Mysql - InnoDB引擎

逻辑存储结构

表空间

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。

段

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

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

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

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。

结构

 内存结构

 

 磁盘结构

 

 

 事务原理

  redo log

 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 ，可能会存在什么问题的？ 我们一起来分析一下。

我们知道，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。 而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，这就出现问题了，没有保证事务的持久性。

那么，如何解决上述的问题呢？ 在 InnoDB 中提供了一份日志 redo log ，接下来我们再来分析一

下，通过redolog如何解决这个问题。

 

有了 redolog 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 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 ）

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 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

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 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。当然，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。

在测试中 , 我们看到即使事务 B 提交了数据 , 事务 A 中也查询不到。 原因就是因为普通的 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 。

 

原理

我们再来介绍一下 InnoDB 引擎的表中涉及到的隐藏字段 、 undolog 以及 readview ，从而来介绍一下MVCC 的原理。

隐藏字段

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：

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。

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。

查看隐藏字段：

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。

 

 undolog

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。

版本链

 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。

 

 

 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。

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 。

原理分析

RC(Read commit)隔离级别

RC 隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成 ReadView。

我们就来分析事务 5 中，两次快照读读取数据，是如何获取数据的 ?

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 ，那么两次生成的 ReadView 如下。

那么这两次快照读在获取数据时，就需要根据所生成的 ReadView 以及 ReadView 的版本链访问规则， 到undolog 版本链中匹配数据，最终决定此次快照读返回的数据。

 

在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配 

先匹配这条记录

 

这条记录对应的 trx_id为 4 ，也就是将 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。

再匹配第二条

 记录对应的trx_id为3，也就是将3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。

再匹配第三条

，这条记录对应的trx_id 为 2 ，也就是将 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。

在进行匹配时，会从 undo log 的版本链，从上到下进行挨个匹配：

先匹配

 

这条记录，这条记录对应的 trx_id为 4 ，也就是将 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

再匹配第二条

 

这条 记录对应的trx_id 为 3 ，也就是将 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。

 RR隔离级别

 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。

那MySQL是如何做到可重复读的呢? 我们简单分析一下就知道了

 MVCC总结

所以呢， 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。

 总结