1. 逻辑存储结构

InnoDB的逻辑存储结构如下图所示：

1. 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（.ibd 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。

2. 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）。

3. 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。

4. 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。

5. 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。

2. 架构

MySQL5.5 版本开始，默认使用InnoDB存储引擎，它擅长事务处理，具有崩溃恢复特性，在日常开发中使用非常广泛。下面是InnoDB架构图，左侧为内存结构，右侧为磁盘结构。

2.1 内存结构

将上述的内存结构单独拿出来看，图示如下：

在左侧的内存结构中，主要分为这么四大块儿： Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive Hash Index、Log Buffer。 接下来介绍一下这四个部分。

1. Buffer Pool

   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。

   缓冲池 Buffer Pool，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，也中数据与磁盘的数据产生了不一致。

   在专用服务器上，通常将多达80％的物理内存分配给缓冲池 。参数设置： show variables like 'innodb_buffer_pool_size';

   

2. Change Buffer

   Change Buffer，更改缓冲区（针对于非唯一二级索引页），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。

   Change Buffer的意义是什么呢?先来看一幅图，这个是二级索引的结构图：

   

   与聚集索引不同，二级索引通常是非唯一的，并且以相对随机的顺序插入二级索引。同样，删除和更新可能会影响索引树中不相邻的二级索引页，如果每一次都操作磁盘，会造成大量的磁盘IO。有了 Change Buffer之后，我们可以在缓冲池中进行合并处理，减少磁盘IO。

3. 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。因为前面我们讲到过，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。

   如果需要调整参数，则参数的名称如下： adaptive_hash_index

4. Log Buffer

   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。

   调整参数：

   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。

2.2 磁盘结构

接下来，再来看看InnoDB体系结构的右边部分，也就是磁盘结构：

磁盘结构主要包括上面标注的七个部分，下面对这七个部分进行一些简单介绍。

1. 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)。

   其参数名称为 innodb_data_file_path ，系统表空间，默认的文件名叫 ibdata1。

2. 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。也就是说，我们每创建一个表，都会产生一个表空间文件。

3. 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。其语法如下：

   • 创建表空间

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

   • 创建表时指定表空间

     CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;
     

4. 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。

5. 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。

6. 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。

7. 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。

前面我们介绍了InnoDB的内存结构，以及磁盘结构，那么内存中我们所更新的数据，又是如何到磁盘中的呢？ 此时，就涉及到一组后台线程，接下来，就来介绍一些InnoDB中涉及到的后台线程。

2.3 后台线程

在InnoDB的后台线程中，分为4类，分别是：Master Thread 、IO Thread、Purge Thread、Page Cleaner Thread。

1. 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 。

2. 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 \D;
   

3. 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。

4. 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。

3. 事务原理

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。

3.1 事务基础

事务有如下的特性：

• 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，必须使所有的数据都保持一致状态。
• 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。

实际上，我们研究事务的原理，就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。

而对于这四大特性，实际上分为两个部分。 其中的原子性、一致性、持久化，实际上是由InnoDB中的两份日志来保证的，一份是redo log日志，一份是undo log日志。 而持久性是通过数据库的锁，加上MVCC来保证的。

我们在讲解事务原理的时候，主要就是来研究一下redolog，undolog以及MVCC。

3.2 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redo log，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redo log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redo log就没有作用了，就可以删除了，所以存在的两个redo log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）。

3.3 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。

4. MVCC

4.1 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 ... lock in share mode(共享锁)，select ... for update、update、insert、delete(排他锁)都是一种当前读。

  具体演示如下：

  

  可以看到，即使更新操作的事务提交了，依然是查询不到修改的内容的，因为默认的数据库隔离级别时不可重复读。但是，当查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁后，就是当前读的操作了，可以读取其他事务的修改内容。

• 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。就比如上述示例中的第4步和第6步，在不同的隔离级别下快照读的作用如下：

  • 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

• 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。

接下来，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。

4.2 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。

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。

4.3 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。

有一张表原始数据为：

然后，有四个并发事务同时在访问这张表。

1. 第一步

   

   当事务2执行第一条修改语句时，会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本。

   

2. 第二步

   

   当事务3执行第一条修改语句时，也会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本。

   

3. 第三步

   

   当事务4执行第一条修改语句时，也会记录undo log日志，记录数据变更之前的样子; 然后更新记录，并且记录本次操作的事务ID，回滚指针，回滚指针用来指定如果发生回滚，回滚到哪一个版本。

   

于是我们可以知道，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。

4.4 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 其实就是一个保存事务ID的list列表。记录的是本事务执行时，MySQL还有哪些事务在执行，且还没有提交。(当前系统中还有哪些活跃的读写事务)

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undo log版本链对应事务ID。

条件	是否可以访问	说明
trx_id == creator_trx_id	是	成立，说明数据是当前这个事务更改的。
trx_id < min_trx_id	是	成立，说明数据已经提交了。
trx_id > max_trx_id	否	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	成立，说明数据已经提交。

示例1：readview执行过程

现在有事务 A、事务 B 这两个事务，且这两个都没有提交。事务 A 将会执行多次读操作，来模拟可重复读中多次读取同一行数据的场景。事务 B 则会修改这一行数据。

1. readview参数

   事务 A 开启事务的时候会生成一个 ReadView，所以说这个 ReadView 的创建者就是事务 A，事务 A 的事务 id 是 10，所以 creator_trx_id 就是 10。

   此时，总共就只有事务 A、事务 B 这两个事务，而且它们都还没有提交，所以说 m_ids 会把这两个事务 id，10、18 都记录下来。min_trx_id 是 m_ids 里面的最小值，10、18 中最小的显然是 10。当前最大的事务 id 是 18，那么下一个事务的 id 就是 19，max_trx_id 就是 19。

2. 事务A读取数据

   ReadView 生成之后，事务 A 就要去 undo log 版本链中读取数据了。

   在上述示例中即便只有一条 undo log 日志，但这并不意味着事务 A 就能读到这条日志的值 X。它要先判断这行日志的 trx_id 是否小于当前事务的 min_trx_id。看图我们可以很轻松地发现，日志的 trx_id = 8 小于 ReadView 中 min_trx_id = 10。

   这就意味着，这个事务 A 开始执行之前，修改这行数据的事务已经提交了，所以事务 A 是可以查到值 X 的。

示例2：实现可重复读

我们继续看，事务 A 第一次读完之后，事务 B 要修改这行数据了。

1. 生成undo log对应操作

   undo log 会为所有写操作生成日志，所以就会生成一条 undo log 日志，并且它的 roll_pointer 会指向上一条 undo log 日志。

   

2. 事务A第二次读取

   

   第一次读的时候，开启事务 A 的时候就生成了一个 ReadView

   此时事务 A 第二次去查询的时候，先查到的是 trx_id = 18 的那条数据，它会发现 18 比最小的事务编号 10 大。那就说明事务编号为 18 的事务，有可能它是读不到的。

   接着就要去 m_ids 里确认是否有 18 这条数据了。发现有 18，那就说明在事务 A 开启事务的时候，这个事务是没有提交的，它修改的数据就不应该被读到。

   事务 A 就会顺着 roll_pointer 指针继续往下找，找到了 trx_id = 8 这条日志，发现这条能读，读到的值任然是 x，与第一次读到的结果一致。实现可重复读。

以上就是可重复读的实现方式。

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。

4.5 原理分析

• RC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。

  1. 第一次快照读

     第一次快照读的过程如下：

     

     

     其在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：

     • 首先匹配 DB_ROLL_PTR 为 0x00003 的记录，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。
     • 再匹配第二条即 DB_ROLL_PTR 为 0x00002 的记录，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。
     • 然后匹配第三条即 DB_ROLL_PTR 为 0x00001 的记录，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。

  2. 第二次快照读

     第二次快照读的过程如下：

     

     

     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 DB_ROLL_PTR 为 0x00003 的记录，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。
     • 再匹配第二条即 DB_ROLL_PTR 为 0x00002 的记录，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。

  

  我们看到，在RR隔离级别下，只是在事务中第一次快照读时生成ReadView，后续都是复用该ReadView，那么既然ReadView都一样， ReadView的版本链匹配规则也一样， 那么最终快照读返回的结果也是一样的。

所以，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。