MySQL存储引擎（InnoDB引擎）

        本篇章主要介绍什么是 MySQL 存储引擎？常用的 MySQL 存储引擎有哪些？以及详细介绍一下目前应用最广泛的 InnoDB 存储引擎，包括其：逻辑存储结构、架构、事务原理、MVCC等。

一、初识 MySQL 存储引擎

        在介绍 MySQL 存储引擎之前，我们先来看一看 MySQL 的体系结构，总共分为哪些层？每个层的作用是什么？引擎层处在什么位置？

MySQL 体系结构图

• 连接层：
                 最上层是一些客户端链接服务，主要完成一些类似于连接处理、授权认证、及相关的安全方案。服务器也会为安全接入的每个客户端验证它所具有的操作权限。
• 服务层：
                 第二层架构主要完成大多数的核心服务功能，如 SQL 接入，并完成缓存的查询，SQL 的分析和优化，部分内置函数的执行。所有跨存储引擎的功能也在这一层实现，如 过程、函数等。
• 引擎层：
                 存储引擎真正地负责了 MySQL 中数据的存储和提取，服务器通过 API 和存储引擎通信。不同的存储引擎具有不同的功能，这样我们可以根据自己的需要，来选取合适的存储引擎。
• 存储层：
                  主要是将数据存储在文件系统之上，并完成与存储引擎的交互。

什么是存储引擎？

        存储引擎就是存储数据、建立索引、更新 / 查询数据等技术的实现方式。不同的存储引擎提供不同的存储机制、索引技巧、锁定水平等功能，使用不同的存储引擎，还可以获得特定的功能。存储引擎是基于表的，而不是基于库的，所以存储引擎也可被称为表类型。

如何实现在创建表时指定存储引擎？

如何查看当前数据库支持的存储引擎？

SHOW ENGINES;

常见的 MySQL 存储引擎有哪些？

        这里，我们介绍三种存储引擎：InnoDB 引擎、MyISAM 引擎、Memory 引擎

InnoDB

        InnoDB 是一种兼顾高可靠性和高性能的通用存储引擎，在 MySQL 5.5 之后，InnoDB 是默认的 MySQL 存储引擎。

        InnoDB 的特性主要有：
                        1. DML 操作(增、删、改)遵循 ACID(事务安全表) 模型，支持事务。
                        2. 行级锁，提高并发访问性能。
                        3. 支持外键（FOREIGN KEY）约束，保证数据的完整性和正确性。

        InnoDB 对每张表在磁盘中的存储以 xxx.ibd 后缀结尾。xxx 代表表名，innoDB 引擎的每张表都会对应这样一个表空间文件，用来存储该表的表结构（frm、sdi）、数据和索引。参数：innodb_file_per_table 开关为 ON 时就表示每一张表都对应一个表空间文件，MySQL 8.0 之后默认打开。

在 cmd 命令行输入命令： ibd2sdi  xxx.ibd   即可打开.ibd 文件，并查看表的结构等

        InnoDB 的逻辑存储结构：表空间、段、区、页、行，他们的关系是依次被包含的。其中区和页的大小是固定的，分别为 1M 和 16K，这也就意味着一个区中有 64 个页。行中记录着每行最后一次操作事务的id、指针、字段等信息。

MyISAM

        MyISAM 是 MySQL 早期的存储引擎。

        MyISAM 引擎的特性主要有：
                        1. 不支持事务，不支持外键
                        2. 支持表，不支持行锁
                        3. 访问速度快

        MyISAM 的一张表在磁盘中的存储文件有以下三个：
                        xxx.sdi：存储表结构信息，以 JSON 字符串格式存储
                        xxx.MYD：存储数据
                        xxx.MYI：存储索引

Memory

        Memory 引擎的表数据是存放在内存中的，由于收到硬件的问题、或断电问题的影响，这能将这些表作为临时表或缓存使用。

        Memory 的特性主要有：
                        1. 内存存放
                        2. hash 索引（默认）

        Memory 的一张表在磁盘中的存储文件只有：xxx.sdi，用来存储表结构文件。和 MyISAM 引擎相比，没有了存储数据和索引的文件，因为他们在 Memory 中都被存储在内存中了。

下面我们对三种存储引擎做一个对比：其中黄色标注部分就是 InnoDB 引擎和 MyISAM 引擎最大的三个区别（面试常问）

介绍了以上三种 MySQL 存储引擎后，我们应该如何选择存储引擎呢？

        很简单，我们应该根据应用系统的特点选择合适的存储引擎。对于负责的应用系统，还可以根据实际情况选择多种存储引擎进行组合。 

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二、InnoDB 引擎详解

关于 InnoDB 存储引擎，我们主要讲解以下四个方面：

• 逻辑存储结构
• 架构
• 事务原理
• MVCC

逻辑存储结构

        前面我们也简单提到了 InnoDB 存储引擎的逻辑结构，下面我们来看一看逻辑结构中每个部分具体的作用：

① 表空间（Tablespace）

        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。

②  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 非叶子节点。段用来管理多个 Extent（区）。

③ 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。

④ 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。

⑤ 行（Row）

        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（在下面 MVCC 的实现原理中会提到）：

• 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

        MySQL 5.5 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。

1. 内存结构

        在左侧的内存结构中，主要分为这么四大块儿： Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive Hash Index、Log Buffer。 接下来介绍一下这四个部分。

①   Buffer Pool

        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 I/O。 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 的锁信息等等。

        Buffer Pool，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，也中数据与磁盘的数据产生了不一致。

注意：

        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';

② 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。

        Change Buffer 的意义是什么呢？例如：二级索引与聚集索引不同，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 ChangeBuffe r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

        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，但是给我们提供了一个功能就是这个自适应 hash 索引。

        因为前面我们讲到过，hash 索引在进行等值匹配时，一般性能是要高于 B+ 树的，因为 hash 索引一般只需要一次 IO 即可，而 B+ 树，可能需要几次匹配，所以 hash 索引的效率要高，但是 hash 索引又不适合做范围查询、模糊匹配等。 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。 参数： adaptive_hash_index

④ 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。

2. 磁盘结构

接下来，再来看看 InnoDB 体系结构的右边部分，也就是磁盘结构：

 

① System Tablespace

        System Tablespace，系统表空间，它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。

② 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 ，该参数默认开启。

③ General Tablespaces

        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 ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;

-- 创建表时指定表空间
CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;

④ Undo Tablespaces

        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 16 M），用于存储 undo log 日志。

⑤ Temporary Tablespaces

        InnoDB 使用 会话临时表空间 和 全局临时表空间 ，用于存储用户创建的临时表等数据。

⑥ Doublewrite Buffer Files

        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

        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），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。

3. 后台线程 

        前面我们介绍了 InnoDB 的内存结构，以及磁盘结构，那么内存中我们所更新的数据，又是如何到磁盘中的呢？ 此时，就涉及到一组后台线程，接下来，就来介绍一些 InnoDB 中涉及到的后台线程：

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

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

        我们可以通过以下的这条指令，查看到 InnoDB 的状态信息，其中就包含 IO Thread 信息。

show engine innodb status \G;

③ 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。

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。

事务原理

         实际上，我们研究事务的原理，就是研究 MySQL 的 InnoDB 引擎是如何保证事务的这四大特性的，分别是：原子性、一致性、持久性、隔离性。

        而对于这四大特性，实际上分为两个部分。 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。 而隔离性是通过数据库的锁， 加上 MVCC 来保证的。

接下来我们在讲解事务原理的时候，主要就是来研究一下 redolog，undolog 以及 MVCC。

1. redolog

        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都存到该日志文件中，用于在刷新脏页到磁盘发生错误时，进行数据恢复使用。

        如果没有 redolog 日志文件：当我们在进行将内存中的脏页数据刷新到磁盘中的 I/O 操作时，可能会出现错误的情况，而此时提示给用户的是事务提交成功的信息，而实际上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。

        而如果有了 redolog 日志文件之后：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者涉及到的数据已经落盘，此时 redolog 就没有作用了，就可以删除了，所以存在的两个 redolog 文件是循环写的。

那肯定有小伙伴会问：为什么每一次提交事务，要刷新 redo log 到磁盘中呢，而不是直接将 buffer pool 中的脏页刷新到磁盘呢?
        因为在业务操作中，我们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）

2. undolog

        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undolog，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（多版本并发控制）

        在介绍 MVCC 之前，我们先来介绍与之相关的两个基本概念：当前读、快照读

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，也称写锁），select ... for update、update、insert、delete（排他锁，也称写锁）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。

什么是 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、undolog日志、readView。

① 三个隐式字段

         当我们创建了上面的这张表，我们在查看表结构的时候，就可以显式的看到 id，age，name 这三个字段。 实际上除了这三个字段以外，InnoDB 还会自动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是：

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。如果已存在主键，将不会生成该字段。

② undolog

        前面提到过，undolog 是回滚日志。 但遗留下的一个问题是：事务提交时，并不会立即删除undolog，那么什么情况下不会立即删除呢？什么情况下又可以立即删除呢？

        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。

        快照读是通过 undolog 版本链实现的，下面我们就来看一看 undolog 的版本链吧：

有一张原始数据表为：

有一张事务表为：

依次执行事务2、3、4，会得到如下的 undolog 日志链：

        当事务 2 执行第一条修改语句时，会记录 undo log 日志（地址为 0x0001），记录数据变更之前的样子; 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。执行事务 3、4 与之相似。

        最终我们发现，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 记录版本链表，链表的头部是最新的旧记录，链表尾部是最早的旧记录。

③ 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， 是可以访问该版本的	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。 

相信大家有一点懵，下面我们通过一个示例进一步加深了解：

① 在 Read Committed 事务隔离级别下，每执行一次 快照读 就会生成一个 ReadView：a.  先来看第一次快照读具体的读取过程：

        先匹配 trx_id 为 4 的记录，发现①②③④都不满足，则继续匹配 undo log 版本链的下一条，也就是 trx_id 为 3 的记录，发现①②③④也都不满足，则继续匹配 trx_id 为 2 的记录，发现①不满足，但②满足，终止匹配，返回的数据就是版本链种 trx_id 为 2 的数据。

b. 再来看第二次快照读具体的读取过程：

         先匹配 trx_id 为 4 的记录，发现①②③④都不满足，则继续匹配 undo log 版本链的下一条，也就是 trx_id 为 3 的记录，发现①不满足，但②满足，终止匹配，返回的数据就是版本链种 trx_id 为 3 的数据。

② 在 Repeatable Read 事务隔离级别下，仅在事务中第一次执行快照读时生成 ReadView，后续复用该 ReadView：

        我们看到，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。