mysql 模式的概念,理解MySQL——架构与概念

第一章、MySQL架构与概念

1、MySQL的逻辑架构

最上面不是MySQL特有的，所有基于网络的C/S的网络应用程序都应该包括连接处理、认证、安全管理等。

中间层是MySQL的核心，包括查询解析、分析、优化和缓存等。同时它还提供跨存储引擎的功能，包括存储过程、触发器和视图等。

最下面是存储引擎，它负责存取数据。服务器通过storage engine API可以和各种存储引擎进行交互。

1.1、查询优化和执行(Optimization and Execution)

MySQL将用户的查询语句进行解析，并创建一个内部的数据结构——分析树，然后进行各种优化，例如重写查询、选择读取表的顺序，以及使用哪个索引等。查询优化器不关心一个表所使用的存储引擎，但是存储引擎会影响服务器如何优化查询。优化器通过存储引擎获取一些参数、某个操作的执行代价、以及统计信息等。在解析查询之前，服务器会先访问查询缓存(query

cache)——它存储SELECT语句以及相应的查询结果集。如果某个查询结果已经位于缓存中，服务器就不会再对查询进行解析、优化、以及执行。它仅仅将缓存中的结果返回给用户即可，这将大大提高系统的性能。

1.2、并发控制

MySQL提供两个级别的并发控制：服务器级(the server level)和存储引擎级(the storage engine level)。加锁是实现并发控制的基本方法，MySQL中锁的粒度：

(1)    表级锁：MySQL独立于存储引擎提供表锁，例如，对于ALTER TABLE语句，服务器提供表锁(table-level lock)。

(2)    行级锁：InnoDB和Falcon存储引擎提供行级锁，此外，BDB支持页级锁。InnoDB的并发控制机制，下节详细讨论。

另外，值得一提的是，MySQL的一些存储引擎(如InnoDB、BDB)除了使用封锁机制外，还同时结合MVCC机制，即多版本两阶段封锁协议(Multiversion two-phrase locking protocal)，来实现事务的并发控制，从而使得只读事务不用等待锁，提高了事务的并发性。

注：并发控制是DBMS的核心技术之一(实际上，对于OS也一样)，它对系统性能有着至关重要的影响，以后再详细讨论。

1.3、事务处理

MySQL中，InnoDB和BDB都支持事务处理。这里主要讨论InnoDB的事务处理(关于BDB的事务处理，也十分复杂，以前曾较为详细看过其源码，以后有机会再讨论)。

1.3.1、事务的ACID特性

事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4个属性，通常简称为事务的ACID属性(Jim Gray在《事务处理：概念与技术》中对事务进行了详尽的讨论)。

(1)原子性(Atomicity)：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。

(2)一致性(Consistent)：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的。

(3)隔离性(Isolation)：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。

(4)持久性(Durable)：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。

1.3.2、事务处理带来的相关问题

由于事务的并发执行，带来以下一些著名的问题：

(1)更新丢失(Lost Update)：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题－－最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。

(2)脏读(Dirty

Reads)：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做"脏读"。

(3)不可重复读(Non-Repeatable Reads)：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。

(4)幻读(Phantom Reads)：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。

1.3.3、事务的隔离性

SQL2标准定义了四个隔离级别。定义语句如下：

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL

[READ UNCOMMITTED |

READ COMMITTED  |

REPEATABLE READ  |

SERIALIZABLE ]

这与Jim Gray所提出的隔离级别有点差异。其中READ UNCOMMITTED即Jim的10(浏览)；READ

COMMITTED即20，游标稳定性；REPEATABLE

READ为2.99990隔离(没有幻像保护)；SERIALIZABLE隔离级别为30，完全隔离。SQL2标准默认为完全隔离(30)。各个级别存在问题如下：隔离级脏读不可重复读幻象读

读未提交

(Read uncommitted)可能可能可能

读提交

(Read committed)不可能可能可能

可重复读

(Repeatable read)不可能不可能可能

可串行化

(Serializable)不可能不可能不可能

各个具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供READ

COMMITTED和Serializable两个标准隔离级别，另外还提供自己定义的Read only隔离级别；SQL

Server除支持上述ISO/ANSI

SQL92定义的4个隔离级别外，还支持一个叫做“快照”的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL

支持全部4个隔离级别，其默认级别为Repeatable

read，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读。国产数据库DM也支持所有级别，其默认级别为READ

COMMITTED。

1.3.4、InnoDB的锁模型

InnoDB的行级锁有两种类型：

(1)共享锁(shared lock，S)：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。

(2)排它锁(exclusive lock，X)：允许获得排它锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。

此外，InnoDB支持多粒度加锁(multiple granularity locking)，从而允许对记录和表同时加锁。为此，InnoDB引入意向锁(intention locks)，意向锁是针对表的：

(1)意向共享锁(IS)：事务打算给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。

(2)意向排他锁(IX)：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。

例如，SELECT ... LOCK IN SHARE MODE加IS锁，SELECT ... FOR UPDATE加IX锁，意向锁的规则如下：

(1)事务在对表T中的记录获取S锁前，先要获取表T的IS锁或者更强的锁；

(2)事务在获取表T中记录的X锁前，先要获取表T的IX锁。

InnoDB的锁相容性矩阵：

如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。意向锁只会阻塞其它事务对表的请求，例如，LOCK

TABLES …WRITE，意向锁的主要目的是表明该事务将要或者正在对表中的记录加锁。使用封锁机制来进行并发控制，一个比较重要的问题就是死锁。

来看一个死锁的例子：

例1-1Session 1Session 2

mysql> CREATE TABLE t (i INT) ENGINE = InnoDB;

Query OK, 0 rows affected (0.22 sec)

mysql> INSERT INTO t (i) VALUES(1);

Query OK, 1 row affected (0.08 sec)

mysql> START TRANSACTION;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> SELECT * FROM t WHERE i = 1 LOCK IN SHARE MODE;

+------+

| i|

+------+

|1 |

+------+

1 row in set (0.01 sec)

mysql>

mysql> START TRANSACTION;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> DELETE FROM t WHERE i = 1;

等待…

mysql> DELETE FROM t WHERE i = 1;

等待…

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

1.3.5、一致性非阻塞读

一致性读是MySQL的重要特点之一，InnoDB通过MVCC机制表示数据库某一时刻的查询快照，查询可以看该时刻之前提交的事务所做的改变，但是不能看到该时刻之后或者未提交事务所做的改变。但是，查询可以看到同一事务中之前语句所做的改变，例如：

例1-2Session 1Session 2

mysql> select * from t;

Empty set (0.00 sec)

mysql> INSERT INTO t (i) VALUES(1);

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|1 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql> update t set i=3;

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|3 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|1 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.06 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|1 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|3 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

如果事务的隔离级别为REPEATABLE READ(默认)，同一个事务中的所有一致性读都是读的事务的第一次读操作创建的快照。你可以提交当前事务，然后在新的查询中即可看到最新的快照，如上所示。

如果事务的隔离级别为READ COMMITTED，一致性读只是对事务内部的读操作和它自己的快照而言的，结果如下：

例1-3Session 1Session 2

mysql> SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|3 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql> set autocommit = 0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|3 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> update t set i=5;

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|3|

+------+

1 row in set (0.00 sec)

mysql> commit;

Query OK, 0 rows affected (0.06 sec)

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|5 |

+------+

1 row in set (0.00 sec)

注意，session 2发生了不可重复读。

当InnoDB在READ COMMITTED 和REPEATABLE READ隔离级别下处理SELECT语句时，一致性读是默认的模式。一致性读不会对表加任何锁，所以，其它连接可以同时改变表。

假设事务处于REPEATABLE READ级别，当你正在进行一致性读时，InnoDB根据查询看到的数据给你一个时间点。如果其它的事务在该时间点之后删除一行，且提交事务，你不会看到行已经被删除，插入和更新操作一样。但是，InnoDB与其它DBMS的不同是，在REPEATABLE READ隔离级别下并不会造成幻像。

一致性读不与DROP TABLE 或者 ALTER TABLE一起工作。

在nodb_locks_unsafe_for_binlog变量被设置或者事务的隔离级别不是SERIALIZABLE的情况下，InnoDB对于没有指定FOR

UPDATE 或 LOCK IN SHARE MODE的INSERT INTO ... SELECT, UPDATE ...

(SELECT), 和CREATE TABLE ...

SELECT语句使用一致性读，在这种情况下，查询语句不会对表中的元组加锁。否则，InnoDB将使用锁。

1.3.6、SELECT ... FOR UPDATE和SELECT ... LOCK IN SHARE MODE的加锁读(locking read)

在一些场合，一致性读并不是很方便，此时，可以用加锁读。InnoDB支持两种加锁读：

(1)    SELECT ... LOCK IN SHARE MODE：对读取的元组加S锁。

(2)    SELECT ... FOR UPDATE：在扫描索引记录的过程中，会阻塞其它连接的SELECT ...LOCK IN SHARE MODE和一定事务隔离级别下的读操作。

InnoDB使用两阶段封锁协议，事务直到提交或回滚时才会释放所有的锁，这都是系统自动执行的。此外，MySQL支持LOCK

TABLES和UNLOCK

TABLES，但这些都是在服务器层实现的，而不是在存储引擎。它们有用处，但是不能取代存储引擎完成事务处理，如果你需要事务功能，请使用事务型存储引擎。

来考虑locking

read的应用，假设你要在表child插入一个新的元组，并保证child中的记录在表parent有一条父记录。如果你用一致性读来读parent表，确实可以将要插入的child

row的parent

row，但是可以安全的插入吗？不，因为在你读parent表时，其它连接可能已经删除该记录。(一致性读是针对事务内而言的，对于数据库的状态，它应该叫做“不一致性读”)

此时，就可以使用SELECT LOCK IN SHARE

MODE，它会对读取的元组加S锁，从而防止其它连接删除或更新元组。另外，如果你想在查询的同时，进行更新操作，可以使用SELECT ... FOR

UPDATE，它读取最新的数据，然后对读到的元组加X锁。此时，使用SELECT ... LOCK IN SHARE

MODE不是一个好主意，因为此时如果有两个事务进行这样的操作，就会造成死锁。

注：SELECT ... FOR UPDATE仅在自动提交关闭(即手动提交)时才会对元组加锁，而在自动提交时，符合条件的元组不会被加锁。

1.3.7、记录锁(record lok)、间隙锁(gap lock)和后码锁(next-key lock)

InnoDB有以下几种行级锁：

(1)记录锁：对索引记录(index

records)加锁，InnoDB行级锁是通过给索引的索引项加锁来实现的，而不是对记录实例本身加锁。如果表没有定义索引，InnoDB创建一个隐藏的聚簇索引，然后用它来实现记录加锁(关于索引与加锁之间的关系的详细介绍请看下一章)。

(2)间隙锁：对索引记录之间的区间，或者第一个索引记录之前的区间和最后一个索引之后的区间加锁。

(3)后码锁：对索引记录加记录锁，且对索引记录之前的区间加锁。

默认情况下，InnoDB的事务工作在REPEATABLE READ的隔离级别，而且系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog为关闭状态。此时，InnoDB使用next-key锁进行查找和索引扫描，从而达到防止“幻像”的目的。

Next-key锁是记录锁和间隙的结合体。当InnoDB查找或扫描表的索引时，对它遇到的索引记录加S锁或者X锁，所以，行级锁(row-level

lock)实际上就是索引记录锁(index-record

lock)；此外，它还对索引记录之前的区间加锁。也就是说，next-key锁是索引记录锁，外加索引记录之前的区间的间隙锁。如果一个连接对索引中的记录R持有S或X锁，其它的连接不能按照索引的顺序在R之前的区间插入一个索引记录。

假设索引包含以下值：10, 11,13和20，则索引的next-key锁会覆盖以下区间(“(”表示不包含，“[”表示包含)：

(negative infinity, 10]

(10, 11]

(11, 13]

(13, 20]

(20, positive infinity)

对于最后一个区间，next-key锁将锁住索引最大值以上的区间，上界虚记录(“supremum” pseudo-record)的值比索引中的任何值都大，其实，上界不是一个真实的索引记录，所以，next-lock将对索引的最大值之后的区间加锁。

间隙锁对查询唯一索引中的唯一值是没有必要的，例如，id列有唯一索引，则下面的查询仅对id=100的元组加索引记录锁(index-record lock)，而不管其它连接是否在之前的区间插入元组。

SELECT * FROM child WHERE id = 100;

如果id没有索引，或者非唯一索引，则语句会锁住之前的空间。例1-4Session 1Session 2

mysql> create unique index i_index on t(i);Query OK, 0 rows affected (0.19 sec)Records: 0 Duplicates: 0 Warnings: 0mysql> select * from t;+------+| i    |+------+|    4 ||   10 |+------+2 rows in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)mysql> select i from t where i =10 lock in share mode;+------+| i    |+------+|   10 |+------+1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into t(i) values(9);Query OK, 1 row affected (0.03 sec)

mysql> select * from t;+------+| i    |+------+|    4 ||    9 ||   10 |+------+3 rows in set (0.00 sec)

上例中，产生了幻像问题。如果将唯一查询变成范围查询，结果如下(接上例的索引)：

例1-5Session 1Session 2

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|4 |

|9 |

|10 |

+------+

3 rows in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select i from t where i>4 lock in share mode;

+------+

| i|

+------+

|9 |

|10 |

+------+

2 rows in set (0.00 sec)

mysql> insert into t(i) values(1);

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> insert into t(i) values(8);

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

可以看到，session 2 的next-key使得在i=4之前的区间和之后的插入都被阻塞。

另外，如果删除索引i_index，则结果如下：

例1-6Session 1Session 2

mysql> drop index i_index on t;

Query OK, 3 rows affected (0.25 sec)

Records: 3 Duplicates: 0 Warnings: 0

mysql> select * from t;

+------+

| i|

+------+

|4 |

|10 |

|9 |

+------+

3 rows in set (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select i from t lock in share mode;

+------+

| i|

+------+

|4 |

|10 |

|9 |

+------+

3 rows in set (0.00 sec)

mysql> insert into t(i) values(8);

等待。。。

另外，针对插入(INSERT)操作，只要多个事务不会在同一索引区间的同一个位置插入记录，它们就不用互相等待，这种情况可以称为插入意向间隙锁(insertion

intention gap

lock)。例如，索引记录的值为4和7，两个独立的事务分别插入5和6，仅管它们都持有4—7之间的间隙锁，但是它们不会相互阻塞。这可以提高事务的并发性。

例1-7Session 1Session 2

mysql> select * from t;

+------+

| i |

+------+

|4 |

|10 |

|9 |

|8 |

+------+

4 rows in set (0.00 sec)

mysql> create unique index i_index on t(i);

Query OK, 4 rows affected (0.34 sec)

Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> set autocommit=0;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into t(i) values(5);

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> insert into t(i) values(5);

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> insert into t(i) values(6);

Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

间隙锁是可以显示关闭的，如果你将事务的隔离级别设为READ COMMITTED，或者打开innodb_locks_unsafe_for_binlog系统变量，间隙锁就会关闭。在这种情况下，查找或扫描索引仅会进行外键约束检查和重复键值检查。

此外，READ

COMMITTED隔离级别和关闭nodb_locks_unsafe_for_binlog还有另外一个负作用：MySQL会释放掉不匹配Where条件的记录锁。例如，对于UPDATE语句，InnoDB只能进行“半一致性(semi_consistent)读”，所以，它会返回最新提交事务所做改变，从而产生不可重复读和幻像问题。

1.3.8、使用next-key lock防止幻像问题

例1-4展示了一个幻像问题。使用next-key锁的select语句可以解决幻像问题，但例1-4的之所以会产生总是在于唯一索引，使得select语句没有使用gap lock，而只使用了index-record lock。

1.4、存储引擎

插件式存储引擎是MySQL最重要特性之一，也是最不同于其它DBMS的地方。MySQL支持很多存储引擎，以适用于不同的应用需求，常用的包括MyISAM、InnoDB、BDB、MEMORY、MERGE、NDB

Cluster等。其中，BDB和NDB Cluster提供事务支持。

MySQL默认的存储引擎为MyISAM，当然，创建表的时候可以指定其它的存储引擎，你可以在同一个数据库中对不同的表使用不同的存储引擎(这是非常强大而独特的特性)。可以通过SHOW

TABLE STATUS命令查询表所使用的存储引擎，例如，查看mysql数据库的user表：

mysql> SHOW TABLE STATUS LIKE 'user' \G

*************************** 1. row ***************************

Name: user

Engine: MyISAM

Version: 10

Row_format: Dynamic

Rows: 4

Avg_row_length: 61

Data_length: 244

Max_data_length: 281474976710655

Index_length: 2048

Data_free: 0

Auto_increment: NULL

Create_time: 2009-06-16 21:50:34

Update_time: 2009-09-30 14:59:08

Check_time: NULL

Collation: utf8_bin

Checksum: NULL

Create_options:

Comment: Users and global privileges

1 row in set (0.00 sec)

Name：表的名称；

Engine：表使用的存储引擎；

Row_format：记录的格式。MyISAM支持三种不同的存储格式：静态(固定长度)表(默认格式)、动态表及压缩表。静态表的字段都是固定长度的，例如CHAR和INTEGER；动态表的字段可以是变长的，例如，VARCHAR或者BLOB。

Rows：表中记录的数量。

Avg_row_length：记录的平均长度(字节数)；

Data_length：表中数据的全部字节数；

Max_data_length：表中数据最大的字节数；

Index_length：索引消耗的磁盘空间；

Data_free：对于MyISAM表，表示已经分配但还没有使用的空间；该空间包含以前删除的记录留下的空间，可以被INSERT操作重用。

Auto_increment：下一个自增的值。

Check_time：上次使用CHECK TABLE或myisamchk检查表的时间。

1.4.1、MyISAM

1.4.1.1、存储

MySQL的默认存储引擎，性能与功能的折中，包括全文索引(full-text index)、数据压缩，支持空间(GIS)数据，但是，不支持事务和行级锁。一般来说，MyISAM更适用于大量查询操作。如果你有大量的插入、删除操作，你应该选择InnoDB。

每个表包含3个文件：

(1).frm：表定义文件，对于其它存储引擎也一样。

(2).MYD文件：数据文件。

(3).MYI文件：索引文件。

可以在创建表时通过DATA DIRECTORY和INDEX DIRECTORY为数据文件和索引文件指定路径，它们可以位于不同目录。另外，MyISAM的存储格式是跨平台的，你可以将数据文件和索引文件从Intel平台拷贝到PPC或者SPARC平台。

5.0中，MyISAM的变长记录表默认处理256TB数据，使用6字节的指针来指向数据记录；而之前的版本使用默认的4字节指针，所以只能处理4GB数据。所有的版本都可以将指针增加到8字节指针，如果你想改变MyISAM表的指针的大小，可以通过设置MAX_ROWS和AVG_ROW_LENGTH来实现：

CREATE TABLE mytable (

a    INTEGER  NOT NULL PRIMARY KEY,

b    CHAR(18) NOT NULL

) MAX_ROWS = 1000000000 AVG_ROW_LENGTH = 32;

上面的例子中，MySQL将至少可以存储32GB的数据。可以查看一下表的信息：mysql> SHOW TABLE STATUS LIKE 'mytable' \G

*************************** 1. row ***************************

Name: mytable

Engine: MyISAM

Row_format: Fixed

Rows: 0

Avg_row_length: 0

Data_length: 0

Max_data_length: 98784247807

Index_length: 1024

Data_free: 0

Auto_increment: NULL

Create_time: 2002-02-24 17:36:57

Update_time: 2002-02-24 17:36:57

Check_time: NULL

Create_options: max_rows=1000000000 avg_row_length=32

Comment:

1 row in set (0.05 sec)

可以看到，Create_options列出了创建时的选项，而且该表的最大的数据量为91GB。你可以用ALTER TABLE来改变指针的大小，但是那会导致表和索引的重建，这会花费很长的时间。

1.4.1.2、MyISAM的特性

(1)锁与并发性：MyISAM只有表级锁，不支持行级锁。所以不适合于大量的写操作，但是它支持并发插入(concurrent inserts)，这是一个非常重要且有用的特性。

(2)自动修复：MySQL支持自动检查和修复MyISAM表。

(3)手动修复：你可以使用CHECK TABLE检查表的状态，并用REPAIR TABLE修复表。

(4)索引：你可以为BLOB和TEXT的前500个字符创建索引。而且，MyISAM还支持全文索引，但仅限于CHAR、VARCHAR、和TEXT列。

(5)延迟键写(Delayed key

writes)：如果创建MyISAM表时指定DELAY_KEY_WRITE，MySQL在查询结束时，不会将改变的索引数据写入磁盘，而将修改保存在key

buffer中。只有要改变缓存或者关闭表时，才会把索引数据刷入磁盘。

1.4.2、InnoDB

InnoDB是一个高性能的事务存储引擎，此外，BDB也支持事务处理(关于BDB，以前曾较为详细的阅读过其源码，以后有时间再讨论)，它有以下一些特点：

1.4.2.1、表空间

InnoDB存储表和索引有两种方式：

(1)共享表空间存储：这种方式下，表的定义位于.frm文件中，数据和索引保存在innodb_data_home_dir和innodb_data_file_path指定的表空间中。

(2)多表空间存储：表的定义仍位于.frm文件，但是，每个InnoDB表和它的索引在它自己的文件(.idb)中，每个表有它自己的表空间。

对那些想把特定表格移到分离物理磁盘的用户，或者那些希望快速恢复单个表的备份而无须打断其余InnoDB表的使用的用户，使用多表空间会是有益的。你可以往my.cnf的[mysqld]节添加下面行来允许多表空间：

[mysqld]

innodb_file_per_table

重启服务器之后，InnoDB存储每个新创建的表到表格所属于的数据库目录下它自己的文件tbl_name.ibd里。这类似于MyISAM存储引擎所做的，但MyISAM

把表分成数据文件tbl_name.MYD和索引文件tbl_name.MYI。对于InnoDB，数据和所以被一起存到.ibd文件。tbl_name.frm文件照旧依然被创建。

如果你从my.cnf文件删除innodb_file_per_table行，并重启服务器，InnoDB在共享的表空间文件里再次创建表。

innodb_file_per_table只影响表的创建。如果你用这个选项启动服务器，新表被用.ibd文件来创建，但是你仍旧能访问在共享表空间里的表。如果你删掉这个选项，新表在共享表空间内创建，但你仍旧可以访问任何用多表空间创建的表。

InnoDB总是需要共享表空间，.ibd文件对InnoDB不足以去运行，共享表空间包含熟悉的ibdata文件，InnoDB把内部数据词典和undo日志放在这个文件中。

1.4.2.2、外键约束

MySQL中，支持外键的存储引擎只有InnoDB，在创建外键时，要求被参照表必须有对应的索引，参照表在创建外键时也会自动创建对应的索引。

1.4.2.3、MVCC与后码锁(next-key locking)

InnoDB将MVCC机制与next-key

lock结合起来，实现事务的各个隔离级别，这是非常用意思的。在nodb_locks_unsafe_for_binlog变量被设置或者事务的隔离级别不是SERIALIZABLE的情况下，InnoDB对于没有指定FOR

UPDATE 或 LOCK IN SHARE MODE的INSERT INTO ... SELECT, UPDATE ...

(SELECT), 和CREATE TABLE ...

SELECT语句使用一致性读(参照前面)，在这种情况下，查询语句不会对表中的元组加锁。否则，InnoDB将使用锁。