MySQL数据库InnoDB引擎

前言

这是一篇关于MySQL数据库索引的文章。该文章是黑马程序员—MySQL数据库入门到精通视频的归纳总结和补充，同时也引用了公共仓库 - 智云知识和Java Guide的部分内容，仅用于个人技术归档和技术分享。

逻辑存储结构

表空间Tablespace（ibd文件）：一个MySQL数据库实例可以有多个表空间，用于存储记录，索引等数据
段Segment：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，数据段是B+树的叶子节点。段用于管理多个Extent（区）
区Extent：表空间单元结构，每个区大小为1M。默认情况下，InnoDB的存储引擎页大小为16K，即一个区一共有64个连续的页
页Page：InnoDB引擎磁盘管理的最小单元，每个页默认为16K。为了保持页的连续性，InnoDB引擎每次从磁盘申请4-5个区。
行Row：InnoDB引擎数据是按照行存放的。
- DB_TRX_ID:每次对于记录进行改动时，都会把对应的事务ID赋值给DB_TRX_ID隐藏列
- DB_ROLL_PTR:每次之对某条记录进行改动时，都会把旧的版本写入undo_log，然后这个隐藏列相当一个指针，可以通过它找到记录修改前的信息。

架构

内存架构（In-Memory Structures）

Buffer Pool：缓存池是主内存的一个区域，里面可以缓存磁盘上经常操作的真实数据，在执行增删查改查看操作时，先操作缓存池中的数据（如果缓存池没有数据，则从磁盘加载并缓存），然后再以一定频率刷新到磁盘，减少磁盘IO，加快处理速度

Buffer Pool缓存池以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：空闲页，未使用
clean page：被使用页，但是数据未修改过
dirty page：脏页，被使用页且数据已被修改，与磁盘数据不一致

Change Buffer：更改缓冲区（针对非唯一二级索引页），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

与聚集（聚簇）索引不同，二级索引往往是非唯一的，并且以相对随机的顺序插入的。同样的，删除和更新可能会影响索引树不相邻的二级索引。为了避免经常操作磁盘，造成大量磁盘IO，InnoDB使用Change Buffer去在Buffer Pool进行合并处理，从而减少磁盘IO。

Adaptive Hash index：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hash索引可以提高效率，则建立hash索引，称之为自适应hash索引。

自适应hash索引是系统根据情况自动建立的，无需人工干预

参数：adaptive_hash_index

Log Buffer：日志缓存区，用来保存要写入磁盘中的log日志数据（redo log，undo log) ，默认大小为16MB，日志缓存区的日志会定期刷新到磁盘中。如果要更新，插入或者删除多行的事务，增加日志缓冲区的大小可以节省磁盘IO。

参数：

innodb_log_buffer_size:缓冲区大小
innodb_flush_log_at_trx_commit:日志刷新到磁盘的时机
- 1：日志在每次事务提交时写入并刷新磁盘（默认）
- 0：每秒将日志写入并刷新磁盘一次
- 2：日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次

磁盘架构（On-Disk Structures）

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lnnoDB数据字典、undo log等)

参数:innodb_data_file path

File-Per-Table Tablespaces：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

参数:innodb_file_per_table (默认开启)

General Tablespaces：通用表空间，需要自己通过CREATE TABLESPACE 语法创建通用表空间，在创建表时，可以指定该表空间(TABLESPACE 表空间名)。

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。一般是XXX.dblwr文件

Redo Log：重做日志，是用来实现事务的持久性（C）。该日志文件由两部分组成：重做日本缓冲(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（0写满了写1，1写满了写0），涉及两个文件: ib_logfile0和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。

可以通过show engine innodb status;查看IO Thread线程信息

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

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

概念回顾

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。

特性：

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。

持久性，原子性由redo log和undo log来保证的

隔离性是由锁和MVCC来保证的

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。

具体流程

事务进行增删改时，InnoDB去Buffer Pool查询记录，假如记录不存在则到Buffer Pool不存在数据，就到磁盘里面加载数据到Buffer Pool中作为缓存
更新Buffer Pool缓存的数据页（也就是脏页），同时记录更新的信息到Redo logo buffer（每条 redo 记录由“表空间号+数据页号+偏移量+修改数据长度+具体修改的数据”组成）
根据变量innodb_flush_log_at_trx_commit决定的刷新到磁盘的时机，把Redolog buffer缓存的更新数据刷新到磁盘中(ib_logfile0，ib_logfile1…循环写入)，并清空Redolog buffer
日志写完后，在合适的时机，我们把脏页数据刷新到磁盘

这种先写日志，后刷新数据的方式，我们称为WAL(Write-Ahead Logging)

为什么要用redo log

我们知道了redo log是用于数据恢复使用的，在磁盘中记录是记录变更的日志文件，那为什么我们不直接在更新时把变更的数据页刷新到缓存当中呢？

其实主要原因还是性能问题，数据页的默认大小是16KB，但是我们有时候修改的数据不过几个字节大小，直接数据页刷新到磁盘非常浪费空间。另外数据页刷盘是随机写，因为一个数据页对应的位置可能在硬盘文件的随机位置，所以性能是很差的。

但是redo log，一行记录可能就占几十个字节，只包含表空间号、数据页号、磁盘文件偏移量、更新值，再加上是顺序写（日志文件都是追加写），所以刷盘速度很快。

但是内存的数据页在页合并时也会直接刷新到磁盘

页合并：当删除一行记录时，实际上记录并没有被物理删除，只是记录被标记（flagged）为删除并且它的空间变得允许被其他记录声明使用。当页中删除的记录到达 MERGE_THRESHOLD（默认为页的50%），InnoDB会开始寻找最靠近的页（前后）看看是否可以将这两个页合并以优化空间使用。

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rolback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 logsegment。

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 ... lockin share mode(共享锁)，select ...for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读
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。可以避免不发生幻读

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。

实现原理

隐藏字段

InnoDB会给每一条记录添加上一些隐藏字段

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

我们可以通过ibd2sdi xxx.ibd指令查看xxx表的表空间文件xxx.ibd（你得先找到要看的表空间文件位置，再执行指令），从而查看到隐藏字段

undo log

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.

undo log版本链

多事务操作时，按照操作的顺序，每一个更改的记录的隐藏字段DB_ROLL_PTR和DB_ROW_ID都会记录上一个版本的undo log地址和事务id，形成一个链式结构，这就是undo log版本链。

注意undo log是逻辑日志并不是物理日志，下图只是方便理解，实际存储记录并不完全正确

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undo log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 SOL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

版本链数据访问规则:

假如当前事务ID为 trx_id

trx_id==creator_trx_id：可以访问这个版本，说明当前数据是这个事务更改的
trx_id<min_trx_id：可以访问这个版本，说明之前的事务已经提交了
trx_id>max_trx_id：不可以访问这个版本，说明事务是ReadView生成之后才开启的
min_trx_id < trx_id < max_trx_id且不在m_ids中：可以访问这个版本，说明之前的事务已经提交了

简单说就是当前事务ID可以访问数据快照版本是已经提交的快照读版本

ReadView的时机:

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。

RC图解

在这个图中，事务5的第一个查询id为30的记录这个操作，快照读的记录版本是事务二之后（因为事务二已经提交）的记录版本数据（根据ReadView的版本链访问规则匹配）
在这个图中，事务5的第二个查询id为30的记录这个操作，快照读的记录版本只是事务三之后（因为事务三已经提交）的记录版本数据（根据ReadView的版本链访问规则匹配）

因此RC事务隔离级别下，事务5会出现不可重复读

RR图解

在这个图中，事务5的所有查询id为30的记录这个操作，快照读的记录版本是事务二之后（因为事务二已经提交）的记录版本数据（根据ReadView的版本链访问规则匹配）

因此RR事务隔离级别下，事务不会出现不可重复读

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