MySQL进阶知识：InnoDB引擎

目录

逻辑存储结构

架构

内存结构

Buffer Pool

Change Buffer

Adaptive Hash Index

Log Buffer

磁盘结构

后台线程

事务原理

redo log

undo log

MVCC

隐式字段

undo log版本链

readView

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逻辑存储结构

这张图在我之前的笔记中出现过，接下来我们详细介绍每个区域代表的含义 

• 表空间（idb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：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：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。
  • Txr_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

附一张MySQL的构架图，左侧为内存结构右侧为磁盘结构

内存结构

单看内存结构图如下

主要分为四大块： Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive

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，数据与磁盘的数据产生了不一致。

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。

如果MySQL单独部署到一台服务器上，通常会分配百分之八十的物理内存分配给缓冲池

参数为：innodb_buffer_pool_size

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。

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。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。

系统参数： adaptive_hash_index 默认是打开的

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

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。

开关参数：innodb_file_per_table ，该参数默认开启。

那也就是说，我们每创建一个表，都会产生一个表空间文件。

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。

创建表空间语法：

CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;

创建表时指定表空间语法：

CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;

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）,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。以循环方式写入重做日志文件，涉及两个文件： ib_logfile0、ib_logfile1

后台线程

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

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;

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

事务原理的研究就是研究MySQL如何保证事务的四大特性ACID。原子性、一致性与持久性是由两份日志文件保证。而隔离性，是通过锁与MVCC保证。

redo log

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。 当我们在一个事务中，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，然后将缓冲池中的数据修改，修改后的数据页我们称为脏页。 而脏页则会在一定的时机，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。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，这就出现问题了，没有保证事务的持久性。这时就需要redo log文件

可能存在的问题：为什么不实时刷新脏页而是实时刷新redo log文件呢？

因为脏页是随机的，我们不知道具体操作了哪张表，需要修改哪些表，但是redo log文件位置是确定的，并且是顺序追加刷新，效率比刷新脏页高很多。

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（记录的数据信息）不一样，它是逻辑日志（记录的操作信息）。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

理解MVCC之前需要先了解当前读与快照读的含义。

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。

在不同隔离级别事务生成快照读的时机

• 读已提交：每次select，都生成一个快照读。
• 可重复读：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
• 串行化：快照读会退化为当前读。

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)，select ... for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读。

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而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

在创建表时，除了展示出来的字段还有三个字段是不展示的，但它真实存在

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（如果存在主键则该字段不存在）	隐藏主键，如果表结构没有指定主键，将会生成该隐藏字段。

undo log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。

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。如下所示：

当事务中开始查询时，应该读取的版本不由undolog来控制，而是通过readView。

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	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	说明数据已经提交了。
trx_id > max_trx_id	不可以访问该版本	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	说明数据已经提交。

不同的隔离级别，生成ReadView的时机也不同

• 读已提交：在事务中每执行一次快照读时生成ReadView。
• 可重复读：仅在事务中第一次执行快照时生成ReadView，后续复用该ReadView。

接下来我们查看究竟应该如何通过ReadView读取版本数据

在读已提交隔离级别下，每次开启事务后每执行一次select就会生成一次快照读。事务五中两次读取生成的ReadView如下所示

接下来我们查看应该如何对比undo log版本链来决定应该读取到什么信息，将第一次生成的ReadView对应到对比规则中查看

当tri_id等于4的时候，以上四个条件都不满足，因此尝试将tri_id等于3的时候进行对比，发现还是没有满足的条件，那么接着向下比较，发现tri_id等于2的时候满足最后一条，那么说明此次select返回的数据应该是tri_id等于2的时候的数据。

接下来，我们查看在隔离级别为可重复读时的应该如何对比，首先我们知道在该级别下，只会产生一次快照，后续select都是复用第一次生成的ReadVIew

其余的对比过程和上面读已提交的对比过程一模一样。