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总结/概要

一.逻辑存储结构

二.架构

• MySQL5.5版本开始，默认使用|nnoDB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。
• 简单看一下，下面有具体介绍
  

1.内存结构

InnoDB引擎的内存架构分为下面四个：

1. 缓冲池：Buffer Pool
2. 更改缓冲区：Change Buffer——（针对非唯一，二级索引页）
3. 自适应哈希索引
4. 日志缓冲区

1.缓冲池：Buffer Pool

2.更改缓冲区：Change Buffer

• Change Buffer的意义
• 在增删改查时，不用每一次直接操作磁盘IO， 先操作Change Buffer中的数据（合并处理等操作）。
• 再以一定频率把Change Buffer中的数据同步到Buffer Pool ，最后再刷新到磁盘中
  
  

3.自适应哈希索引：Adaptive Hash index

• InnoDB引擎 默认不支持哈希索引 ，支持 B+树索引。
• 前情提要，哈希索引优势是快，只需要一次匹配即可(排除哈希冲突情况下)。而B+树则需要匹配两三次。
• 但哈希索引的局限在于，不能做范围查询，只能做等值匹配等操作
• 所以自适应哈希索引等于是上了一层自动监控， 如果hash索引更快，他会建立哈希索引
  

4.日志缓冲区：Log Buffer

• 用于保存日志文件redolog，undolog
  

2.磁盘结构

结构总览，具体解读在下面

1.系统表空间：System Tablespace

• 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:innodb_data_file_path
  

2.表的独立表空间：File-Per-Table Tablespaces

• 取决于独立表空间的开关【参数:innodb_file_per_able】是否开启，若开启。则相关数据不会上上文所述系统表空间System Tablespace中存放
• 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
  

3.通用表空间：GeneralTablespaces

• 不自己创建，则没有这块表空间文件
• GeneralTablespaces: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。
  

4.撤销表空间：Undo Tablespaces

• 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)(图中undo_001,undo_002)，用于存储undolog日志。
  

5.临时表空间：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.双写缓冲区：Doublewrite Buffer Files

• 一个中转的缓冲区， 出意外时可以通过双写缓冲区恢复数据
• 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。
• 双写缓冲区文件【.dblwr】
  

7.重做日志：Redo Log

• Redo Log:重做日志，是用来实现事务的持久性。不会一直保存，隔一段时间会清理没有使用的Redo Log
• 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。
• 循环写入涉及下面两个文件
  
  

3.后台线程——把缓冲池信息刷新到磁盘当中

• 后台线程主要作用：把缓冲池信息在合适的时机刷新到磁盘当中
  

• 分为4个线程

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I0Thread主要负责这些IO请求的回调。
   
3. Purge Thread
   主要用于回收事务已经提交了的undolog，在事务提交之后，undolog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。

三.事务原理

1.事务概述

• 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：

1. 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。
2. 一致性(Consistency):事务完成时，必须使所有的数据都保持一致状态。
3. 隔离性(lsolation):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。
4. 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。

实现方式 ：

• 原子性，一致性，持久性 ：通过 日志文件 redo log 和undo log实现
• 隔离性 ： 锁 和 MVCC 实现

2.重做日志：redolog——实现事务的持久性（物理日志）

• 重做日志，记录的是事务提交时数据页的 物理修改 ，是 物理日志 ，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(redolog buffer)以及重做日志文件(redolog 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

举例演示：

1. 我们有一段update,delete操作，操作缓冲区，要去查找有无我们要更新的数据
2. 如果没有，就通过 后台线程 ，把数据从磁盘中读到缓存池中。
3. 我们就在缓冲区中对其中数据进行操作，此时磁盘中数据没有变更，其中的变更过的数据就称作“脏页”
4. 变更过后的数据，经过后台线程，再刷新回磁盘。完成后，内存和磁盘中的数据都保持一致。
5. 而脏页的数据并不是立即刷新，而是隔一段时间再刷新到磁盘中
6. 如果此时出错，内存的数据并没有刷新到磁盘中（脏页刷新失败），但是事务已经提交成功了
7. 此时就需要我们redo log出现了，我们会记录脏页的数据页变化，出错时就会通过其恢复
   

3.回滚日志：undolog——实现事务的原子性（逻辑日志）

• 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)
• 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，undolog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undolog中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。
• Undo log销毁相关: undolog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存储相关: undolog采用段的方式进行管理和记录，存放在前面介绍的 rollbackseqment 回滚段中，内部包含1024个undo log segment.

四.多版本并发控制：MVCC

1.基本概念（当前读/快照读）

• 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。
• 快照读：
  简单的selec(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。

根据隔离级别不同，会有不同机制：

1. Read Committed:每次select，都生成一个快照读。
2. Repeatable Read:开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
3. 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 ]

1.记录中的隐藏字段

• 我们创造完表就有如下图三个字段（绿色），InnoDB会隐式增加三个字段（灰色）
  

2.undolog版本链

• undo log

1. 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undol0g日志只在回滚时需要，在事务提交后，可被立即删除
2. 而update、delete的时候，产生的undoloq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

演示：

1. 进行事务2时，undo log 会记录下来
   
2. 进行事务3时。undo log再次记录。
   
3. 重新定向，DB_ROLL_PTR指向0x00002，0x00002指向0x00001
   
4. 进行事务4时，undo log再次记录。与步骤3同理
   

3.读视图：readview介绍

• 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:
• 具体如何识别：放到下面原理分析部分实战分析

2.原理分析

1.前置知识（版本链数据访问规则＆不同隔离级别，生成ReadView的时机不同）【原理分析中有具体使用场景】

• 版本链数据访问规则
  
• 不同隔离级别，生成ReadView的时机不同
  

2.底层原理分析（RC：读已提交级别）——生成ReadView

• RC隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。

举例：

1. 在当前快照读的时候，活跃的事务id(未提交的)，有3，4，5——>m_ids:{3,4,5}
2. 最小活动事务id ——>min_trx_id:3
3. 预分配事务id（最大事务id+1）——>max_trx_id:6
4. 创建ReadView的事务id ——>creator_trx_id:5
   
   两次查询我们会得到如下两个ReadView （而RR可重复读级别下就只会有一个）
   
   目前我们已知版本链＆版本链数据访问规则
   

开始分析

• 具体方法：带着我们的记录和undo log中的记录 进行比对（逐个套用规则比对）
• 我们记录当中DB_TRX_ID=4 ,我们拿它去 比对ReadView当中的四个核心字段
  

• 发现记录（这个版本）符合一个规则都不符合————>说明我们本次快照读，查找到的记录不是它。 我们要沿着版本链条继续往下找

• 第二个版本中当中DB_TRX_ID=3
  
  

• 比对完规则后发现满足第二个条件（3<4）——>找到版本返回

3.底层原理分析（RR：可重复读级别）——生成ReadView

• 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。
  
• 既然两次查询的ReadView都一样，匹配规则一样，在版本链中查找到的数据也是一样的————保证了可重复读