1.逻辑存储结构

行数据->行->页->区->段->表空间

表空间(ibd文件)，一个mysql实例可以对应多个表空间，来存储记录，索引等数据。

段：分为数据段和索引段，回滚段，数据段就是B+树的叶子节点，索引段时B+树的非叶子节点，段用来管理多个extent区。

区：每个区大小是1m，默认下一个页的大小是16k，即一个区有64个连续的页。

页：存储磁盘管理的最小单元，为了保证页的连续性，每次innoDB都会向磁盘申请4-5个区

行：innoDB存储引擎是按行进行存放的

2.架构

innoDB在mysql5.5之后作为默认存储引擎，具有崩溃恢复特性

内存结构

(1)buffer pool：内存中的一个区域，保存磁盘经常操作的真实数据，执行crud时，先操作缓冲池的数据（若缓冲池没有数据，则从磁盘加载并缓存）然后再按一定频率刷新到磁盘，从而减少磁盘IO，加快处理速度。

缓冲池以页为单位，其中的页分为

free page，空闲页，未被使用

clean page，被使用页数据但未被修改

dirty page，脏页，被使用且数据被修改，与磁盘上数据产生不一致

(2)change buffer：更改缓冲区（针对于非唯一二级索引页），即对唯一索引不支持，在执行DML语句时，如果数据不在buffer pool中，不会直接操作磁盘，会把数据变更保存在更改缓冲区里，当数据在未来被读取时，再合并数据恢复到buffer pool中，然后再刷新到磁盘上

(3)Adaptive hash index：自适应哈希索引，优化对buffer pool数据的查询，如果观察到使用hash索引可以提高速度，则会建立hash索引，无需人工干预

(4)log buffer：日志缓冲区，默认大小为16mb，该缓冲区的日志会定期刷新到磁盘，需要更新，插入，删除多行事务时，可以提高日志缓冲区的大小，来节约磁盘IO

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文件或通用表空间创建的，它也可能包含表和索引数据

(2)file-per-table-tablespaces：每个表的表空间文件(ibd)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里

(3)general tablespaces：通用表空间，需要手动create tablespace来创建

(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，初始大小为16MB，用于存储undo log 日志

(5)temporary tablespaces：临时表空间，用于存储用户定义的临时表数据

(6）doublewrite buffer files：双写缓冲区，从buffer pool刷新到磁盘时，会先写入到双写缓冲区中，便于系统异常时恢复数据

(7)redo log：重做日志，实现事务的持久性，由重做日志缓冲区和重做日志文件构成，前者在内存中，后者在磁盘中，事务提交时会把所有的修改信息都存到该日志，用于以后再刷新脏页到磁盘，发生错误时，进行数据恢复，每隔一段时间redo log会自动清理

(8)后台线程：

master thread：核心后台线程。负责调度其他线程，将缓冲池的数据异步刷新到磁盘，包括脏页的刷新，合并插入缓存，undo页的回收

io thread：异步io

purge thread：回收事务已提交的undo log 

page cleaner thread：协助核心线程刷新脏页到磁盘，减轻核心线程负担

3.事务原理

redo log

undo log

undo  log 版本链

假设有以下四个事务同时开始，事务2修改后，将trx_id设为2，roll_pointer设置1

事务3更新时，trx_id设为3，rollpointer指向2，依次这样，形成一个链表，链表的头部是最新的旧记录，尾部是最旧的旧记录，即undo log 版本链

MVCC：多版本并发控制，即维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突

MVCC的实现原理：隐藏字段，undo log版本链，readview

readview，读视图是快照读的依据，记录并维护系统当前活跃事务的id

不同的隔离级别，生成readview的时机不同

RC下：事务每一次执行快照读都会生成readview，以事务5的两次读操作为例，第一次快照读中，事务2以提交，活动事务id为3，4，5，最小事务id = 3，预分配事务id = 最大事务id +1 = 6，创建事务id = 5.第二次快照读中，事务2，事务3以提交，活动事务id = 4，5，最小事务id = 4 ，预分配事务id = 6，创建事务id =5

则按照根据版本链从最新的记录id开始匹配，可得，第一次快照读，读取的是事务2已提交的数据，第二次快照读，读取的是事务3提交的数据

RR下：仅在事务第一次执行快照读时生成readview，后续复用该readview。

即两次快照读，读取的都是事务2提交的数据