(13) InnoDB引擎
1 逻辑存储结构
1）表空间
表空间是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层， 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
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。
2 架构
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：
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、AdaptiveHash 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，访问物理硬盘和在内存中进行访问，速度相差很大，为了尽可能弥补这两者之间的I/O效率的差值，就需要把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、数据页，还包含了 undo页、插入缓存、自适应哈希索引、InnoDB的锁信息 等等。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。
在专用服务器上，通常将多达80％的物理内存分配给缓冲池 。
show variables like 'innodb_buffer_pool_size';
2）Change Buffer
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。
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，则会造成大量的磁盘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。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： innodb_adaptive_hash_index
4）Log Buffer
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
innodb_flush_log_at_trx_commit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。
2.3 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：innodb_data_file_path
系统表空间，默认的文件名叫 ibdata1。
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。参数：innodb_file_per_table ，该参数默认开启。
那也就是说，我们没创建一个表，都会产生一个表空间文件，如图：
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。
（1）创建表空间
CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;
（2）创建表时指定表空间
CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;
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
临时表空间，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 存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘过程中出错时， 进行数据恢复使用。
以循环方式写入重做日志文件，涉及两个文件：
问题：前面介绍了InnoDB的内存结构，以及磁盘结构。那么内存中所更新的数据，又是如何到磁盘中的呢？
此时，就涉及到一组后台线程。
2.4 后台线程
InnoDB的后台线程分为4类：
- 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（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。
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，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。
3 事务原理
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。
研究事务的原理，就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。
这四大特性实际上分为两个部分：
- 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。
- 隔离性：是通过数据库的锁，加上MVCC来保证的。
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。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。
问题：如果没有redolog，可能会存在什么问题的？
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。
接下来再来分析一下，通过redolog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。
问题：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，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）。
3.3 undo log
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) 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 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。
4 MVCC
4.1 基本概念
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。
测试：
测试结果：在测试中可以看到，即使是在默认的RR（可重复读）隔离级别下，事务A中依然可以读取到事务B最新提交的内容，因为在查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁，此时是当前读操作。（当然，加排他锁时，也是当前读操作）
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。
- Read Committed（读取已提交）：每次select，都生成一个快照读。
- Repeatable Read（可重复读）：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
- Serializable（串行化）：快照读会退化为当前读。
测试结果：可以看到即使事务B提交了数据，事务A中也查询不到。 原因就是因为普通的select是快照读，且在当前默认的RR隔离级别下，开启事务后第一个select语句才是快照读的地方，后面执行相同的select语句都是从快照中获取数据，可能不是当前的最新数据，这样也就保证了可重复读。
3）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。
4.2 隐藏字段
1）介绍
创建了上面的这张表后，在查看表结构的时，可以显式的看到这三个字段。 实际上除了这三个字段以外，InnoDB还会自动的给我们添加 三个隐藏字段 及其含义分别是：
注：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，如果有主键，则不会添加该隐藏字段。
测试
（1）查看有主键的表 stu。
进入服务器中的 /var/lib/mysql/mydb/，查看stu的表结构信息，通过如下指令：
ibd2sdi stu.ibd
查看到的表结构信息中，有一栏 columns，除可以看到建表时指定的字段以外，还有额外的两个字段 分别是：DB_TRX_ID 、 DB_ROLL_PTR ，因为该表有主键，所以没有DB_ROW_ID隐藏字段。
（2）查看没有主键的表 employee。
创建表employeecreate table employee (id int , name varchar(10));
再通过以下指令来查看表结构及其其中的字段信息：
ibd2sdi employee.ibd
查看到的表结构信息中，有一栏 columns，除可以看到建表时指定的字段以外，还有额外的三个字段 分别是：DB_TRX_ID 、 DB_ROLL_PTR 、DB_ROW_ID，因为employee表没有指定主键。
4.3 undolog
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时，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。
- 当update、delete时，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。
2）版本链
有一张表原始数据为：
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。
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。
测试：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）
测试结果：可以发现，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。
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（未提交的事务）id。
ReadView中包含了四个核心字段：
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 （读取已提交）：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
- REPEATABLE READ（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。
4.5 原理分析
1）RC隔离级别
RC（读取已提交）隔离级别下，在事务中 每一次执行快照读时 生成ReadView。
测试：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。
在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：
1. 先匹配第一条记录，这条记录对应的trx_id为4，也就是将4代入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条。
2. 再匹配第二条记录，这条记录对应的trx_id为3，也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条。
3. 再匹配第三条记录，这条记录对应的trx_id为2，也就是将2带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 终止匹配，此次快照读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据。
（2）再来看第二次快照读具体的读取过程:
在进行匹配时，会从undo log的版本链，从上到下进行挨个匹配：
1. 先匹配第一条记录，这条记录对应的trx_id为4，也就是将4带入右侧的匹配规则中。 ①不满足 ②不满足 ③不满足 ④也不满足 ，都不满足，则继续匹配undo log版本链的下一条。
2. 再匹配第二条记录，这条记录对应的trx_id为3，也就是将3带入右侧的匹配规则中。①不满足 ②满足 。终止匹配，此次快照读，返回的数据就是版本链中记录的这条数据。
2）RR隔离级别
RR（可重复读）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。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。
测试：MySQL是如何做到可重复读的呢?
测试结果：可以看到，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。
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