前面有多篇文章介紹過MySQL InnoDB的相關知識，今天我們要更深入一些，看看它們的內部原理和機制是如何實現的。

一、內存管理

我們知道，MySQl是一個存儲系統，數據最后都寫在磁盤上。我們以前也提到過，磁盤的速度特別是大容量的磁盤受磁頭臂的影響，速度相對內存慢很多。所以Innodb實現了自己的緩存機制。

首先我們先看下Innodb對內存是如何使用和劃分的，然后我們再看看它是如何保存熱數據的。

1、主要模塊和組成

(1) Buffer Pool

預分配的內存池

(2) Page

Buffer Pool的最小單位

(3) Free list

空閑Page組成的鏈表

(4) Flush list

臟頁鏈表

(5) Page hash 表

維護內存Page和文件Page的映射關系

(6) LRU

內存淘汰算法

以上三種鏈表LRU list、Free list、Flush list 和內存池、Page hash?以及磁盤文件之間的映射關系如下圖所示：

2、LRU算法

LRU，Least Recent Used，最近最少使用。每次將剛使用過的頁面插到LRU隊列的最前端，那么最少使用的排在尾端，當緩存不夠時，淘汰尾端的頁。

很多文件系統和開源庫的內存淘汰算法都用到了LRU，以前有不少文章都提到過。

但是LRU的缺陷是，有時會無法淘汰真正的冷數據，尾端的數據可能暫時沒使用而已，不代表不使用頻繁，不代表不是熱數據。所以很多系統對LRU進行了優化。

比如Redis加了LFU(least?frequently?used最不經常使用)配合LRU一起使用。

那么InnoDB存儲引擎是如何改進的呢？如下圖，它將LRU分成兩部分，中間的分割點叫做midpoint，新讀取的頁不再是加入到最頭部，而是midpoint后面的位置，即后半截的頭部。

那么midpoint的位置是如何計算的呢，在默認配置下，離LRU整個頭部的5/8處。當然這個比例是可以根據實際業務進行設置的。但總之，可以真正將 冷熱數據分離 ，熱數據在前，冷數據在后。

那么這兩個區的數據如何移動的呢，即冷熱數據如何切換的呢？

上面我們提到了，剛插入的頁放在old區的頭部，那么如果該頁確實訪問頻繁，不能一直呆在該位置吧。

InnoDB引入了參數innodb_old_blocks_time，如果old區的數據在該時間范圍內沒有被淘汰出去，就可以移到new區，加入到new區的頭部。這也叫做 made young 。

而如果在old呆的時間不夠innodb_old_blocks_time，而且緩存不夠時，就會面臨直接淘汰，這就叫做 made not young 。這種情況，可以發生在全表掃描的時候，保證了new區的數據才是真正的熱數據！

當然數據也有可能從 new區移動到old區 ，只是相對比較簡單了，直接移動midpoint指向的位置即可。即new區的尾巴變成了old區的頭部。

二、事務

1、 MySQL事務基本概念

事務特性

A(Atomicity原子性)：全部成功或全部失敗

I(Isolation隔離性)：并行事務之間互不干擾

D(Durability持久性)：事務提交后，永久生效

C(Consistency一致性)：通過AID保證

并發問題

臟讀(Drity Read)：讀取到未提交的數據。 中間所有變化的值都可能讀到 。

不可重復讀(Non-repeatable read)：兩次讀取結果不同。讀取已提交的(不一樣的值)， 讀到的值變化數量比臟讀要少 。

幻讀(Phantom Read)：select 操作得到的結果所表征的數據狀態 影響(無法支撐)后續的業務操作。

網上有人這樣區分，臟讀是讀取修改的數據，幻讀是讀取新提交的數據。我認為也可以，或許phantom表示 虛幻的新數據 (所以無法支撐后續操作)，而drity代表了修改的意思呢？

所以，不可重復讀重點在于update和delete，而幻讀的重點在于insert。

隔離級別

Read Uncommitted(讀取未提交內容)：最低隔離級別，會讀取到其他事務未提交的數據；存在 臟讀 的問題 。

Read Committed(讀取提交內容)：事務過程中可以讀取到其他事務已提交的數據；存在 不可重復讀 的問題 。

Repeatable Read(可重復讀)：每次讀取相同結果集，不管其他事務是否提交；存在 幻讀 的問題 。

Serializable(串行化)：事務排隊，隔離級別最高，性能最差。

2、MySQL事務實現原理

從上我們可以看出事務有ACID四大特性，而“I”隔離性是通過鎖來實現的，我們下一節講述。那么其他三個特性主要通過undo/redo日志的機制來實現，這個知識點在前面有一篇文章中介紹和對比過。 現在我們站在事務實現的角度再來看看。

(1)undo log

回滾日志，顧名思義，是對事物rollback時使用。這是它核心的功能之一，但是它還有另一個非常重要的功能，MVCC。所以今天這里主要介紹它是如何在事務中發揮作用的。

MVCC

Multiversion concurrency control，多版本并發控制。當用戶讀取一行時，如果該記錄已經被其他事務占用，當前事務可以通過undo讀取之前的 行版本信息 ( 快照數據 )，以此實現 非鎖定讀 。 所以實現了非阻塞的讀操作，寫操作也只鎖定必要的行。即 解決讀-寫沖突。

快照數據就是當前行數據的歷史版本，每行記錄可能含有多個版本。那該讀取哪個版本呢？

首先，InnoDB的每行記錄或者說每條數據，除了記錄用戶定義的列之外，還有 兩個隱藏的列 ：事務ID列 DB_TRX_ID 和回滾指針 DB_ROLL_PTR。 如果該表沒有定義主鍵，每行還會增加一個rowid列。 DB_TRX_ID是當時執行這條sql的事務id，DB_ROLL_PTR指向的就是undo log中修改前的行DB_ROW_ID。所以對同一條數據的修改，通過roll_pointer就形成了 undo log版本鏈 。

然后我們再來介紹下 Read View 快照讀。

一般情況下讀取數據時會生成一個Read View，對當前該行的可能正在進行的事務進行一個快照。

Read View中主要包含4個比較重要的內容：

m_ids：表示在生成Read View時當前系統中活躍的讀寫事務的事務id列表，簡稱 活躍列表 。

min_trx_id：表示在生成Read View時當前系統中活躍的讀寫事務中 最小的事務id ，也就是m_ids中的最小值。

max_trx_id：表示生成Read View時系統中應該分配給下一個事務的 id 值，，也就是m_ids中的 最大 值。

creator_trx_id：表示生成該Read View的事務的事務id。

有了這些信息，這樣在訪問某條記錄時，只需要依次判斷undo log版本鏈中節點的事務ID 是否可見 ，如果可見即找到了所需要的行記錄。

最后，READ COMMITTED和REPEATABLE READ兩種隔離級別對于快照數據生成的時機不一樣。

對于RC，在每次查詢語句執行的過程中，都關閉Read View, 再創建當前的一份Read View。這樣就會產生不可重復讀現象。

對于RR，創建事務trx結構的時候，就生成了當前的global Read View，一直維持到事務結束。在事務結束這段時間內每一次查詢都不會重新重建Read View，從而實現了可重復讀。

undo log分為兩種格式 ，處理不一樣。

insert undo log：用于回滾，提交即清理；不需要進行purge操作。

update undo log：用于回滾，同時實現快照讀，不能隨便刪除，所以需要等待purge線程來判斷何時刪除。它記錄的是對delete和update的操作產生的undo log。

注：以上來自書上的說法，網上有人把第一種說成delete undo log，包括insert和delete操作，供參考。

還需要補充一點的是，update undo log怎樣去清理， 應該是根據系統活躍的Read view中最小的活躍事務ID之前的即可清除。

(2)redo log

redo日志其實在《 MySQL的undo/redo日志和binlog日志，以及2PC 》文章中介紹比較多，也提到了XA事務的2PC。我們這里簡單介紹下普通事務的流程。

寫入流程仍然可以分為兩步，類似二階段提交：

記錄頁的修改，狀態為prepare

事務提交，講事務記錄為commit狀態

三、鎖

1、InnoDB鎖種類

(1) 類型

共享鎖(S)

讀鎖，可以同時被多個事務獲取，阻止其他事務對記錄的修改。

排他鎖(X)

寫鎖，只能被一個事務獲取，允許獲得鎖的事務修改數據。

而讀其實又可以分為 當前讀 (鎖定讀)和快照讀(非鎖定讀)，而快照讀通過上一節描述的MVCC來實現。

當前讀, 讀取的是最新版本，所以需要對讀取的記錄加鎖，阻塞其他事務改動該記錄。當前讀又分為兩種方式：

select...for update，對讀取的行加X鎖；

select...lock in share mode ，對讀取的行加S鎖。

(2)鎖粒度

行級鎖

Record Lock，單個記錄上的鎖。

鎖直接加在索引記錄上面，鎖住的是key，所以必須是 聚簇索引或者二級索引是唯一索引。

間隙鎖

Gap Lock，間隙鎖，鎖定一個范圍，單不包含記錄本身。

InnoDB存儲引擎的隔離級別默認是Repeatable Read，所以引入了間隙鎖 解決 可重復讀模式下的 幻讀問題 。

GAP鎖不是加在記錄上， 鎖住的位置是兩條記錄之間的GAP； 保證 兩次當前讀 返回一致的記錄。

所以兩次當前讀之前，其他的事務 不會插入新的 滿足條件的記錄。

我們來整理下著兩者的關系和區別。

Record Lock針對的是索引必須具備唯一性；而GAP鎖針對的是索引不具備唯一性但需要保證可重復讀，也就是說如果發現數據有被其他事務修改的可能，那就把前后間隙都加上鎖。

比如說如下圖，有個用戶表，uid為主鍵，那么就只需要103這條記錄加上行鎖即可。

但是如果我們變化下查詢條件(phone列上建立了二級索引)，則除了對于這兩條記錄加鎖外，對前后的間隙也需要加鎖。當然這種情況是針對RR的隔離級別，如果隔離級別是RC或者更低，安全性就沒有這么高，系統會自動降級到行鎖。

Next-Key Lock，是Record Lock與Gap Lock的一個結合。理解了上述兩種鎖的原理，對于它而言就很容易了。

表級鎖

Table Lock，鎖定整張表。

主要用在運維的時候，對表格進行操作比如MDL或者元數據的操作 (meta data lock)等等。

當然有些情況下會觸發鎖升級： 全表掃描。全表掃描的觸發一般情況下是當前被查詢的字段沒有建立任何索引。

而表級鎖事實上是對所有記錄和所有的間隙都加上鎖。

所以全表掃描的效率非常低，要盡量避免。

2、InnoDB加鎖過程

如下圖，當我們更新多條數據時，是一行一行的加鎖。

所以當同時出現對多條記錄交叉查詢時，很容易出現AB-BA死鎖，如下圖操作。

附錄

分庫分表的建議：

是否分表

建議單表不超過1KW

分表方式

取模：存儲均勻&訪問均勻

按時間：冷熱庫

分庫

按業務垂直分

水平查分多個庫

參考：

《MySQL技術內幕InnoDB存儲引擎》

內部培訓資料