一、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,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。
(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
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:
1️⃣Trx_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。
2️⃣Roll_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
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. 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。
(1)Buffer Pool(缓冲池)
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:
(1)free page:空闲page,未被使用。
(2)clean page:被使用page,数据没有被修改过。
(3)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。
(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。
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。
(3) Adaptive Hash Index(自适应 hash 索引)
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
(4) Log Buffer(日志缓冲区)
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:
1️⃣1: 日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘,默认值。
2️⃣0: 每秒将日志写入并刷新到磁盘一次。
3️⃣2: 日志在每次事务提交后写入,并每秒刷新到磁盘一次。
3. 磁盘结构
(1)System Tablespace(系统表空间)
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(每个表的独立表空间)
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。
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。
(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。
1️⃣创建表空间
CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;
2️⃣创建表时指定表空间
CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;
(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。
(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)
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)
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 log buffer)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。
以循环方式写入重做日志文件,涉及两个文件:
4. 后台线程
(1)Master Thread(核心后台线程)
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 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。
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。
三、事务原理
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
1️⃣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。【undo log】
2️⃣一致性(Consistency):事务完成时,必须使所有的数据都保持一致状态。【undo log + redo log】
3️⃣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。【锁 + MVCC】
4️⃣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。【redo log】
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。
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 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。
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 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。
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。
1️⃣Undo 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。
2️⃣Undo 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
1. 基本概念
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。
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。
• 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。
1.3 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。
2. 隐藏字段
2.1 介绍
2.2 测试
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。
3. undo log
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。
3.2 版本链
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. 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。
在 readview 中就规定了版本链数据的访问规则:
不同的隔离级别,生成ReadView的时机不同:
(1)READ COMMITTED :在事务中每一次执行快照读时生成 ReadView。
(2)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。
5. 原理分析
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。
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。
5.3 MVCC 实现原理
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。