InnoDB引擎 - 技术栈

文章目录

InnoDB存储引擎
- [1. 内存结构](#1. 内存结构)
- [2. 磁盘结构](#2. 磁盘结构)
- [3. 后台线程](#3. 后台线程)
- [4. 事务原理](#4. 事务原理)
- - redoLog
  - undoLog
- [5. MVCC](#5. MVCC)

InnoDB存储引擎

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MySQL8.0的InnoDB架构图，左侧为内存结构，右侧为磁盘结构

1. 内存结构

在左侧的内存结构中，主要分为这么四大块：Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive

Hash Index、Log Buffer

Buffer Pool
- InnoDB存储引擎基于磁盘文件存储，访问物理硬盘和内存中进行访问，速度相差很大，为了尽可能弥补两者之间的I/O的差距，就需要把一些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
- 在InnoDB的缓冲池中不仅缓存了索引页和数据页，还包含undo页、插入缓存、自适应哈希索引以及InnoDB的锁信息等
- 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
- 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
Change Buffer
- Change Buffer，更改缓冲区（针对于非唯一二级索引页，也就说是针对非唯一索引生效），在执行INSERT、UPDATE、DELETE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。
- 与聚集索引不同，二级索引通常是非唯一的，并且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。
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。
- **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
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

2. 磁盘结构

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)
- 在MySQL通过show variables like 'innodb_data_file_path'; ，命令可以查看对于的系统表空间信息
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，也就是说每一张表都会生成一个表空间文件
- 如果没有开启则会将表空间文件存放在系统表空间文件中也就是System Tablespace
- 开关参数：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

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

sql 复制代码

-- CREATE TABLESPACE 表空间名 ADD DATAFILE '表空间关联文件名' ENGINE = 存储引擎;
CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;

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
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
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
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

3. 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。

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。

IO Thread

在InnoDB存储引擎中大量使用了异步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

可以通过下面这条命令，查看InnoDB的状态信息，其中就有IO的信息

sql 复制代码

show engine innodb status \G;

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

4. 事务原理

事务原理其实关注的就是InnoDB引擎是如何保证事务的四大特性的。

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

对于事务的四大特性实际上可以分为两个部分，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。

redoLog

redoLog(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)，前这是在内存中，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，用于刷新脏页到磁盘，发生错误时，进行数据恢复时使用。

客户端发起多条update、delete语句执行事务操作
在一个事务中执行多个增删改查操作的时候InnoDB会先操作缓冲池（BufferPool）的数据
如果缓冲池中没有要操作的数据，会通过后台线程将磁盘中的数据加载到缓冲池中
然后对缓冲池中的数据进行修改，修改后的数据被称为脏页，因为该数据和磁盘中的数据不一致
在内存结构中还有一个RedologBuffer日志缓冲区，会先将操作的数据页的变化记录在RedologBuffer中
这个内存中的RedologBuffer缓冲区为记录数据页的变化，在事务提交的时候，会将数据页变化的日志永久记录到磁盘的日志文件中
后续将BufferPool的脏页刷新到磁盘中的时候，如果出现异常刷新失败，就可以通过redoLog重做日志进行数据恢复，保证事务的持久性
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 ?

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，所以都是进行追加内容，也就是顺序写的。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

undoLog

undoLog（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)

undoLog和redoLog记录物理日志不一样，它是逻辑日志。

redoLog记录的是物理日志，可以理解为记录了该条命令里面的数据是什么样子的
undoLog则可以理解为它记录了的是一条SQL

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undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。

undoLog销毁：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。
undoLog存储：undoLog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undoLog segment

5. MVCC

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。

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。
- MySQL的默认隔离级别是读可重复读，一个事务是读取不到另外一个事务的修改的，也就是读取不到当前的最新版本的数据，但如果在查询语句后面上加上lock in share mode 共享锁，此时就变成了当前读操作，当然，当我们加排他锁的时候，也是当前读操作。
快照读
- 普通的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。
- 读以提交隔离级别：开启事务后每次select操作，都会生成一个快照
- 可重复读隔离级别(默认隔离级别)：开启事务后的第一个select操作才是生成快照的地方，后续的select读取的都是第一次select生成的快照数据
- 行化隔离级别：快照读会退化成当前读，每次读取操作都会加锁

隐藏字段

当我们在MySQL中创建了一张数据表，会包含三个隐藏字段。

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

而上述的前两个字段是肯定会添加的，是否添加最后一个字段DB_ROW_ID，得看当前表有没有主键，如果没有主键，或这没有合适的唯一索引，如果有，则不会添加该隐藏字段

undoLog版本链

回滚日志，是在执行insert、update、delete的时候产生，便于数据回滚的日志。

当执行insert的时候，产生的undoLog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undoLog日志不仅在回滚时需要，在快照读也需要，所以不会被立即删除。

假设一张表的原始数据如下：

id	name	age	DB_TRX_ID	DB_ROLL_PTR
1	lisi	28	1	null

DB_TRX_ID : 代表最近修改事务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 ：由于这条数据是才插入的，没有被更新过，所以该字段值为null。

undoLog版本链指的是一个条记录被多个事务修后，都会记录修改前的记录，使用一个链表来进行维护

链表头记录的是最新一次修改前的记录
而链表的尾节点记录的是第一个事务修该前的旧记录
如下图的0x111就是事务最新一次修改前的记录

那么问题来了，在我们进行查询该条数据的时候，到底该返回哪一个版本的数据呢？

这并不是undoLog版本链所决定的，而是MVCC 中的readview所决定的。

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。

ReadView中包含了四个核心字段：

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

前面说了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。

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	不可以访问该版本	成立，说明该事务是在ReadView生成后才开启
min_trx_id <= trx_id<= max_trx_id	如果trx_id不在m_ids中，是可以访问该版本的	成立，说明数据已经提交。

不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：

读已提交：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
可重复读：仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView。

读以提交

在读以提交的隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView

假设一下操作都是对id为1的用户进行操作

在事务5中，进行两次查询操作，由于隔离级别是读已提交，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
- 事务4的第一次查询操作，对应的事务id如下
  - m_ids: [ 3 , 4 , 5 ] [3,4,5] [3,4,5]
  - min_trx_id： 3 3 3
  - max_trx_id： 6 6 6
  - creator_trx_id： 5 5 5
  事务5的第一次读取过程如下，结合下面的版本链图片理解：
  - 从undoLog版本链的头节点j记录开始访问判断
  - trx_id ：当前链表节点的事务id，creator_trx_id：当前访问该节点的事务id
  - trx_id ==creator_trx_id：头节点记录事务id是4，和当前访问id5不相等，不符合要求继续下一条判断条件
  - trx_id < min_trx_id：当前访问id大于最小事务id，不符合条件
  - trx_id > max_trx_id：5不大于6，也不符合
  - min_trx_id <= trx_id<= max_trx_id，并且trx_id不在m_ids中，是可以访问该版本的：虽然5在指定范围内，但是因为5处于m_ids中所以无法访问。
  - 所以说明头结点也就是第一条记录无法访问，需要继续判断下一个节点
  - 事务5的第一次访问，查询到的数据是事务id(DB_TRX_ID)为2的数据，因为其符合对应要求

因为在读以提交的隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView ，事务5的第二次查询操作生成的readview如下

m_ids： [ 4 , 5 ] [4,5] [4,5]
min_trx_id： 4 4 4
max_trx_id： 6 6 6
creator_trx_id： 5 5 5

同样可以根据版本链的访问规则来判断，最终访问的是哪一条数据。

可重复读

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。

所以说在可重复读隔离级别下，事务5两次查询到的结果是一样的，因为后面的读取是复用第一执行快照读(普通select语句)时生成的读视图。