一、邏輯存儲結構

（1）表空間（ibd文件）：一個mysql實例可以對應多個表空間，用于存儲記錄、索引等數據。

cd /var/lib/mysql

（2）段，分為數據段（leaf node segment）、索引段（non-leaf node segment）、回滾段（rollback segment），InnoDB是索引組織表，數據段就是B+樹的非葉子節點。段用來管理多個extent（區）。

（3）區，表空間的單元結構，每個區的大小為1M，默認情況下，InnoDB存儲引擎頁大小為16K，即一個區中一共有64個連續的頁。

（4）頁，是InnoDB存儲引擎磁盤管理的最小單元，每個頁的大小默認為16KB。為了保證頁的連續性，InnoDB存儲引擎每次從磁盤申請4-5個區。

（5）行，InnoDB存儲引擎數據是按行進行存放的。

二、架構

1、架構圖

MySQL5.5版本開始，默認使用InnoDB存儲引擎，它擅長事務處理，具有崩潰恢復特性，在日常開發中使用非常廣泛。

InnoDB架構圖，左側內存結構，右側磁盤結構。

2、內存結構

（1）buffer pool：緩沖池

dirty page：緩沖區的頁還沒有刷新到磁盤上。

（2）change buffer：更改緩沖區

對唯一索引和主鍵索引不會操作更改緩沖區。

在執行增刪改語句時，不是直接操作到磁盤，而是將數據變更存放在更改緩沖區，再以一定頻率將將數據放入緩沖池，再刷新到磁盤中。

（3）log buffer：日志緩沖區

（4）adaptive hash index：自適應哈希索引

InnoDB默認不支持哈希索引，默認B+索引。哈希索引不支持范圍查詢，支持等值匹配。

3、磁盤結構

（1）system tablespace：系統表空間

參數：innodb_data_file_path

（2）file-per-table tablespaces（每張表獨立的表空間）

參數：innodb_file_per_table

（3）general tablespaces（通用表空間）

需要通過create tablespace語法創建通用表空間，在創建表時，可以指定該表空間。

語法：

create tablespace xxx add datafile ·file_name· engine = engine_name;

create table xxx tablespace ts_name;

cd /var/lib/mysql

（4）undo tablespace：撤銷表空間

（5）temporary tablespace：臨時表空間

（6）doublewrite buffer files：雙寫緩沖區

?

（7）redo log：重做日志

以循環方式寫入重做日志文件，涉及兩個文件：

4、后臺線程

后臺線程：在合適的時機，將InnoDB存儲引擎緩沖池中的數據刷新到磁盤文件中。

（1）master thread

核心后臺線程，負責調度其他線程，還負責將緩沖池中的數據異步刷新到磁盤中，保持數據的一致性，還包括臟頁的刷新、合并插入緩存、undo頁的回收。

（2）IO Thread

在InnoDB存儲引擎中大量使用了AIO來處理IO請求，可以極大地提高數據庫的性能，而IO Thread主要負責這些IO請求的回調。

（3）Purge Thread

主要用于回收事務已經提交了的undo log，在事務提交之后，undo log可能不用了，就用它來回收。

（4）page cleaner thread

協助master thread刷新臟頁到磁盤的現場，它可以減輕master thread的工作壓力，減少阻塞。

三、事務原理

1、事務原理概述

事務特性：

2、redo log：重做日志

redo log實現持久性

當客戶端發起事務操作時，先操作緩沖區，在緩沖區查找是否有我們要操作的數據，沒有數據則通過后臺線程去磁盤讀取該數據，緩存在緩沖區中，進行增刪改操作后，將增刪改的數據直接寫入redo log buffer，記錄數據頁變化，然后直接將其刷新在磁盤文件redo log file內。過段時間進行臟頁刷新時，若程序出錯，可通過redo log進行恢復。

為WAL（write-ahead logging）先寫日志

每隔一段時間會清理redo log file，因此，這兩個文件是循環寫的。

3、undo log：回滾日志（Ctrl+Z）

undolog實現原子性

在進行update操作時，undo log記錄更新前的數據。

undo log銷毀：當我們在進行回滾操作后，undo log就沒有用了，會進行銷毀，但不會立即刪除，因為還有可能用于MVCC（多版本并發控制）。

4、MVCC（多版本并發控制）

（1）基本概念

①當前讀：

讀取的是記錄的最新版本，讀取時還要保證其他并發事務不能修改當前記錄，會對讀取的記錄進行加鎖。對于我們日常的操作，如：select ... lock in share mode（共享鎖），select ... for update、update、insert、delete（排他鎖）都是一種當前讀。

演示：

開啟兩個客戶端，在第一個客戶端執行select * from student;

在第二個客戶端執行update操作：

此時在第一個客戶端執行select * from student;無法查詢到更新后的數據，第二個客戶端commit;后也無法查詢到更新后的語句，要讀取最新的數據，即當前讀，要執行select * from student lock in share mode;

②快照讀

前文在第一個客戶端執行select * from student;無法查詢到更新后的數據，第二個客戶端commit;后也無法查詢到更新后的語句，即為快照讀。

repeatable read：

在一個事務中第一次執行select * from student;為快照讀的地方，后面執行的select * from student為讀取前面的快照數據。

③MVCC（multi-version concurrency control）

三個隱式字段、undo log、readview

（2）MVCC-隱式字段

創建了一張表，含三個字段id、age、name，在InnoDB引擎中還會增加三個字段

使用ibd2sdi student.ibd查詢表結構

可以看到兩個隱式字段，由于這張表有主鍵，第三個隱式字段不會被自動創建

（3）MVCC-undo log

有數據如下所示：

要執行下面的事務：

首先要執行事務2，update操作，現在undo log日志中記錄更新前的數據：

然后再修改數據;

同理執行事務2：

執行事務3：

undo log版本鏈：

（4）MVCC-readview

讀取記錄由readview決定

（5）MVCC-RC級別

每一次執行快照讀時生成readview

分析事務5：

當第一次執行查詢id為30的記錄時，readview為如下所示：

由于事務2已經提交了，所以當前活躍事務為3,4,5

事務5要查詢數據，快照讀為他生成的，creator_trx_id=5

帶入db_trc_id=4，都不行，沿著版本鏈帶入db_trc_id=3，失敗

帶入=2時，滿足第二條，查詢到這條：

當第二次查詢id為30的記錄時，readview為如下所示：

依次帶入：

查詢到這條數據：

（6）MVCC-RR級別

RR隔離級別下，僅在事務第一次執行快照讀時生成readview，后續復用該readview。

事務5中，兩次查詢id為30的記錄，兩次readview都如下所示：

規則和上面一樣，兩次查詢到的為：