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


逻辑存储结构

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第1张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第2张图片

内存结构

单看内存结构图如下

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第3张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第4张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第5张图片

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。

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第6张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第7张图片

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。


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:

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第8张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第9张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第10张图片

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

MySQL进阶知识:InnoDB引擎_第11张图片

其余的对比过程和上面读已提交的对比过程一模一样。

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