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1.InnoDB引擎

1.1  逻辑存储结构

1.2  架构

1.2.1  概述

1.2.2  内存结构

1.2.3  磁盘结构

1.2.4  后台线程

1.3  事务原理

1.3.1  事务基础

1.3.2  redo log

1.3.3  undo log

1.4  MVCC

1.4.1  基本概念

1.4.2  三个隐藏字段

1.4.2.1  介绍

1.4.2.2  演示

1.4.3  undo log

1.4.3.1  介绍

1.4.3.2  版本链

1.4.4  readview

1.4.5  原理分析

1.4.5.1  RC隔离级别

1.4.5.2  RR隔离级别

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为什么Innodb能成为数据库的默认存储引擎？接下来这篇文章带你上高速...

1.InnoDB引擎

1.1  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，也是存储表数据和索引的物理空间 ，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16KB， 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。

为什么说Innodb是索引组织表？

相比之下，其他存储引擎（如 MyISAM）则是将数据和索引分开存储的，这种方式被称为"非聚簇

(非聚集)索引"（non-clustered index）。

由于 InnoDB 使用聚簇(聚集)索引，将索引和数据组织在一起，所以被称为"索引组织表"。

1.2  架构

1.2.1  概述

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。

1.2.2  内存结构

 

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，InnoDB 存储引擎使用缓冲池来缓存数据库中的数据页，缓冲

池允许数据库系统将常用的数据页加载到内存中，从而加快对这些数据页的访问速度。

内存访问速度比磁盘访问速度快得多，所以将数据页存储在内存中可以显著提高数据库的性能。

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。

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。

当数据库需要访问一个数据页时，它首先检查该数据页是否已经在缓冲池中。如果是，则直接从缓

冲池中读取数据；如果不是，则需要从磁盘读取该数据页到缓冲池中，然后将数据返回给用户。  

 

如果缓冲池已满，并且需要将新的数据页加载到缓冲池中时，数据库系统会使用一种称为“最近最

少使用”（LRU）的算法来决定哪些数据页需要从缓冲池中移除，以腾出空间来加载新的数据页。

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，以此提高mysql的执行效率 。

参数设置：

show variables like 'innodb_buffer_pool_size';

 

②.change Buffer

Change Buffer，更改缓冲区（针对于非唯一的二级索引页），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。

参数设置：

可以看到默认是开启的

④. 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。

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。

1.2.3  磁盘结构

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)

参数设置：

show variables like 'innodb_data_file_path';

系统表空间，位置一般在安装的mysql安装目录中的data目录的mysql.ibd文件

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：

show variavles like 'innodb_file_per_table';

该参数默认开启。

那也就是说，我们每创建一个表，都会产生一个表空间文件，位置在mysql的data文件下。

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;

演示：

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。

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，介绍一些InnoDB中涉及到的后台线程。

1.2.4  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。

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 \G;

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，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。

1.3  事务原理

1.3.1  事务基础

①.事务

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。

②.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。

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。

接下来，主要就是来研究一下redolog，undolog以及MVCC。

1.3.2  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 logfile）,前

者是在内存中，后者在磁盘中。重做日志缓冲是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redo log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 ?

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）。

1.3.3  undo log

undo日志记录了事务执行过程中对数据的变化，用于事务的回滚操作 ， 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。

①.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。

②.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。

Redo日志用于恢复数据库到崩溃前的状态，而Undo日志用于支持事务的回滚操作

1.4  MVCC

1.4.1  基本概念

 ①.当前读

当前读是指读取数据库中最新的数据。在当前读中，事务会读取已经被其他事务所修改的数据。这

种读取方式确保了读取的数据是最新的，但也可能会因为其他事务的修改而导致数据不一致或者出

现错误。

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。

②.快照读

快照读是指在事务开始时读取数据库的一个快照，并在事务执行期间使用该快照。这意味着无论其

他事务如何修改数据库，事务都会看到一个一致的数据库状态。这种读取方式可以避免数据不一致

性的问题，但可能会读取到过期的数据。

简单的select（不加锁）就是快照读

•  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。MVCC 允许多个事务同时对数据库进

行读写操作而不会相互干扰，从而提高了数据库的并发性能和事务的并发执行能力，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。

1.4.2  三个隐藏字段

1.4.2.1  介绍

当我们创建表的时候，InnoDB还会自动的给我们添加二到三个隐藏字段及其含义分别是：

如果没有主键才会有DB_ROW_ID字段

1.4.2.2  演示

位置在mysql安装目录的data文件夹中对应的数据库文件

指令如下：

ibd2sdi + 单独表空间

1.4.3  undo log

1.4.3.1  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。

1.4.3.2  版本链

有一张表原始数据为：

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，是自增的。

DB_ROLL_PTR ： 由于这条数据是才刚插入的，没有被更新过，所以该字段值为null。

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。

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记录，链表尾部是之前的旧记录。

那进行事务五操作时，查询的是哪一条记录呢？此时就要依据ReadView来解决

1.4.4  readview

ReadView（读视图）是 快照读（读取的是旧记录，但是返回哪条旧记录还需要根据ReadView的

规则） 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：

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。

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。

1.4.5  原理分析

1.4.5.1  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.先来看第一次快照读具体的读取过程：

②.再来看第二次快照读具体的读取过程:

1.4.5.2  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。

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。