本篇章主要介绍什么是 MySQL 存储引擎?常用的 MySQL 存储引擎有哪些?以及详细介绍一下目前应用最广泛的 InnoDB
存储引擎,包括其:逻辑存储结构、架构、事务原理、MVCC等。

一、初识 MySQL 存储引擎

        在介绍 MySQL 存储引擎之前,我们先来看一看 MySQL 的体系结构,总共分为哪些层?每个层的作用是什么?引擎层处在什么位置?

MySQL 体系结构图

* 连接层:
             
 最上层是一些客户端链接服务,主要完成一些类似于连接处理、授权认证、及相关的安全方案。服务器也会为安全接入的每个客户端验证它所具有的操作权限。
* 服务层:
               第二层架构主要完成大多数的核心服务功能,如 SQL 接入,并完成缓存的查询,SQL
的分析和优化,部分内置函数的执行。所有跨存储引擎的功能也在这一层实现,如 过程、函数等。
* 引擎层:
               存储引擎真正地负责了 MySQL 中数据的存储和提取,服务器通过 API
和存储引擎通信。不同的存储引擎具有不同的功能,这样我们可以根据自己的需要,来选取合适的存储引擎。
* 存储层:
                主要是将数据存储在文件系统之上,并完成与存储引擎的交互。

什么是存储引擎?

        存储引擎就是存储数据、建立索引、更新 /
查询数据等技术的实现方式。不同的存储引擎提供不同的存储机制、索引技巧、锁定水平等功能,使用不同的存储引擎,还可以获得特定的功能。
存储引擎是基于表的,而不是基于库的,所以存储引擎也可被称为表类型。

如何实现在创建表时指定存储引擎?

如何查看当前数据库支持的存储引擎?
SHOW ENGINES;

常见的 MySQL 存储引擎有哪些?

        这里,我们介绍三种存储引擎:InnoDB 引擎、MyISAM 引擎、Memory 引擎

InnoDB

        InnoDB 是一种兼顾高可靠性和高性能的通用存储引擎,在 MySQL 5.5 之后,InnoDB 是默认的 MySQL 存储引擎。

        InnoDB 的特性主要有:
                        1. DML 操作(增、删、改)遵循 ACID(事务安全表) 模型,支持事务。
                        2. 行级锁,提高并发访问性能。
                        3. 支持外键(FOREIGN KEY)约束,保证数据的完整性和正确性。

        InnoDB 对每张表在磁盘中的存储以 xxx.ibd 后缀结尾。xxx 代表表名,innoDB
引擎的每张表都会对应这样一个表空间文件,用来存储该表的表结构(frm、sdi)、数据和索引。参数:innodb_file_per_table 开关为 ON
时就表示每一张表都对应一个表空间文件,MySQL 8.0 之后默认打开。

在 cmd 命令行输入命令: ibd2sdi  xxx.ibd   即可打开.ibd 文件,并查看表的结构等

        InnoDB 的逻辑存储结构:表空间、段、区、页、行,他们的关系是依次被包含的。其中区和页的大小是固定的,分别为 1M 和
16K,这也就意味着一个区中有 64 个页。行中记录着每行最后一次操作事务的id、指针、字段等信息。

MyISAM

        MyISAM 是 MySQL 早期的存储引擎。

        MyISAM 引擎的特性主要有:
                        1. 不支持事务,不支持外键
                        2. 支持表,不支持行锁
                        3. 访问速度快

        MyISAM 的一张表在磁盘中的存储文件有以下三个:
                        xxx.sdi:存储表结构信息,以 JSON 字符串格式存储
                        xxx.MYD:存储数据
                        xxx.MYI:存储索引

Memory

        Memory 引擎的表数据是存放在内存中的,由于收到硬件的问题、或断电问题的影响,这能将这些表作为临时表或缓存使用。

        Memory 的特性主要有:
                        1. 内存存放
                        2. hash 索引(默认)

        Memory 的一张表在磁盘中的存储文件只有:xxx.sdi,用来存储表结构文件。和 MyISAM
引擎相比,没有了存储数据和索引的文件,因为他们在 Memory 中都被存储在内存中了。

下面我们对三种存储引擎做一个对比:其中黄色标注部分就是 InnoDB 引擎和 MyISAM 引擎最大的三个区别(面试常问)

介绍了以上三种 MySQL 存储引擎后,我们应该如何选择存储引擎呢?

        很简单,我们应该根据应用系统的特点选择合适的存储引擎。对于负责的应用系统,还可以根据实际情况选择多种存储引擎进行组合。 

二、InnoDB 引擎详解

关于 InnoDB 存储引擎,我们主要讲解以下四个方面:

* 逻辑存储结构
* 架构
* 事务原理
* MVCC
逻辑存储结构

        前面我们也简单提到了 InnoDB 存储引擎的逻辑结构,下面我们来看一看逻辑结构中每个部分具体的作用:

① 表空间(Tablespace)

        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。

②  段(Segment)

        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)。

③ 区(Extent)

        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。

④ 页(Page) 

        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。

⑤ 行(Row)

        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(在下面 MVCC 的实现原理中会提到):

* 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

        MySQL 5.5 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。

1. 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

        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。

        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,未被使用。
* clean page:被使用 page,数据没有被修改过。
* dirty page:脏页,被使用 page,数据被修改过,也中数据与磁盘的数据产生了不一致。
注意:

        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?例如:二级索引与聚集索引不同,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 ChangeBuffe r之后,我们可以在缓冲池中进行合并处理,减少磁盘 IO。

③ 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。 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。
2. 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

        System
Tablespace,系统表空间,它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

         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。

③ General Tablespaces

        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 ts_name ADD DATAFILE 'file_name' ENGINE =
engine_name; -- 创建表时指定表空间 CREATE TABLE xxx ... TABLESPACE ts_name;
④ Undo Tablespaces

        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 16
M),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 ,用于存储用户创建的临时表等数据。

⑥ Doublewrite Buffer Files

        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

        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。

3. 后台线程 

        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:

        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。

事务原理

         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,分别是:原子性、一致性、持久性、隔离性。

        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。 而隔离性是通过数据库的锁, 加上 MVCC 来保证的。

接下来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。

1. redolog

        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 日志文件:当我们在进行将内存中的脏页数据刷新到磁盘中的 I/O
操作时,可能会出现错误的情况,而此时提示给用户的是事务提交成功的信息,而实际上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。

        而如果有了 redolog 日志文件之后: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。

那肯定有小伙伴会问: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)

2. undolog

        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undolog,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(多版本并发控制)

        在介绍 MVCC 之前,我们先来介绍与之相关的两个基本概念:当前读、快照读

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,也称写锁),select ... for
update、update、insert、delete(排他锁,也称写锁)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。

什么是 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、undolog日志、readView


① 三个隐式字段

         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 id,age,name 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。如果已存在主键,将不会生成该字段。
② undolog

        前面提到过,undolog
是回滚日志。 但遗留下的一个问题是:事务提交时,并不会立即删除undolog,那么什么情况下不会立即删除呢?什么情况下又可以立即删除呢?

        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。

        快照读是通过 undolog 版本链实现的,下面我们就来看一看 undolog 的版本链吧:

有一张原始数据表为:

有一张事务表为:

依次执行事务2、3、4,会得到如下的 undolog 日志链:
        当事务 2 执行第一条修改语句时,会记录 undo log 日志(地址为 0x0001),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。执行事务 3、4 与之相似。
        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。

③ 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。 
相信大家有一点懵,下面我们通过一个示例进一步加深了解:

① 在 Read Committed 事务隔离级别下,每执行一次 快照读 就会生成一个 ReadView:a.  先来看第一次快照读具体的读取过程:

        先匹配 trx_id 为 4 的记录,发现①②③④都不满足,则继续匹配 undo log 版本链的下一条,也就是 trx_id 为 3
的记录,发现①②③④也都不满足,则继续匹配 trx_id 为 2 的记录,发现①不满足,但②满足,终止匹配,返回的数据就是版本链种 trx_id 为 2
的数据。

b. 再来看第二次快照读具体的读取过程:

         先匹配 trx_id 为 4 的记录,发现①②③④都不满足,则继续匹配 undo log 版本链的下一条,也就是 trx_id 为 3
的记录,发现①不满足,但②满足,终止匹配,返回的数据就是版本链种 trx_id 为 3 的数据。

② 在 Repeatable Read 事务隔离级别下,仅在事务中第一次执行快照读时生成 ReadView,后续复用该 ReadView:

        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。 

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