MySQL进阶：InnoDB引擎（逻辑存储结构、架构、事务原理、MVCC（面试高频））

👨‍🎓作者简介：一位大四、研0学生，正在努力准备大四暑假的实习
🌌上期文章：MySQL进阶：全局锁、表级锁、行级锁总结
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希望文章对你们有所帮助

MVCC很重要，是大厂面试的高频面试题，学起来也不是很容易，需要瞻前顾后，总之要多总结多思考。
理解MVCC可以帮助你更好的理解事务的性质，大家都知道RC隔离级别的事务会出现不可重复读问题，但是RR隔离级别的事务却解决了不可重复读问题，解决的方法就是通过MVCC。
希望这篇文章能让你醍醐灌顶，不惧面试！

文章目录

逻辑存储结构
架构
- 概述
- 内存结构
- 磁盘结构
- 后台线程
事务原理
- 事务基础
- redo log
- undo log
MVCC（高频面试）
- 基本概念
- 隐藏字段
- - 介绍
- undo log版本链
- - 介绍
  - 版本链（核心重点）
- ReadView
- ReadView原理剖析（重难点）
- - RC隔离级别
  - RR隔离级别

逻辑存储结构

InnoDB的逻辑存储结构如下所示：
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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（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。

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

InnoDB 存储引擎数据是按行进行存放的
在行中，默认有2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（相当于存储了最后一条记录的事务id）
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

概述

MySQL5.5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。
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内存结构

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主要分四大块：
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。
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。
可以看到缓存池是以Page（页）为单位的，底层采用链表数据结构来管理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，还没有刷到磁盘上，导致数据与磁盘的数据产生了不一致

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。

我们可以思考一下Change Buffer存在的意义。首先对于一个非唯一的二级索引页（那就肯定不会是唯一索引或者主键索引了），可能会存在两个字段值是一样的，但是它们肯定的主键id肯定不一致：
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与聚集索引相比较，聚集索引的主键id都是顺序插入的，但是二级索引的叶子结点挂载的主键id并不是顺序的，相对更随机。
那么，删除和更新操作可能操作了多条数据，而在二级索引树中，他们的位置又不是相邻的，这样就会浪费了更多的磁盘IO。
因此，有了ChangeBuffer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。
注意：自适应哈希索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成。

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。

磁盘结构

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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。

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。（默认开启）

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。
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 logbuffer）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。

后台线程

内存中我们所更新的数据要到磁盘当中，需要涉及到一组后台线程。
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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IOThread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	负责将写缓冲器内容刷新到磁盘

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

事务原理

事务基础

MySQL事务相关的知识是很常考的，包括事务的四大特性，这一部分内容可以看我之前的文章：
MySQL进阶：MySQL事务、并发事务问题及隔离级别
简单总结一下，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。
四大特性：

原子性
一致性
隔离性
持久性

要研究事务的原理，实际上就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的四大特性的。
对于这都四大特性，实际上分给2个部分：

1、原子性、一致性、持久性：由InnoDB的2份日志保证的，一份是redo log，一份是undo log
2、隔离性：通过数据库的锁以及MVCC来保证的

对于锁机制实现的隔离性，可以看之前的文章：
MySQL进阶：全局锁、表级锁、行级锁总结

这里主要就是来研究一下redolog，undolog以及MVCC。

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 logfile）,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。

若没有redo log：

1、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。
2、脏页在一定的时机要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。
3、由于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。

若有redo log：

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。
如果脏页成功刷新到磁盘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。

在这里我们看出内存中的redo log buffer和磁盘中的redo log是如何工作的，那么为何每次提交事务的时候，redo log buffer要刷新到磁盘中的redo log中，而不是直接刷新到磁盘中呢？

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是日志文件，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，我们称之为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（高频面试）

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。
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可以看到，即便在默认的RR隔离级别下，事务A依然可以读取到事务B最新提交的内容，只是因为查询语句的后面加上了lock in share mode共享锁，此时是当前读操作。
同理，加上排他锁的时候，也是当前当前读操作。

2、快照读
简单的select（不加锁）就是快照读，读取的是记录数据的可见版本，很有可能是历史数据，不加锁，那么读操作不会被阻塞。

Read Committed：每次select，都生成一个快照读
Repeatable Read（默认）：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方，后续复用
Serializable：快照读会退化为当前读

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可以看到，即便事务B提交了数据，事务A也查不到，就是因为select是快照读，在默认的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，可能不是最新数据（这样当然也保证了可重复读，看不懂很正常，读完后面的原理剖析就会明白）。
3、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。

隐藏字段

介绍

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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（自增）
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（非必须）

undo log版本链

介绍

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（核心重点）

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对于这张表（加了两个隐藏字段），我们设置四个并发事务（2-5，事务1是创建这张表并赋予上述数据，已经commit了）同时操作这张表：

1、第一步
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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
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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。

第三步
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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。

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。

那么简单的select语句（快照读）到底是怎么发现历史版本的呢？这需要使用ReadView（读视图）来实现

ReadView

这部分先看概念并自己尝试理解，很可能看不懂，也很正常，硬着头皮看下去自然会醍醐灌顶的。
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id（就是还没有提交的事务的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，即当前最大事务的ID+1（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undo log版本链的访问规则：

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	成立，说明该事务是在ReadView生成后开启的
min_trx<=trx_id<=max_trx_id	若trx_id不在m_ids中，则可以访问该版本	成立，说明数据已经提交

上面的访问规则可以说是有点复杂的，需要剖析一下。

需要注意的是，不同的隔离级别，生成ReadView的时机是不一样的：

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

ReadView原理剖析（重难点）

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。
在这里，分析下上述例子中的事务5如何进行两次快照读的。

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：
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分析第一次快照读：
活跃的事务有3、4、5，显然min_trx_id=3，max_trx_id=6(5+1)，当前事务的id为creator_trx_id=5，而此时的记录中的事务id为trx_id=4。

1、先匹配地址为0x00003这条记录，将4代入匹配规则，可以发现四条规则都不满足
2、匹配第二条，地址为0x00002的这条记录，对应的trx_id=3，代入匹配规则，四条规则都不满足
3、匹配第三条，地址为0x00001的这条记录，对应的trx_id=2，代入匹配规则，发现匹配规则②满足要求，所以，此次快照读的结果就是这条数据
而事实上，此时进行查询的时候，只有事务2是提交了的，因此只能快照读出事务2处理的历史数据。

分析第二次快照读：
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