文章目录

InnoDB引擎
一、逻辑存储架构
二、架构
- 2.1 内存结构
- - 2.1.1 Buffer Pool 缓冲池
  - 2.1.2 Change Buffer 更改缓冲区
  - 2.1.3 Log Buffer 日志缓冲区域
  - 2.1.4 Adaptive Hash Index 自适应hash索引
- 2.2 磁盘结构
- - 2.2.1 System Tablespace 系统表空间
  - 2.2.2 File-Per-Table Tablespaces
  - 2.2.3 General Tablespaces 通用表空间
  - 2.2.4 Undo Tablespaces 撤销表空间
  - 2.2.5 Temporary Tablespaces
  - 2.2.6 Doublewrite Buffer Files 双写缓冲区
  - 2.2.7 Redo Log 重做日志
- 2.3 后台线程
三、事物原理
- 3.1 redo log 重做日志
- 3.2 undo log 回滚日志
四、MVCC
- 4.1 基本概念
- - 4.1.1 当前读
  - 4.1.2 快照读
  - 4.1.3 MVCC 多版本并发控制
- 4.2 隐藏字段
- 4.3 undo log回滚日志
- - 4.3.1 undo log 版本链
- 4.4 readView
- 4.5 MVCC原理分析
- - 4.5.1 RC隔离级别提取原理
  - 4.5.2 RR隔离级别提取原理

InnoDB引擎

我们之前在这个文章中粗略的介绍了一下InnoDB存储引擎

MySQL——存储引擎与索引应用

下面内容以理解为主

一、逻辑存储架构

在下面这篇文章 1.3.1.2 InnoDB 逻辑存储结构中也有介绍

MySQL——存储引擎与索引应用

InnnoDB存储结构图

TableSpace：表空间

索引、数据，都是在表空间中存储的，是最外层的逻辑结构。

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

xxx.ibd：xxx代表的是表名，innoDB引擎的每张表都会对应这样一个表空间文件，存储该表的表结构（frm-早期的、sdi-新版的）、数据和索引。
比如account表，存储引擎使用的是InnoDB，那account就会对应一个磁盘文件account.ibd

在表空间中又包含很多的段（Segment）

Segment：段

表空间是由各个段组成的，段分为数据段、索引段、回滚段等

InnoDB是索引组织表，数据段就是B+树的叶子结点，索引段即为B+树的非叶子结点

InnoDB中对于段的管理，都是引擎自身完成，不需要人为对其控制。

在段中又包含许多的区（Extent）

Extent：区

区是表空间的单元结构，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

Page：页

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

我们存储的一行一行的内容

页是组成区的最小单元，页也是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。

Row：行

InnoDB存储引擎的数据时按行进行存放的。

行当中存储的具体的字段值、事物的id、回滚指针等

InnoDB 存储引擎是面向行的，也就是说数据是按行进行存放的，在每一行中除了定义表时所指定的字段以外，还包含两个隐藏字段

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。

二、架构

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。

（左侧内存结构，右侧磁盘结构）

左侧内存结构很大一部分是buffer缓冲区

右侧磁盘结构有TableSpace表空间，Doublewrite Buffer 双写缓冲区

2.1 内存结构

在内存结构中标注的四块区域：

Buffer Pool ：缓冲池

Change Buffer：更改缓冲区

Log Buffer：日志缓冲区域

Adaptive Hash Index：自适应哈希索引

2.1.1 Buffer Pool 缓冲池

缓冲池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（若缓冲池中没有数据，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。

假设没有缓冲池，每一次操作都需要从磁盘读取，就会存在大量的磁盘IO

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产生了不一致。

如下图所示，一个一个的方块实际就是一个一个的页Page。

读取数据

InnoDB引擎首先会查看Buffer Pool中是否已经加载了这个数据页，如果已经加载则直接返回，否则从磁盘中读取该数据页，并将其存储到Buffer Pool中。

而对于缓存了更新操作的数据页，InnoDB引擎会从Change Buffer中读取更新操作，并在将缓存的更新操作应用到对应的数据页之前，先加载该数据页到Buffer Pool中。

2.1.2 Change Buffer 更改缓冲区

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。

执行增删改中，如果这些数据Page没有在Buffer Pool中，此时不会操作磁盘，而是将这部分的操作缓冲在Change Buffer之中，将来读取这部分数据的时候，再将这一部分的数据合并到Buffer Pool中，之后再将Buffer Pool合并之后的数据刷新到磁盘

Change Buffer的意义是什么呢

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。

增删改的时候可以先操作change Buffer，然后再以一定的频率把change Buffer当中的数据同步到buffer Pool，然后再刷新到磁盘当中。

2.1.3 Log Buffer 日志缓冲区域

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

下面这两种方式都可以
show variables  like 'innodb_log_buffer_size';

show variables  like '%log_buffer_size%';
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。
show variables  like 'innodb_flush_log_at_trx_commit';

2.1.4 Adaptive Hash Index 自适应hash索引

只有Memory存储引擎支持Hash结构，但是InnoDB引擎具有自适应Hash功能，Hash索引是存储引擎根据B+Tree在指定条件下自动构建的

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。

自适应hash索引，用于优化对Buffer Pool数据的查询。

InnoDB存储引擎会监控表上个索引页的查询，如果观察到hash索引可以提升速度，，则建立hash索引，此称之为自适应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： adaptive_hash_index ，自适应哈希索引的开关

使用模糊匹配观察一下是否开启
show variables  like '%hash_index%';

2.2 磁盘结构

2.2.1 System Tablespace 系统表空间

系统表空间是Change Buffer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

show variables  like 'innodb_data_file_path';

系统表空间，默认的文件名叫 ibdata1。

2.2.2 File-Per-Table Tablespaces

每张表独立的表空间,并不会在system tablespace系统表空间中存放。

如果开启了innodb_file_per_table开关，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，默认开启

innodb_file_per_table

show variables  like 'innodb_file_per_table';

我们之前也看过表空间文件（.ibd结尾的），下面的每一个文件都是一个表空间文件，在里面存放的表的结构以及表中的数据、索引

2.2.3 General Tablespaces 通用表空间

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

ADD DATAFILE 指定我们表空间关联的表空间文件

ENGINE 指定存储引擎

CREATE TABLESPACE 表空间的名字 ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;

如下所示，创建表空间

create tablespace ts_itcast add datafile 'myitcast.ibd' engine = innodb;

创建表时指定表空间

CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;

创建表并指定表空间

create table a(
     id int primary key auto_increment,
	 name varchar(10) 
)engine INNODB tablespace ts_itcast;

可以找到对应的文件，在下面的通用表空间中有我们的表a

2.2.4 Undo Tablespaces 撤销表空间

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。

两个文件分别别undo001，undo002（默认是这两个名，在data目录下）

2.2.5 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

2.2.6 Doublewrite Buffer Files 双写缓冲区

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。

下面是双写缓冲区文件

2.2.7 Redo Log 重做日志

重做日志，是用来实现事务的持久性

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。

该日志文件由两部分组成

重做日志缓冲（redo logbuffer）

在内存中
重做日志文件（redo log）

在磁盘中

该日志不会永久保存，会每隔一段时间去清理之前没有用的redo log.

事务提交之后，redo log日志存在的必要也不大了，因为它就是为了保证异常时进行数据恢复

2.3 后台线程

内存中的数据是怎么刷新到磁盘空间里的呢？

涉及了一组后台线程

作用：将InnoDB存储引擎的缓冲池当中的数据在合适的时机刷新到磁盘文件当中

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。

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。

IO Thread

在InnoDB存储引擎中大量使用了AIO（异步非阻塞IO）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	负责将写缓冲区内容刷新到磁盘

查看到InnoDB的状态信息,里面有IO信息

show engine innodb status;

这些线程全部采用的是AIO，异步线程

目前read线程、write线程都是在等待接收请求

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。

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、事物原理

事务的基础知识：MySQL基础 — 多表查询以及事务管理

原子性、一致性、持久性是InnoDB存储引擎底层的两份日志来保障的

隔离性是由InnoDB存储引擎底层的锁机制、MVCC多版本并发控制来实现的

refo log、undo log在前面2.1.3（日志缓冲区域）中提到过

3.1 redo log 重做日志

持久性就是由redo log来保障的

redo log 重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理修改，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 log 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放到该日志文件中，用于在刷新脏页到磁盘，发生错误时，进行数据恢复使用。

在InnoDB引擎内存结构中，主要的存储区域就是缓冲池，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。

脏页：内存中缓存的数据与磁盘上的数据不一致的状态。

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（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）。

如何解决上述问题呢？

InnoDB中提供了一份日志 redo log 重做日志，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redolog 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。

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？

这么做存在严重的性能问题。

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）。

3.2 undo log 回滚日志

解决事务的原子性（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）

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) 、**MVCC(**多版本并发控制)

比如我们执行一条update语句的时候，在undolog里面将会记录这条语句在更新之前长什么样

undo log和redo log不同，undo log记录逻辑日志，redo log记录物理日志。

物理日志：主要记录数据里面的内容长什么样

逻辑日志：每一步执行的是什么样的操作
**对逻辑日志的理解**：
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。

四、MVCC

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。

4.1 基本概念

4.1.1 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。

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。

两个客户端且都开启事务，客户端B对id为1的数据进行修改，正常情况下客户端A是读取不到客户端B修改后的数据，因为事务是相互隔离的。

如果此时客户端B事务提交了，客户端A还是查不到的，因为当前隔离级别是Repeatable Read(默认) 可重复读

事务隔离级别：MySQL基础 — 多表查询以及事务管理

我们上图中的Select语句并不是当前读，如果我们想让上面的Select语句变成当前读，只需要改为select … lock in share mode(共享锁)或者select …for update

如下所示：我们的客户端A没有提交事务，客户端B提交了事务，但是此时客户端A可以读取到客户端B提交的事务了。

也就是说当前读读取到的就是最新的数据记录

4.1.2 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。

比如下图，客户端B提交了事务，但是客户端A还是读取不到，就是因为下图中的Select是快照读，读取的数据也是历史数据

Read Committed 读已提交：每次Select，都生成一个快照读

Repeatable Read(默认) 可重复读：开启事务后第一个Select语句才是快照读的地方

比如select * from stu 是第一个执行select语句的地方，是快照读,会产生一个快照，后续我们再使用select * from stu 查询数据时，实际上直接查的就是前面产生的这个快照数据（历史数据），也就保证了可重复读。

Serializable 串行化：快照读会退化为当前读，每一次读取数据都会加锁

4.1.3 MVCC 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。

4.2 隐藏字段

当我们创建了下面这张表后，除了下面三个显示出来的字段，InnoDB引擎还会自动的给我们添加三个隐藏字段。

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。
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。

4.3 undo log回滚日志

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。

4.3.1 undo log 版本链

新插入一条数据。此条记录是新插入的，所以没有回滚指针

然后，有四个并发事务同时在访问这张表。

首先事务2执行

如下图所示，首先事务2将id为30的的记录进行修改，修改为age为3

在修改记录之前，InnoDB记录undo log日志，，记录数据变更之前的样子; 然后再更新记录，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。如下所示

执行完上面的操作后提交事务

之后事务3再执行

将id为30记录，name改为A3

同样，在更新之前需要将原来的数据记录到undo日志当中，然后再更新数据

执行完成之后就成下面的样子了

我们执行完成之后undo log日志并没有删除，就是因为有其他的事务在使用此条uodo log日志

提交事务

执行事务四

相同的流程

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

那在我们查询的时候，最终会回到哪一个版本呢？

这不是由版本链控制的，具体要回到哪个版本，涉及到MVCC实现原理当中的第三个组件：readView

4.4 readView

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（未提交的）id。

快照读读取的不一定是最新的记录，很有可能是历史记录，我们刚刚带undo log日志中产生的数据都是历史记录

那我们快照读在读取的时候到底读取哪个历史记录呢？

就是由readview来决定的，因为readView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：在快照读的时候MVCC提取事务的依据就依赖于下面四个核心字段

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

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。