MySQL(六)InnoDB引擎结构，事务原理，MVCC及MysqlSQL管理工具

InnoDB引擎

逻辑存储结构

• 表空间(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。(文件默认存放位置是MySQL安装目录下的data文件夹)
• 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。

内存架构

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

内存结构主要分为： Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive Hash Index、Log Buffer。

缓冲池 Buffer Pool
InnoDB存储引擎基于磁盘文件存储，物理硬盘和内存中访问速度相差很大，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。

缓冲池 Buffer Pool是主内存中的一个区域，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），再以一定频率将缓冲池中的数据刷到磁盘中，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，但是还没刷新到磁盘，缓冲池中数据与磁盘的数据产生了不一致。

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’;

更改缓冲区Change Buffer
Change Buffer，更改缓冲区（针对于非唯一的二级索引页），在执行DML语句时，如果这些数据页不在Buffer Pool中，不会直接操作磁盘，而会将数据变更存缓存在更改缓冲区 Change Buffer中，在将来数据被读取时，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。(主键索引和唯一索引不会操作更改缓冲区)

Change Buffer的意义是什么呢?
二级索引的结构图如下：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。所以每次删除和更新都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，提高了效率。

自适应hash索引Adaptive Hash Index
hash索引在不存在hash冲突的情况下只需要一次匹配，效率高，对应B+树，可能需要进行几次匹配，但是hash索引不适合做范围查询、模糊匹配，只适合做等值匹配。MySQL的innoDB引擎中没有直接支持hash索引，但是提供了一自适应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，如果观察到在特定的条件下hash索引可以提升速度，则自动建立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。
查看是否开启： show variables ‘%hash_index%’; ON开启

日志缓冲区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

系统表空间System Tablespace

系统表空间是更改缓冲区的存储区域。如果InnoDB引擎当中每一张表的独立表空间关闭时，所有表的数据和索引都会存储在系统表空间。(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。

独立表空间File-Per-Table Tablespaces
每张表的独立表空间包含单个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。

即每创建一个表，都会产生一个表空间文件，如图：

通用表空间General Tablespaces
通用表空间，需要手动创建，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;

撤销表空间Undo Tablespaces

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。

临时表空间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。

双写缓冲区Doublewrite Buffer Files
innoDB引擎将数据页从Buffer Pool刷新到磁盘前，为了保证数据的安全性，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。

重做日志Redo Log
重做日志用来实现事务的持久性。包含重做日志缓冲（redo logbuffer）和重做日志文件（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。Redo Log不会永久保存，会每隔一段时间清理之前没用的Redo Log，当事务提交之后，就没用了，主要是保证异常时数据恢复，从而保证事务的持久性。

以循环方式写入重做日志文件，涉及两个文件：

后台线程
内存结构中的数据刷新到磁盘结构中，就需要借助后台线程：

在InnoDB的后台线程分为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(异步非阻塞IO)来处理IO请求, 这样可以极大地提高数据库的性能，而IOThread主要负责这些IO请求的回调。

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;

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。

• 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。

原子性、一致性、持久化，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。持久性是通过数据库的锁，加上MVCC来保证的。

重做日志

重做日志redo log，记录的是事务提交时数据页的物理修改，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重做日志文件中, 用于在刷新脏页到磁盘,发生错误时, 进行数据恢复使用，从而保证事务的持久性

如果没有redolog，可能会存在什么问题的？
1.在InnoDB引擎中的内存结构中，主要的内存区域就是缓冲池，在缓冲池中缓存了很多的数据页。
2. 当一个事务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。
3.然后将缓冲池中的数据修改(磁盘的数据还未修改)，修改后的数据页称为脏页。
4.脏页会在一定的时机，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。
5. 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，没有保证事务的持久性。

在InnoDB中提供了一份日志 redo log，通过redolog如何解决这个问题。
1.对缓冲区的数据进行增删改之后，首先会将操作的数据页的变化，记录在redolog buffer中。
2.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。
3.过一段时间后，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。
4.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。

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 ?
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。 涉及大量磁盘IO性能是比较低的，而redo log在往磁盘文件中写入数据，由于是日志文件，都是追加的，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）。写入日志之后，过一段时间再将脏页的数据刷新到磁盘当中。

回滚日志

回滚日志undolog，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) ，保证事务的原子性。

undo log和redo log记录物理日志(数据内容是什么)，它是逻辑日志(每一步执行什么样的操作)。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(执行update数据之前，数据的样子)。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。

在测试中我们可以看到，即使是在默认的RR(可重复读)隔离级别下，事务A中依然可以读取到事务B最新提交的内容，因为在查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁，此时是当前读操作。当我们加排他锁的时候，也是当前读操作。

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。
  

即使事务B提交了数据,事务A中也查询不到。 因为普通的select是快照读，而在当前默认的RR隔离级别下，开启事务后第一个select语句才是快照读的地方，后面执行相同的select语句都是从快照中获取数据，可能不是当前的最新数据，这样也就保证了可重复读。

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。

MVCC的实现原理就是通过 InnoDB表的隐藏字段、UndoLog 版本链、ReadView来实现的。而MVCC + 锁，则实现了事务的隔离性。 而一致性则是由redolog 与 undolog保证。

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：

而上述的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。

查看有主键的表 stu，进入服务器中的 /var/lib/mysql/itcast/ , 查看stu的表结构信息, 通过如下指令:

ibd2sdi stu.ibd

查看到的表结构信息中，有一栏 columns，在其中我们会看到处理我们建表时指定的字段以外，还有额外的两个字段 分别是：DB_TRX_ID 、 DB_ROLL_PTR ，因为该表有主键，所以没有DB_ROW_ID隐藏字段。

查看没有主键的表 employee，建表语句：

create table employee (id int , name varchar(10));

再通过以下指令来查看表结构及其其中的字段信息：

ibd2sdi employee.ibd

查看到的表结构信息中，有一栏 columns，除了建表时指定的字段以外，还有额外的三个字段 分别是：DB_TRX_ID 、 DB_ROLL_PTR 、DB_ROW_ID，因为employee表是没有指定主键的。

undolog版本链

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。

undolog版本链
在一张表结构中插入一条数据：

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 ： 由于这条数据是才插入的，没有被更新过，所以该字段值为null。

在并发访问下，有四个并发事务同时在访问这张表：

当事务2执行第一条修改语句时，将数据变更之前的数据记录在undo log日志，再执行更新操作，DB_TRX_ID记录本次操作的事务ID(记录哪个事务最后操作这条数据)，当前事务id为2，DB_ROLL_PTR 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。

当事务3执行第一条修改语句时，也会记录undo log日志，如上。

当事务4执行第一条修改语句时，也会记录undo log日志，如上。

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。

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：

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。

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。

案例：RC级别

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，两次生成的ReadView如下：

在进行匹配时，会从undo log的版本链中，从上到下进行挨个匹配

第一次快照读具体的读取过程：
1.先匹配trx_id=4这条记录，将4代入右侧的匹配规则中，①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条。
2.再匹配trx_id为3这条记录，代入右侧的匹配规则中。①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条。
3.trx_id为2这条记录，将2带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 终止匹配，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:
1.匹配trx_id为4的记录，将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条。
2.匹配trx_id为3的记录，将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 。终止匹配，此次快照读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据。

案例：RR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。

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。

MySQL管理

系统数据库

Mysql数据库安装完成后，自带了一下四个数据库，具体作用如下：

常用工具

mysql： 该mysql不是指mysql服务，而是指mysql的客户端工具

语法 ：
		mysql [options] [database]
选项 ：
		-u, --user=name #指定用户名
		-p, --password[=name] #指定密码
		-h, --host=name #指定服务器IP或域名
		-P, --port=port #指定连接端口
		-e, --execute=name #执行SQL语句并退出

-e选项可以在Mysql客户端执行SQL语句，而不用连接到MySQL数据库再执行，对于一些批处理脚本，这种方式尤其方便。

示例：

mysql -uroot –p123456 db01 -e "select * from stu";

mysqladmin： 是一个执行管理操作的客户端程序。可以用它来检查服务器的配置和当前状态、创建并删除数据库等。

通过帮助文档查看选项：
mysqladmin --help

语法:
	mysqladmin [options] command ...
选项:
	-u, --user=name #指定用户名
	-p, --password[=name] #指定密码
	-h, --host=name #指定服务器IP或域名
	-P, --port=port #指定连接端口

示例：

mysqladmin -uroot –p1234 drop 'test01';
mysqladmin -uroot –p1234 version;

mysqlbinlog： 由于服务器生成的二进制日志文件以二进制格式保存，所以如果想要检查这些文本的文本格式，就会使用到mysqlbinlog 日志管理工具。

语法 ：
	mysqlbinlog [options] log-files1 log-files2 ...
选项 ：
	-d, --database=name 指定数据库名称，只列出指定的数据库相关操作。
	-o, --offset=# 忽略掉日志中的前n行命令。
	-r,--result-file=name 将输出的文本格式日志输出到指定文件。
	-s, --short-form 显示简单格式， 省略掉一些信息。
	--start-datatime=date1 --stop-datetime=date2 指定日期间隔内的所有日志。
	--start-position=pos1 --stop-position=pos2 指定位置间隔内的所有日志。

mysqlshow： 客户端对象查找工具，用来很快地查找存在哪些数据库、数据库中的表、表中的列或者索引。

语法 ：
mysqlshow [options] [db_name [table_name [col_name]]]
选项 ：
	--count 显示数据库及表的统计信息（数据库，表 均可以不指定）
	-i 显示指定数据库或者指定表的状态信息
示例：
	#查询test库中每个表中的字段书，及行数
	mysqlshow -uroot -p2143 test --count
	#查询test库中book表的详细情况
	mysqlshow -uroot -p2143 test book --count

示例： 查询每个数据库的表的数量及表中记录的数量

mysqlshow -uroot -p1234 --count

示例：查看数据库hei的统计信息

mysqlshow -uroot -p1234 heimam --count

示例：查看数据库heima中的stu表的信息

mysqlshow -uroot -p1234 heima stu --count

示例：查看数据库heima中的stu表的id字段的信息

mysqlshow -uroot -p1234 heima stu id --count

mysqldump： 客户端工具用来备份数据库或在不同数据库之间进行数据迁移。备份内容包含创建表，及插入表的SQL语句。

语法 ：
	mysqldump [options] db_name [tables]
	mysqldump [options] --database/-B db1 [db2 db3...]
	mysqldump [options] --all-databases/-A
连接选项 ：
	-u, --user=name 指定用户名
	-p, --password[=name] 指定密码
	-h, --host=name 指定服务器ip或域名
	-P, --port=# 指定连接端口
输出选项：
	--add-drop-database 在每个数据库创建语句前加上 drop database 语句
	--add-drop-table 在每个表创建语句前加上 drop table 语句 , 默认开启 ; 不开启 (--skip-add-drop-table)
	-n, --no-create-db 不包含数据库的创建语句
	-t, --no-create-info 不包含数据表的创建语句
	-d --no-data 不包含数据
	-T, --tab=name 自动生成两个文件：一个.sql文件，创建表结构的语句；一个.txt文件，数据文件

示例：备份db01数据库：

mysqldump -uroot -p12345678 heima > heima.sql

可以直接打开db01.sql，来查看备份出来的数据到底什么样。

备份出来的数据包含：删除表的语句，创建表的语句，数据插入语句

在数据备份时，不需要创建表，或者不需要备份数据，只需要备份表结构，都可以通过对应的参数来实现。

备份db01数据库中的表数据，不备份表结构(-t)

mysqldump -uroot -p12345678 -t heima > heima02.sql

打开 heima02.sql ，来查看备份的数据，只有insert语句，没有备份表结构。

只备份表结构，不备份数据

mysqldump -uroot -p12345678 -d heima > heima03.sql

将db01数据库的表的表结构与数据分开备份(-T)

mysqldump -uroot -p1234 -T /root db01 score

执行上述指令会出错，数据不能完成备份，因为所指定的数据存放目录/root，MySQL认为是不安全的，需要存储在MySQL信任的目录下。可以查看一下系统变量 secure_file_priv ，查看信任目录，执行结果如下：



上述的两个文件 score.sql 中记录的就是表结构文件，而 score.txt 就是表数据文件，但是需要注意表数据文件，并不是记录一条条的insert语句，而是按照一定的格式记录表结构中的数据。如下：

mysqlimport： 是客户端数据导入工具，导入备份的txt文件，用来导入mysqldump 加 -T 参数后导出的文本文件。

语法 ：
	mysqlimport [options] db_name textfile1 [textfile2...]
示例 ：
	mysqlimport -uroot -p2143 test /tmp/city.txt

出现问题：不信任的目录，默认是当前目录，需要加上目录路径。


source： 导入备份的sql文件

source /root/xxxxx.sql