MySQL 进阶 InnoDB引擎 -- 逻辑存储结构架构（内存结构磁盘结构后台线程）事务原理（事务基础redo logundo logMVCC多版本并发控制：版本链 ReadView）

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了MySQL 进阶 InnoDB引擎 -- 逻辑存储结构架构（内存结构磁盘结构后台线程）事务原理（事务基础redo logundo logMVCC多版本并发控制：版本链 ReadView）相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

文章目录

1. InnoDB引擎

1.1 逻辑存储结构

InnoDB的逻辑存储结构如下图所示：

1.1.1 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。

select @@innodb_file_per_table;

# 下面这条SQL可以手动设置innodb_file_per_table的值
set global innodb_file_per_table=1;


1.1.2 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）。

1.1.3 区

区，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。

1.1.4 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。

1.1.5 行

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。

1.2 架构

1.2.1 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。

1.2.2 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、Adaptive Hash Index、Log Buffer。 接下来介绍一下这四个部分。

Buffer Pool：

在专用服务器上，通常将多达80％的物理内存分配给缓冲池 。参数设置： show variables like 'innodb_buffer_pool_size';

Change Buffer:

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

# 查看是否开启hash索引
show variables like '%hash_index%';

Log Buffer:

# 查询日志刷新到磁盘时机
show variables like 'innodb_flush_log_at_trx_commit';


# 查询日志缓冲区大小
show variables like 'innodb_log_buffer_size';

1.2.3 磁盘结构

接下来，再来看看InnoDB体系结构的右边部分，也就是磁盘结构：

System Tablespace:

系统表空间是更改缓冲区（Change Buffer）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。

# 查询日志缓冲区大小
show variables like 'innodb_data_file_path';


File-Per-Table Tablespaces:

如果开启了innodb_file_per_table开关 ，则每个表的表空间包含单个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（xxx.bid）。

开关参数：innodb_file_per_table ，该参数默认开启。

show variables like 'innodb_file_per_table';


那也就是说，我们每创建一个表，都会产生一个表空间文件，如图：

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。

创建表空间

# 语法：CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;

# 示例 为codejiao数据库建立通用表空间
CREATE TABLESPACE ts_codejiao ADD DATAFILE 'my_codejiao.ibd' ENGINE = innodb;

创建表时指定表空间

# 示例 创建表a指定表空间为 ts_codejiao
create table a
(
    id   int primary key auto_increment,
    name varchar(10)
) engine = innodb
  tablespace ts_codejiao;

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 & Redo Log：

1.2.4 后台线程

前面我们介绍了InnoDB的内存结构，以及磁盘结构，那么内存中我们所更新的数据，又是如何到磁盘中的呢？ 此时，就涉及到一组后台线程，接下来，就来介绍一些InnoDB中涉及到的后台线程。

我们可以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;

1.2.5 小结

当业务在操作的时候，会直接操作缓冲区。如果缓冲区中没有数据，会先将磁盘中的数据加载到缓冲区。我们在进行增删改查操作的时候，都是在操作缓冲区。然后缓冲区会以一定的频率或一定的周期通过这四组后台线程刷新到磁盘当中。

1.3 事务原理（redo log、undo log、MVCC 多版本并发控制）

1.3.1 事务基础

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。

事务特性：

  • 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。

那实际上，我们研究事务的原理，就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。


而对于这四大特性，实际上分为两个部分。 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（多版本并发控制）来保证的。


探究事务原理的时候，主要就是来研究一下redolog，undolog以及MVCC。

1.3.2 redo log

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 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。

如果没有redo log，可能会存在什么问题的？ 我们一起来分析一下。

我们知道，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。 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。

那么，如何解决上述的问题呢？ 在InnoDB中提供了一份日志 redo log，接下来我们再来分析一下，通过redolog如何解决这个问题。

有了redo log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redo log 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 涉及到的数据已经落盘，此时redo log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）（预写日志）。

1.3.3 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，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（多版本并发控制）。
  • 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。

1.3.4 MVCC 多版本并发控制

由于这里不好排版，为此我新加了一个一级标题来说明MVCC 多版本并发控制。

2. MVCC 多版本并发控制

2.1 基本概念

2.1.1 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。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。可以参考 MySQL锁机制概述

测试：

在测试中我们可以看到，即使是在默认的RR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，当我们加排他锁的时候，也是当前读操作。

2.1.2 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。下面列举不同隔离级别快照读的规则。

  • Read Committed：每次select，都生成一个快照读。
  • Repeatable Read：开启事务后第一个select语句才是快照读的地方。
  • Serializable：快照读会退化为当前读。

测试：

在测试中，我们看到即使事务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，而在当前默认的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。

2.1.3 MVCC 多版本控制

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藏字段、undo log日志、readView。

2.2 隐藏字段

当我们创建了上面的这张表，我们在查看表结构的时候，就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/codejiao/ ，查看stu的表结构信息, 通过如下指令:

# 进入 /var/lib/mysql/codejiao/ 目录
cd /var/lib/mysql/codejiao/

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，在其中我们会看到处理我们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

建表语句：

create table employee
(
    id   int,
    name varchar(10)
);

此时，我们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，在其中我们会看到处理我们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表是没有指定主键的。

2.3 undo log

2.3.1 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。

2.3.2 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。

然后，有四个并发事务同时在访问这张表。

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。

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。

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。

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。

2.4 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。

ReadView中包含了四个核心字段：

而在readview中就规定了版本链数据的访问规则：

trx_id 代表当前undo log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 ：在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
  • REPEATABLE READ：仅在事务中第一次执行快照读时生成ReadView，后续复用该ReadView。

2.5 原理分析

2.5.1 RC隔离级别

RC隔离级别下，在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。

我们就来分析事务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undo log版本链中匹配数据，最终决定此次快照读返回的数据。

先来看第一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：

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：

2.5.2 RR隔离级别

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。

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，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redo log 与 undo log保证。

3. 小结

以上是关于MySQL 进阶 InnoDB引擎 -- 逻辑存储结构架构（内存结构磁盘结构后台线程）事务原理（事务基础redo logundo logMVCC多版本并发控制：版本链 ReadView）的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章

MySQL进阶之存储引擎MyISAM与InnoDB的区别

《MySQL系列-InnoDB引擎25》表-InnoDB逻辑存储结构

MySQL进阶—存储引擎

MYSQL进阶之存储引擎

MySQL进阶实战9，InnoDB和MyISAM的数据分布对比

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