学习笔记，来源黑马程序员MySQL教程

逻辑存储结构

• 一个表空间对应一张表
• 一 页 对应B+树上一个 节点
• Trx id：最后一次使用的id

架构

内存架构

• 假设没有缓冲区，执行增删改查的时候，每一次数据库都要去操作磁盘空间，就会引起大量的磁盘IO（在业务比较复杂的系统中，大概率是随机IO），性能极低。

• Buffer Pool：缓冲池，池中存放的最小单位是页
• Change Buffer：更改缓冲区，针对非唯一的二级索引
• MySQL服务器通常会将80%的内存分配给缓冲区，以提高执行效率

磁盘结构

• 当事务提交后，redo log的意义就不大了，它是用来保证出现异常时做数据恢复（持久性）。

后台线程

• AIO：异步非阻塞IO，提高性能
• 业务操作时，会操作整块缓冲区，如果缓冲区没有数据，将磁盘数据加载到缓冲区中，然后进行增删改查。缓冲区会以一定频率通过后台线程刷新到磁盘空间，之后在磁盘空间进行永久化保存。

事务原理

概述

redo log

• 脏页：数据已经被修改过的页，但还没有刷新到磁盘中；

• 在没有使用redo log的时候，产生脏页通过后台线程以一定时机刷新到磁盘中，有可能出错，此时就无法保证数据的持久性，如下图：

• 在用到redo log时，首先将增删改的数据记录到 redolog buffer 上 ，当事务提交时，就将该变化的页记录到磁盘上的日志文件（redo log file）中。

• 如果缓冲池刷新到磁盘上出问题，就可以通过redo 日志文件进行恢复。

Q：为什么不在每一次事务提交的时候就将buffer pool的数据刷新到磁盘中？
A：存在严重的性能问题，事务中的每一个操作都是随机地操作记录，会涉及到大量地随机磁盘IO，而redo log 只刷新日志文件（以追加的方式，是顺序磁盘IO），性能高于随机磁盘IO。
即 WAL（write-ahead-logging）。

• 当脏页的数据顺利地刷新到磁盘当中，此时redo log当中记录的日志文件也就不需要了，所以每隔一段时间就会清理redo 日志文件，所以ib_logfile0/1 是循环写的，不会永久保存。

undo log

MVCC

基本概念

InnoDB默认隔离级别是可重复读，所以当一个事务未提交前，查询到的结果都是相同的，而有可能同一时间其他事务已经将数据修改过，所以第一个事务读取到的数据实际上已经是错误的，这就是快照读。

实现原理

1、隐藏字段

-- 查看stu表的表结构
ibd2sdi stu.ibd

2、undo log

3、readview

RC隔离级别下，根据readview读取到的记录。

• 一致性：事务在执行之前和执行之后是一致的，那么操作如果执行失败，则全部回滚，执行成功则必须更新，而回滚由undo log、更新由redo log管理

总结

• 表空间：包含独占表空间、系统表空间、通用表空间
• 一个区1M、一个页16K，所以一个区包含64个连续的页，InnoDB引擎分配空间时一次性申请4-5个区，以保证页的连续
• MVCC：在快照读的时候根据MVCC查找历史版本