前言

在MySQL中InnoDB屬于存儲(chǔ)引擎層，并以插件的形式集成在數(shù)據(jù)庫中。從MySQL5.5.8開始，InnoDB成為其默認(rèn)的存儲(chǔ)引擎。InnoDB存儲(chǔ)引擎支持事務(wù)、其設(shè)計(jì)目標(biāo)主要是面向OLTP的應(yīng)用，主要特點(diǎn)有：支持事務(wù)、行鎖設(shè)計(jì)支持高并發(fā)、外鍵支持、自動(dòng)崩潰恢復(fù)、聚簇索引的方式組織表結(jié)構(gòu)等。

體系架構(gòu)

InnoDB存儲(chǔ)引擎是由內(nèi)存池、后臺(tái)線程、磁盤存儲(chǔ)三大部分組成。

線程

InnoDB 使用的是多線程模型, 其后臺(tái)有多個(gè)不同的線程負(fù)責(zé)處理不同的任務(wù)

Master Thread

Master Thread是最核心的一個(gè)后臺(tái)線程，主要負(fù)責(zé)將緩沖池中的數(shù)據(jù)異步刷新到磁盤，保證數(shù)據(jù)的一致性。包括臟頁刷新、合并插入緩沖、UNDO頁的回收等。

IO Thread

在 InnoDB 存儲(chǔ)引擎中大量使用了異步IO(Async IO)來處理寫IO請求, IO Thread的工作主要是負(fù)責(zé)這些 IO 請求的回調(diào)。

Purge Thread

事務(wù)提交后，其所使用的undo log可能不再需要，因此需要Purge Thread來回收已經(jīng)分配并使用的UNDO頁。InnoDB支持多個(gè)Purge Thread, 這樣做可以加快UNDO頁的回收，提高CPU的使用率以及提升存儲(chǔ)引擎的性能。

Page Cleaner Thread

Page Cleaner Thread的作用是取代Master Thread中臟頁刷新的操作，其目的是減輕原Master Thread的工作及對于用戶查詢線程的阻塞，進(jìn)一步提高InnoDB存儲(chǔ)引擎的性能。

內(nèi)存

InnoDB 存儲(chǔ)引擎內(nèi)存的結(jié)構(gòu)

緩沖池

InnoDB存儲(chǔ)引擎是基于磁盤存儲(chǔ)的，并將其中的記錄按照頁的方式進(jìn)行管理。但是由于CPU速度和磁盤速度之間的鴻溝，基于磁盤的數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)通常使用緩沖池記錄來提高數(shù)據(jù)庫的的整體性能。

緩沖池其實(shí)就是通過內(nèi)存的速度來彌補(bǔ)磁盤速度較慢對數(shù)據(jù)庫性能的影響。在數(shù)據(jù)庫進(jìn)行讀取操作時(shí)，首先將磁盤中的頁放入緩沖池中，下次再讀取相同頁時(shí)，首先從緩沖池中獲取該頁數(shù)據(jù)，起到高速緩存的作用。

數(shù)據(jù)的修改操作，則首先修改在緩沖池中的頁數(shù)據(jù)，然后使用一種稱為Checkpoint的機(jī)制刷新到磁盤上。

緩沖池的大小直接影響數(shù)據(jù)庫的整體性能，對于InnoDB存儲(chǔ)引擎而言,緩沖池配置通過參數(shù) innodb_buffer_pool_size 來設(shè)置。使用 SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size' 命令可查看緩沖池配置：

mysql> SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size' \G
*************************** 1. row ***************************
Variable_name: innodb_buffer_pool_size
 Value: 134217728
1 row in set (0.01 sec)

緩沖池中緩存的數(shù)據(jù)頁類型有: 索引頁、undo頁、插入緩沖、自適應(yīng)哈希索引、InnoDB鎖信息、數(shù)據(jù)字典信息等，索引頁和數(shù)據(jù)頁占緩沖池很大的一部分。

重做日志緩沖

緩沖池中的頁數(shù)據(jù)比磁盤要新時(shí)，需要將新數(shù)據(jù)刷新到磁盤中。InnoDB采用Write Ahead Log策略來刷新數(shù)據(jù)，即當(dāng)事務(wù)提交時(shí)，先寫入重做日志緩沖，重做日志緩沖會(huì)按一定頻率刷新到重置日志文件中，然后臟頁會(huì)根據(jù)checkpoint機(jī)制刷新到磁盤。

重做日志緩沖不需要設(shè)置很大，通常情況下8M能滿足大部分的應(yīng)用場景。重做日志支持一下三種情況觸發(fā)刷新：

• Master Thread每一秒將重做日志緩沖刷新到重做日志文件
• 每次事務(wù)提交時(shí)將重做日志緩沖刷新到重做日志文件
• 當(dāng)重做日志緩沖池剩余空間小于1/2時(shí)，重做日志緩沖刷新到重做日志文件

額外內(nèi)存池

在InnoDB存儲(chǔ)引擎中，對內(nèi)存的管理是通過一種稱為內(nèi)存堆的方式進(jìn)行的。在對一些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)本身的內(nèi)存進(jìn)行分配時(shí)，需要從額外的內(nèi)存池中進(jìn)行申請，當(dāng)該區(qū)域的內(nèi)存不夠時(shí)，會(huì)從緩沖池中進(jìn)行申請。

鎖

InnoDB支持的鎖有：

• 共享鎖和排它鎖
• 意向鎖
• 記錄鎖
• 間隙鎖
• 自增鎖

共享鎖和排他鎖

InnoDB引擎實(shí)現(xiàn)了兩種標(biāo)準(zhǔn)的行級鎖，共享鎖(shared (S) locks) 和排他鎖 (exclusive (X) locks)。共享鎖允許一個(gè)占有鎖的事務(wù)去讀取一行數(shù)據(jù)，排它鎖則允許事務(wù)對某一行記錄進(jìn)行寫操作。

如果一個(gè)事務(wù)持有了一個(gè)共享鎖，其他事務(wù)仍然可以獲取這行記錄的共享鎖，但不能獲取到這行記錄的排它鎖。當(dāng)一個(gè)事務(wù)獲取到了某一行的排它鎖，則其他事務(wù)將無法再獲取這行記錄的共享鎖和排它鎖。

意向鎖

在InnoDB中，意向鎖是一種表級鎖，分為共享鎖和排他鎖：

• 意向共享鎖：將要去獲取某一行的共享鎖
• 意向排它鎖：將要去獲取某一行的排它鎖

事務(wù)在獲取共享/排它鎖之前必須先獲取意向共享/排它鎖，意向鎖不會(huì)阻塞其他任何對表的操作，他只是告訴其他事務(wù)他將要去獲取某一行的共享鎖或者排他鎖。

記錄鎖

記錄是是作用在索引上的一種鎖，他鎖住的是某一條記錄的索引而非記錄本身，如果當(dāng)前表沒有索引那么InnoDB將會(huì)為其創(chuàng)建一個(gè)隱藏的聚集索引，而Record Locks將會(huì)鎖住這個(gè)隱藏的聚集索引。

間隙鎖

間隙鎖和記錄鎖一樣也是作用在索引上，不同的是記錄鎖只作用于一條索引記錄而間隙鎖可以鎖住一個(gè)范圍內(nèi)的索引。間隙鎖在InnoDB的唯一作用就是防止其他事務(wù)的插入操作，以此防止幻讀的發(fā)生。

自增鎖

自增鎖是一種特殊的表級鎖，他只作用在包含自增列的插入操作時(shí)。當(dāng)一個(gè)事務(wù)正在插入一條數(shù)據(jù)時(shí)，其他的任何事務(wù)都必須等待整個(gè)事務(wù)完成插入操作，在取獲取鎖來執(zhí)行插入操作。

事務(wù)

ACID

事務(wù)是數(shù)據(jù)庫作為OLTP最為重要的特性，說起事務(wù)不得不提起ACID四個(gè)基本特性：

• 原子性(Atomicity) ：事務(wù)最小工作單元，要么全成功，要么全失敗
• 一致性(Consistency)： 事務(wù)開始和結(jié)束后，數(shù)據(jù)庫的完整性不會(huì)被破壞
• 隔離性(Isolation) ：不同事務(wù)之間互不影響，四種隔離級別為RU（讀未提交）、RC（讀已提交）、RR（可重復(fù)讀）、SERIALIZABLE （串行化）
• 持久性(Durability) ：事務(wù)提交后，對數(shù)據(jù)的修改是永久性的，即使系統(tǒng)故障也不會(huì)丟失

InnoDB的原子性、持久性和一致性主要是通過Redo Log、Undo Log和Force Log at Commit機(jī)制機(jī)制來完成的。Redo Log用于在崩潰時(shí)恢復(fù)數(shù)據(jù)，Undo Log用于對事務(wù)的影響進(jìn)行撤銷，也可以用于多版本控制。而Force Log at Commit機(jī)制保證事務(wù)提交后Redo Log日志都已經(jīng)持久化。隔離性則是由鎖和MVCC來保證的。

隔離級別

在MySQL中，事務(wù)有4種隔離級別，分別是：

• Read Uncommitted 未提交讀
• Read Committed 已提交讀
• Repeatable Read 可重復(fù)讀
• Serializable 可串行化

在理解四種隔離級別之前，我們需要先了解另外三個(gè)名詞：

• 臟讀

    a事務(wù)會(huì)讀取到b事務(wù)還未提交的數(shù)據(jù)，但是b事務(wù)由于某種原因進(jìn)行回滾操作，這樣，a事務(wù)讀取的數(shù)據(jù)是不可用的，進(jìn)而會(huì)造成一些異常結(jié)果。

• 不可重復(fù)讀

    a事務(wù)周期內(nèi)對某一數(shù)據(jù)多次查詢，同時(shí)這些數(shù)據(jù)在b事務(wù)中進(jìn)行了update或delete操作。那么a事務(wù)每次查詢出來的結(jié)果可能都不一樣。

• 幻讀

    幻讀的結(jié)果其實(shí)和不可重復(fù)讀是一樣的表現(xiàn)，差異就在于不可重復(fù)讀主要是針對其他事務(wù)進(jìn)行了編輯(update)和刪除(delete)操作。而幻讀主要是針對插入(insert)操作。也就是在一個(gè)事務(wù)生命周期內(nèi)，會(huì)查詢到另外一個(gè)事務(wù)新插入的數(shù)據(jù)。

Read uncommitted 未提交讀

未提交讀，這種情況下，一個(gè)事務(wù)a可以看到另一個(gè)事務(wù)b未提交的數(shù)據(jù)，如果此時(shí)事務(wù)b發(fā)生回滾，那么事務(wù)a拿到的就是臟數(shù)據(jù)，這也就是臟讀的含義。

此隔離級別在MySQL InnoDB一般不推薦使用。

Read Committed 已提交讀

已提交讀，一個(gè)事務(wù)從開始直到提交之前，所做的任何修改對其他事務(wù)都是不可見的。解決了臟讀問題，但是存在幻讀現(xiàn)象。

Repeatable Read 可重復(fù)讀

可重復(fù)讀，該級別保證在同一事務(wù)中多次讀取同樣記錄的結(jié)果是一致的，在InnoDB存儲(chǔ)引擎中同時(shí)解決了幻讀和不可重復(fù)讀問題。

InnoDB引擎通過使用Next-Key Lock解決了幻讀的問題。Next-Key Lock是行鎖和間隙鎖的組合，當(dāng)InnoDB掃描索引記錄的時(shí)候，會(huì)首先對索引記錄加上行鎖（Record Lock），再對索引記錄兩邊的間隙加上間隙鎖（Gap Lock）。加上間隙鎖之后，其他事務(wù)就不能在這個(gè)間隙修改或者插入記錄。

Serializable 可串行化

Serializable 是最高的隔離級別，它通過強(qiáng)制事務(wù)串行執(zhí)行，避免了幻讀的問題，但是 Serializable 會(huì)在讀取的每一行數(shù)據(jù)上都加鎖，所以可能導(dǎo)致大量的超時(shí)和鎖爭用的問題,因此并發(fā)度急劇下降，在MySQL InnoDB同樣不被建議使用。

開啟事務(wù)

• BEGIN、BEGIN WORK、START TRANSACTION

    執(zhí)行BEGIN命令不會(huì)真正在引擎層開啟新事務(wù)，僅僅是為當(dāng)前線程設(shè)定標(biāo)記，表示為顯式開啟的事務(wù)。

• START TRANSACTION READ ONLY

    開啟只讀事務(wù)，當(dāng)MySQL Server接收到任何數(shù)據(jù)更改的SQL時(shí)，都會(huì)直接拒絕修改并返回錯(cuò)誤，此錯(cuò)我不會(huì)進(jìn)入引擎層。

• START TRANSACTION READ WRITE

    允許super用戶在當(dāng)前線程只讀狀態(tài)為true的情況下啟動(dòng)讀寫事務(wù)。

• START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT

    開啟事務(wù)會(huì)進(jìn)入引擎層，并開啟一個(gè)readview。只有在RR隔離級別下，這種操作才有效，否則會(huì)報(bào)錯(cuò)。

Undo log

在數(shù)據(jù)進(jìn)行修改時(shí)會(huì)記錄相應(yīng)的undo日志，如果事務(wù)失敗或者回滾，可以借助記錄的undo日志進(jìn)行回滾。Undo log是邏輯日志，記錄更改前的數(shù)據(jù)鏡像。在修改時(shí)如果同時(shí)需要讀取當(dāng)前數(shù)據(jù)的時(shí)候，它可以根據(jù)版本信息分析出該行記錄以前版本的數(shù)據(jù)。另外Undo log也會(huì)產(chǎn)生重做日志，因?yàn)閁ndo log也要進(jìn)行持久化保護(hù)。

事務(wù)提交

1. 使用全局事務(wù)ID產(chǎn)生器生成事務(wù)NO，將當(dāng)前連接的事務(wù)指針(trx_t)添加到全局提交事務(wù)鏈表(trx_serial_list)中
2. 標(biāo)記undo，如果這個(gè)事務(wù)只使用了一個(gè)UndoPage且使用量小于3/4個(gè)Page，則把這個(gè)Page標(biāo)記為TRX_UNDO_CACHED，如果不滿足且是insert undo則標(biāo)記為TRX_UNDO_TO_FREE，否則undo為update undo則標(biāo)記為TRX_UNDO_TO_PURGE。標(biāo)記為TRX_UNDO_CACHED的undo會(huì)被引擎回收。
3. 把update undo放入所在undo segment的history list，并遞增rseg_history_len(全局)。同時(shí)更新Page上的TRX_UNDO_TRX_NO, 如果刪除了數(shù)據(jù)，則重置delete_mark
4. 把undate undo從update_undo_list中刪除，如果被標(biāo)記為TRX_UNDO_CACHED，則加入到update_undo_cached隊(duì)列中
5. mtr_commit(日志undo/redo寫入公共緩沖區(qū))，至此，在文件層次事務(wù)提交。這個(gè)時(shí)候即使crash，重啟后依然能保證事務(wù)是被提交的。接下來要做的是內(nèi)存數(shù)據(jù)狀態(tài)的更新(trx_commit_in_memory)
6. 只讀事務(wù)只需要把readview從全局readview鏈表中移除，然后重置trx_t結(jié)構(gòu)體里面的信息即可。讀寫事務(wù)首先需要是設(shè)置事務(wù)狀態(tài)為TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY，釋放所有行鎖并且將trx_t從rw_trx_list中移除，readview從全局readview鏈表中移除。如果有insert undo則在這里移除，如果有update undo則喚醒Purge線程進(jìn)行垃圾清理，最后重置trx_t里的信息，便于下一個(gè)事務(wù)使用

回滾

• 如果是只讀事務(wù)，則直接返回
• 判斷當(dāng)前是回滾整個(gè)事務(wù)還是部分事務(wù)，如果是部分事務(wù)，則記錄下需要保留多少個(gè)Undo log，多余的全進(jìn)行回滾
• 從update undo和insert undo中找出最后一條undo，從這條undo開始回滾
• 如果是update undo則將標(biāo)記為刪除的記錄清理標(biāo)記，更新過的數(shù)據(jù)回滾到最老的版本。如果是insert undo則直接刪除聚集索引和二級索引
• 如果所有undo都已經(jīng)被回滾或者回滾到了指定的undo則停止，把Undo log刪除

索引

InnoDB引擎使用B+樹作為索引結(jié)構(gòu)，主鍵索引的葉子節(jié)點(diǎn)data域保存了完整的字段數(shù)據(jù)，非主鍵索引的葉子節(jié)點(diǎn)保存了指向主鍵的值數(shù)據(jù)。

上圖是 InnoDB 主索引（同時(shí)也是數(shù)據(jù)文件）的示意圖，可以看到葉節(jié)點(diǎn)包含了完整的數(shù)據(jù)記錄，這種索引叫做聚集索引。因?yàn)?InnoDB 的數(shù)據(jù)文件本身要按主鍵聚集，所以 InnoDB 要求表必須有主鍵，如果沒有顯式指定，則 MySQL 系統(tǒng)會(huì)自動(dòng)選擇一個(gè)可以唯一標(biāo)識(shí)數(shù)據(jù)記錄的列作為主鍵，如果不存在這種列，則 MySQL 自動(dòng)為 InnoDB 表生成一個(gè)隱含字段作為主鍵，這個(gè)字段長度為6個(gè)字節(jié)，類型為長整形。

InnoDB 的輔助索引 data 域存儲(chǔ)相應(yīng)記錄主鍵的值而不是地址。換句話說，InnoDB 的所有輔助索引都引用主鍵作為 data 域。聚集索引這種實(shí)現(xiàn)方式使得按主鍵的搜索十分高效，但是輔助索引搜索需要檢索兩遍索引：首先檢索輔助索引獲得主鍵，然后用主鍵到主索引中檢索獲得記錄。

結(jié)尾

對于MySQL InnoDB的諸多特性，本文只介紹了很小的一部分，感興趣的同學(xué)可閱讀 《MySQL技術(shù)內(nèi)幕：InnoDB存儲(chǔ)引擎》了解更多相關(guān)知識(shí)。

好了，以上就是這篇文章的全部內(nèi)容了，希望本文的內(nèi)容對大家的學(xué)習(xí)或者工作具有一定的參考學(xué)習(xí)價(jià)值，如果有疑問大家可以留言交流，謝謝大家對腳本之家的支持。

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