6.1 逻辑存储结构
InnoDB的逻辑存储结构如下图所示:
6.2 架构
6.2.1 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。
6.2.2 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
InnoDB存储引擎基于磁盘文件存储,访问物理硬盘和在内存中进行访问,速度相差很大,为了尽可能弥补这两者之间的I/O效率的差值,就需要把经常使用的数据加载到缓冲池中,避免每次访问都进行磁盘I/O。
在InnoDB的缓冲池中不仅缓存了索引页和数据页,还包含了undo页、插入缓存、自适应哈希索引以及 InnoDB的锁信息等等。
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:
-
free page:空闲page链表,未被使用。
-
clean page:被使用page链表,数据没有被修改过。
-
dirty page:脏页,被使用page链表,数据被修改过,也中数据与磁盘的数据产生了不一致。
在专用服务器上,通常将多达80%的物理内存分配给缓冲池 。参数设置: show variables like 'innodb_buffer_pool_size';
2). Change Buffer
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?
先来看一幅图,这个是二级索引的结构图:
对于聚集索引如主键索引,通常来说是按照主键顺序插入的,那么就会顺序操作磁盘IO。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,并且是随机的磁盘IO。有了 ChangeBuffer之后,不用每一次都操作磁盘IO,先去操作Change Buffer,再以一定频率同步到Buffer Pool,再刷新到磁盘当中。减少了磁盘IO,提高了效率。
3). Adaptive Hash Index
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,只适合做等值匹配的操作。
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
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:
-
1: 日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘,默认值。
-
0: 每秒将日志写入并刷新到磁盘一次。
-
2: 日志在每次事务提交后写入,并每秒刷新到磁盘一次。
6.2.3 磁盘结构
接下来,再来看看InnoDB体系结构的右边部分,也就是磁盘结构:
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 每个表文件空间
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,如图:
3). General Tablespaces
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。
A. 创建表空间
CREATE TABLESPACE ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE = engine_name;
B. 创建表时指定表空间
CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;
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16M),用于存储 undo log日志。
5). Temporary Tablespaces
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,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,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:
前面我们介绍了InnoDB的内存结构,以及磁盘结构,那么内存中我们所更新的数据,又是如何到磁盘中的呢? 此时,就涉及到一组后台线程,接下来,就来介绍一些InnoDB中涉及到的后台线程。
6.2.4 后台线程
作用:将InnoDB存储引擎的缓冲池当中的数据在合适的时机刷新到磁盘文件当中。
在InnoDB的后台线程中,分为4类,分别是:Master Thread 、IO Thread、Purge Thread、 Page Cleaner Thread。
1). Master Thread
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。
线程类型 | 默认个数 | 职责 |
---|---|---|
Read thread | 4 | 负责读操作 |
Write thread | 4 | 负责写操作 |
Log thread | 1 | 负责将日志缓冲区刷新到磁盘 |
Insert buffer thread | 1 | 负责将写缓冲区内容刷新到磁盘 |
我们可以通过以下的这条指令,查看到InnoDB的状态信息,其中就包含IO Thread信息。
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。
6.3 事务原理
6.3.1 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ACID
-
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。
-
一致性(Consistency):事务完成时,必须使所有的数据都保持一致状态。
-
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。
-
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。
那实际上,我们研究事务的原理,就是研究MySQL的InnoDB引擎是如何保证事务的这四大特性的。
而对于这四大特性,实际上分为两个部分。 其中的原子性、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。
我们在讲解事务原理的时候,主要就是来研究一下redolog,undolog以及MVCC。
6.3.2 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。
如果没有redolog,可能会存在什么问题的?我们一起来分析一下。
我们知道,在InnoDB引擎中的内存结构中,主要的内存区域就是缓冲池,在缓冲池中缓存了很多的数据页。 当我们在一个事务中,执行多个增删改的操作时,InnoDB引擎会先操作缓冲池中的数据,如果缓冲区没有对应的数据,会通过后台线程将磁盘中的数据加载出来,存放在缓冲区中,然后将缓冲池中的数据修改,修改后的数据页我们称为脏页。 而脏页则会在一定的时机,通过后台线程刷新到磁盘 中,从而保证缓冲区与磁盘的数据一致。 而缓冲区的脏页数据并不是实时刷新的,而是一段时间之后将缓冲区的数据刷新到磁盘中,假如刷新到磁盘的过程出错了,而提示给用户事务提交成功,而数据却没有持久化下来,这就出现问题了,没有保证事务的持久性。
那么,如何解决上述的问题呢? 在InnoDB中提供了一份日志 redo log,接下来我们再来分析一 下,通过redolog如何解决这个问题。
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。
那为什么每一次提交事务,要刷新redo log 到磁盘中呢,而不是直接将buffer pool中的脏页刷新到磁盘呢 ?
因为在业务操作中,我们操作数据一般都是随机读写磁盘的,而不是顺序读写磁盘。 而redo log在 往磁盘文件中写入数据,由于是日志文件,所以都是顺序写的。顺序写的效率,要远大于随机写。 这种先写日志的方式,称之为 WAL(Write-Ahead Logging)。
6.3.3 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。
Undo 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。
Undo 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。
6.4 MVCC
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6.4.1 基本概念
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。
测试:
在测试中我们可以看到,即使是在默认的RR隔离级别下,事务A中依然可以读取到事务B最新提交的内容,因为在查询语句后面加上了 lock in share mode 共享锁,此时是当前读操作。当然,当我们加排他锁的时候,也是当前读操作。
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。
测试:
在测试中,我们看到即使事务B提交了数据,事务A中也查询不到。 原因就是因为普通的select是快照读,而在当前默认的RR隔离级别下,开启事务后第一个select语句才是快照读的地方,后面执行相同 的select语句都是从快照中获取数据,可能不是当前的最新数据,这样也就保证了可重复读。
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作用:在快照读的时候要通过MVCC来查找对应的历史版本。
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。
接下来,我们再来介绍一下InnoDB引擎的表中涉及到的隐藏字段 、undolog 以及 readview,从而来介绍一下MVCC的原理。
6.4.2 隐藏字段
当我们创建了上面的这张表,我们在查看表结构的时候,就可以显式的看到这三个字段。 实际上除了这三个字段以外,InnoDB还会自动的给我们添加三个隐藏字段及其含义分别是:
隐藏字段 | 含义 |
---|---|
DB_TRX_ID | 最近修改事务ID,记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID。 |
DB_ROLL_PTR | 回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合undo log,指向上一个版 本。 |
DB_ROW_ID | 隐藏主键,如果表结构没有指定主键,将会生成该隐藏字段。 |
而上述的前两个字段是肯定会添加的, 是否添加最后一个字段DB_ROW_ID,得看当前表有没有主键, 如果有主键,则不会添加该隐藏字段。
6.4.3 undolog
6.4.3.1 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。
6.4.3.2 版本链
有一张表原始数据为:
DB_TRX_ID : 代表最近修改事务ID,记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID,是自增的。
DB_ROLL_PTR : 由于这条数据是才插入的,没有被更新过,所以该字段值为null。
然后,有四个并发事务同时在访问这张表。
A. 第一步
当事务2执行第一条修改语句时,会记录undo log日志,记录数据变更之前的样子; 然后更新记录, 并且记录本次操作的事务ID,回滚指针,回滚指针用来指定如果发生回滚,回滚到哪一个版本。
B.第二步
当事务3执行第一条修改语句时,也会记录undo log日志,记录数据变更之前的样子; 然后更新记录,并且记录本次操作的事务ID,回滚指针,回滚指针用来指定如果发生回滚,回滚到哪一个版本。
C. 第三步
当事务4执行第一条修改语句时,也会记录undo log日志,记录数据变更之前的样子; 然后更新记录,并且记录本次操作的事务ID,回滚指针,回滚指针用来指定如果发生回滚,回滚到哪一个版本。
最终我们发现,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。
6.4.4 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。
ReadView中包含了四个核心字段:
字段 | 含义 |
---|---|
m_ids | 当前活跃的事务ID集合 |
min_trx_id | 最小活跃事务ID |
max_trx_id | 预分配事务ID,当前最大事务ID+1(因为事务ID是自增的) |
creator_trx_id | ReadView创建者的事务ID |
而在readview中就规定了版本链数据的访问规则:
trx_id 代表当前undolog版本链对应事务ID。
条件 | 是否可以访问 | 说明 |
---|---|---|
trx_id == creator_trx_id | 可以访问该版本 | 成立,说明数据是当前这个事务更改的。 |
trx_id < min_trx_id | 可以访问该版本 | 成立,说明数据已经提交了。 |
trx_id > max_trx_id | 不可以访问该版本 | 成立,说明该事务是在 ReadView生成后才开启。 |
min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id | 如果trx_id不在m_ids中, 是可以访问该版本的 | 成立,说明数据已经提交。 |
不同的隔离级别,生成ReadView的时机不同:
-
READ COMMITTED :在事务中每一次执行快照读时生成ReadView。
-
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。
6.4.5 原理分析
6.4.5.1 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。
我们就来分析事务5中,两次快照读读取数据,是如何获取数据的?
在事务5中,查询了两次id为30的记录,由于隔离级别为Read Committed,所以每一次进行快照读 都会生成一个ReadView,那么两次生成的ReadView如下。
那么这两次快照读在获取数据时,就需要根据所生成的ReadView以及ReadView的版本链访问规则, 到undolog版本链中匹配数据,最终决定此次快照读返回的数据。
A. 先来看第一次快照读具体的读取过程:
B. 再来看第二次快照读具体的读取过程:
6.4.5.2 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。
那MySQL是如何做到可重复读的呢? 我们简单分析一下就知道了
我们看到,在RR隔离级别下,只是在事务中第一次快照读时生成ReadView,后续都是复用该 ReadView,那么既然ReadView都一样, ReadView的版本链匹配规则也一样, 那么最终快照读返 回的结果也是一样的。
所以呢,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。
总结: