建表时指定表空间：
CREATE TABLE 表名(创建字段列表) TABLESPACE 表空间名;

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 log日志。

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。

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。

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，后者在磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘发生错误时，进行数据恢复使用。

重做日志文件以循环方式写入，涉及两个文件。

后台线程

内存中所更新的数据，存到磁盘中，涉及到后台线程。

在InnoDB的后台线程中，分为4类

• 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。

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

查看InnoDB状态信息：
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，即这些操作要么同时成功，要么同时失败。

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。

其中的原子性、一致性、持久性，实际上是由InnoDB中的两份日志来保证的，一份是redo log日志，一份是undo log日志。 而持久性是通过数据库的锁，加上MVCC来保证的。

redo log

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：重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log file），前者是在内存中，后者在磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息存到该日志中，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，所以存在的两个redolog文件是循环写的。

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，而不是顺序读写磁盘。而redo log在往磁盘文件中写入数据时，由于是日志文件，所以是顺序写的。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Write-Ahead Logging（WAL）。

undo log

undo log（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（保证事务的原子性）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，反之亦然。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。

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。对于日常的操作，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。

隐式字段

当创建表时，查看表结构可以显式地看到字段。实际上除了显式字段以外，InnoDB还会自动的添加三个隐藏字段。

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。

上述前两个字段是肯定会添加的，是否添加最后一个字段 DB_ROW_ID，得看当前表有没有主键，如果有主键，则不会添加该隐藏字段。

查看表结构及其中的字段信息（Linux命令行）：
ibd2sdi 表名.ibd

undo log版本链

undo log
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，不会被立即删除。

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 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是自增的）
creator_trx_id	ReadView创建者的事务ID

而在 readview 中就规定了版本链数据的访问规则（trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID）：

条件	是否可以访问	说明
trx_id = creator_trx_id	可以访问该版本	成立，说明数据是当前这个事务更改的
trx_id < min_trx_id	可以访问该版本	成立，说明数据已经提交了
trx_id > max_trx_id	不可以访问该版本	成立，说明该事务是在ReadView生成后才开启
min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id	如果 trx_id 不在 m_ids 中，可以访问该版本	成立，说明数据已经提交

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，在事务中每一次执行快照读时生成 ReadView。

分析事务5中，两次快照读读取数据，是如何获取数据的。

第一次快照读具体的读取过程：

第二次快照读具体的读取过程：

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。
而 RR 是可重复读，在一个事务中，执行两次相同的select语句，查询到的结果是一样的。