《SQL与数据库基础》17. InnoDB引擎
本文以 MySQL 为例
InnoDB引擎
逻辑存储结构
InnoDB的逻辑存储结构如下图所示:
表空间
表空间是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层,如果用户启用了参数 innodb_file_per_table(在8.0版本中默认开启),则每张表都会有一个表空间(xxx.ibd),一个mysql实例可以对应多个表空间,用于存储记录、索引等数据。段
段,分为数据段(Leaf node segment)、索引段(Non-leaf node segment)、回滚段(Rollback segment),InnoDB是索引组织表,数据段就是B+树的叶子节点,索引段即为B+树的非叶子节点。段用来管理多个Extent(区)。区
区,表空间的单元结构,每个区的大小为1M。默认情况下,InnoDB存储引擎页大小为16K,即一个区中一共有64个连续的页。页
页,是InnoDB存储引擎磁盘管理的最小单元,每个页的大小默认为16KB。为了保证页的连续性,InnoDB存储引擎每次从磁盘申请 4-5 个区。行
行,InnoDB存储引擎数据是按行进行存放的。在行中,默认有两个隐藏字段:- Trx_id:每次对某条记录进行改动时,都会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列。
- Roll_pointer:每次对某条引记录进行改动时,都会把旧的版本写入到undo日志中,然后这个隐藏列就相当于一个指针,可以通过它来找到该记录修改前的信息。
架构
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。
内存结构
在左侧的内存结构中,主要分为四大块:
- Buffer Pool(缓冲池)
- Change Buffer(更改缓冲区)
- Adaptive Hash Index(自适应hash索引)
- Log Buffer(日志缓冲区)
Buffer Pool
Buffer Pool(缓冲池),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:空闲页,未被使用。
- clean page:被使用页,且数据没有被修改过。
- dirty page:脏页,被使用页,且数据被修改过,页中数据与磁盘的数据不一致。
在专用服务器上,通常将多达80%的物理内存分配给缓冲池。
缓冲池大小查询:
SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size';
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Change Buffer中,在未来数据被读取时,再将数据合并恢复到Buffer Pool中,将合并后的数据刷新到磁盘中。
Change Buffer的意义
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。有了ChangeBuffer之后,可以在缓冲池中进行合并处理,减少磁盘IO。
Adaptive Hash Index
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,但是提供了自适应hash索引。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的。
参数:adaptive_hash_index
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。
磁盘结构
InnoDB体系结构的右边部分,也就是磁盘结构:
- System Tablespace(系统表空间)
- File-Per-Table Tablespaces(独立表空间)
- General Tablespaces(通用表空间)
- Undo Tablespaces(撤销表空间)
- Temporary Tablespaces(临时表空间)
- Doublewrite Buffer Files(双写缓冲区)
- Redo Log(重做日志)
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。
File-Per-Table Tablespaces
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。也就是说,每创建一个表,都会产生一个表空间文件。
开关参数:innodb_file_per_table,该参数默认开启。
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。
创建表空间:
CREATE TABLESPACE 表空间名 ADD DATAFILE '关联的表空间文件' ENGINE = 存储引擎名;
表空间文件即(xxx.ibd)
创建表时指定表空间:
CREATE TABLE 表名(创建字段列表) TABLESPACE 表空间名;
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。
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。
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。
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 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存到该日志中,用于在刷新脏页到磁盘发生错误时,进行数据恢复使用。
重做日志文件以循环方式写入,涉及两个文件。
后台线程
内存中所更新的数据,存到磁盘中,涉及到后台线程。
在InnoDB的后台线程中,分为4类
- Master Thread
- IO Thread
- Purge Thread
- Page Cleaner Thread
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。
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 |
查看InnoDB状态信息:
SHOW ENGINE INNODB STATUS \G;
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。
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。
事务原理
事务基础
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。
事务特性:
- 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。
其中的原子性、一致性、持久性,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。
redo log
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存到该日志中,用于在刷新脏页到磁盘发生错误时,进行数据恢复使用。
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 涉及到的数据已经落盘,此时redo log就没有作用了,可以删除,所以存在的两个redolog文件是循环写的。
为什么每一次提交事务,要刷新 redo log 到磁盘中,而不是直接将 buffer pool 中的脏页刷新到磁盘?
因为在业务操作中,操作数据一般都是随机读写磁盘,而不是顺序读写磁盘。而redo log在往磁盘文件中写入数据时,由于是日志文件,所以是顺序写的。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Write-Ahead Logging(WAL)。
undo log
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。
MVCC
基本概念
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。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。
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。
隐式字段
当创建表时,查看表结构可以显式地看到字段。实际上除了显式字段以外,InnoDB还会自动的添加三个隐藏字段。
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。 |
上述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。
查看表结构及其中的字段信息(Linux命令行):
ibd2sdi 表名.ibd
undo log版本链
undo log
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,不会被立即删除。
undo log版本链
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 undo log 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。
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,可以访问该版本 | 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。
原理分析
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。
分析事务5中,两次快照读读取数据,是如何获取数据的。
第一次快照读具体的读取过程:
第二次快照读具体的读取过程:
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。
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