InnoDB引擎
逻辑存储结构
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。
段，分为数据段、索引段和回滚段。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，即一个区中一个有64个连续的页。
页，是InnoDB存储引擎磁盘管理的最小单元，每一个页的大小默认为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存储引擎是按照行进行存放的。
trx_id：每次对每条记录进行改动时，都会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列。
roll_pointer：每次对行记录进行改动时，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
在MySQL5.5版本开始，默认使用InnoDB存储引擎，它擅长处理事务，具有崩溃恢复特性，在日常开发中使用非常广泛。
内存结构：
缓冲池：
缓冲池是主内存中的一个区域，里边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（若缓冲池中没有数据，则从磁盘中加载并缓存），然后再以一定频率刷新到磁盘，从而减少磁盘缓存，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，页中数据与磁盘的数据不一致。
更改缓冲区：
change buffer，针对于非唯一 （二级索引页），在执行DML语句时，如果这些page没有在buffer poll中，不会直接操作磁盘，而会将数据变更存在更改缓冲区中。在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到Buffer poll中，再将合并后的数据刷到磁盘中。
日志缓冲区：
用来保存写入到磁盘的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、插入或删除多行的事务，增加日志缓冲区的大小可以节省磁盘IO。
参数：
1、indodb_log_buffer_size：缓冲区大小
2、innodb_flush_log_at_trx_commit：日志刷新到磁盘
参数=1：日志在每次事务提交时，写入并刷新到磁盘；
参数=0：每秒将日志写入并刷新到磁盘一次
参数=2：日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次。
自适应hash索引：
在InnoDB引擎中，采用的是B+树索引，而不是hash索引。哈希索引不能采用范围查询，只能采用等值查询。所以，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索引可以提升速度，则建立hash索引，称之为自适应hash索引。
自适应hash索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成。
参数：adaptive_hash_index
磁盘结构：
system tablespace：
系统表空间，是change buffer的存储区域。如果表是在系统空间而不是每个表文件或者通用表空间中创建的，它也可能包含表和索引数据。（在MySQL5版本之中，还包含InnoDB数据字典、undolog等）
参数：Innodb_data_file_path
file-per-table tablespace
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，每张表都会生成一张表空间文件。.ibd文件，存放的是表结构和表数据和索引。
General tablespace：
通用表空间，需要通过create tablespace 语法来创建通用表空间，在创建表时，可以指定该表空间。
create tablespace ts add datafile 'filename' engine=innodb;
create table tableName tablespace ts;
undo tablespace:
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（初始大小为16M），用来存储undo log日志。 undo001 undo002两个文件。
temporary tablespace：
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，先将数据页写入到双写缓冲区中，便于系统异常时恢复数据。
ib_xxx_0.dblwr
ib_xxx_1.dblwr
这还是双写缓冲区的文件。
Redo Log：
重做日志，用来实现事务的持久性。该日志由两部分组成：
1、重做日志缓冲（redo log buffer）：在内存；
2、重做日志文件（redo log）：在磁盘；
当事务提交之后，会把所有修改信息都会存放到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘中时，发生错误时，进行数据恢复使用。
【事务提交之后，redo log意义不大了，每隔一段时间清理一次。】
后台线程：
内存中的数据是如何刷新到磁盘上的呢？
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，使用了大量的AIO来处理IO请求，这样可以极大的提高数据库的性能，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 | 负责将写缓冲区的内容刷新到磁盘 |
show engine innodb status;
有一段IO的情况；
3、Purge（清除） 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。
事务原理
redo log和undo log 保证了事务的【原子性、一致性、持久性】
锁机制+MVCC保证了事务的【隔离性】
redo log
redo log是如何来保证持久性的呢？
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
1、重做日志缓冲（redo log buffer），在内存中。
2、重做日志文件（redo log file），在磁盘中。
当事务提交之后，会把所有的修改信息都存在该日志文件中。用于在刷新脏页到磁盘，发生错误时，进行数据恢复使用。
【个人理解：当进行增删改时，先从Buffer Pool中找记录，如果没有，就从磁盘查找，然后加载的Buffer Pool中，在缓冲池中修改数据。当修改数据后【缓冲池中的数据和磁盘中的不一致，被称为脏页，脏页并不是实时刷新到磁盘的，后台线程会每隔一段时间，将脏页变化的数据，刷新到磁盘中】，同时会把修改数据的信息记录的redo log Buffer中，当事务提交之后，会将redolog Buffer刷新到磁盘中，当刷新脏页到磁盘中出现问题的时候，采用redolog file来恢复数据。】
为什么不在事务提交之后，将缓冲池中的数据直接刷新到磁盘呢？还要将redolog Buffer刷新到磁盘当中呢？
【如果每次提交，直接将Buffer Pool当中的数据直接刷新到磁盘当中，因为数据进行大量增删改，会产生随机磁盘IO，降低数据库性能。而直接使用redolog，因为其是日志文件，日志文件都是追加的，它此时是顺序磁盘IO，它的性能是要高于随机磁盘IO的】，过一段时间之后，就将脏页的数据，刷新到磁盘当中。
undolog
undolog如何解决事务的原子性呢？
回滚日志，用来记录数据被修改之前的信息，作用包含两个：提供 回滚和MVCC（多版本并发控制）。
undolog和redolog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，undolog中会记录一条对应的insert日志，反之亦然（insert->delete）。当update一条数据时，它记录一条对应相反的update记录。当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录中，读取到对应的内容，并回滚。
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，因为这些日志还可能用于MVCC。
Undo log存储：undo log采用段的方式进行管理和记录，存放在rollback segment回滚段当中，内部包含1024个undo log segment。
MVCC
基本概念：
1、当前读
读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其它并发事务不能修改当前记录，会对读取的事务进行加锁。
select ..................lock in share mode（共享锁）
select ..................for update、 update、insert、delete都是排他锁，都是当前读。
例如：两个会话同时开启事务，会话1select查询，会话2update，即使会话2提交了，会话1的查询还是不变，因为MySQL设置的隔离级别为可重复读，所以读取不到最新的数据 。但是要想读取到最新的数据，可以设置select in share mode。
2、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，都生成一个快照表
repeatable read：开启事务后，第一个select才是快照读的地方。
serializable：快照读会退化为当前读。
3、MVCC
全称 Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制。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的三个隐式字段、undolog日志、readView。
MVCC实现原理
1、三个隐藏字段
id age name [db_trx_id、db_roll_ptr、db_row_id]
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undoLog，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。
查看ibd文件的数据字典的信息：
ibd2sdi stu.ibd，可以看到隐藏字段。
2、undo log日志
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，在事务提交之后，可以被立即删除。
而update、delete的时候，产生的undo log日志不仅在回滚时需要，在快照读的时候也需要，不会被立即删除。
undo log 版本链：
不同事务或者是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条，链表的头部是最新的旧记录，链表的尾部是最早的旧记录。
3、read view
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）id。
read view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 |
trx_id：代表当前事务ID
trx_id == creator_trx_id ？ 可以访问该版本
trx_id < min_trx_id ？ 可以访问该版本
trx_id > max_trx_id ？ 不可以访问该版本
min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id 如果trxid不在m_ids中，是可以访问该版本的。
不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：
read comitted：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。
MySQL管理
系统数据库
| 数据库 | 含义 |
|---|---|
| mysql | 存储MySQL服务器正常运行所需要的各种信息（时区，主从，用户，权限等） |
| infomation_schema | 提供了访问数据库元数据的各种表和视图，包含数据库、表、字段类型及访问权限等。 |
| performance_schema | 为MySQL服务器运行时提供了一个底层监控的功能，主要用于收集数据库服务器性能参数 |
| sys | 包含了一系列方便DBA和开发人员利用performance_schema性能数据库进行调优和诊断的视图 |
不登录直接执行MySQL语句：
mysql -h192.168.xxxx P3306 -uroot -p1234 pshdhx *-e "select * from emp"*
查看帮助文档：
mysqladmin --help
mysqlbinlog指令
mysqlshow指令
mysqldump指令
mysqldump -uroot -p1234 db01 > db01.sql
