java基础之----innodb存储引擎

概述

　　由于innodb支持事务和行级别锁，使得mysql拥有更好的安全性和并发性，mysql从5.5版本已经把innodb引擎作为默认引擎，而且除非有一些非常特别的原因，不然innodb都是最优的选择

mysql架构

 连接器：负责连接客服端和MySQL服务端，并且可以进行权限验证，保持连接等

查询缓存：看图大家可能有个疑问，为啥这个sql进来连解析都没有直接连接到查询缓存，先解释一下什么是查询缓存，查询缓存是用户之前查询的结果，缓存在这里，结构类似于key/value结构，其中key就是sql，value是查询结果，当有新的查询进来，先比较key，当key相同就直接返回结果，好，到这里相信很多人都会有个疑问，那如果存在更新怎么办，这里的缓存跟着更新吗？如果不更新那返回的不就是旧数据吗？没错，有这个疑问就对，MySQL这里做的很shadiao,就是如果有更新，就会把这玩意清空，缓存就没啥用了，那对于一个经常修改的数据库，这玩意基本没什么用，所以在MySQL8之后直接把这玩意给干掉了，没了，一了百了，干净利落。

解析器：这个应该不用解释，学过编译原理的都知道，高级语言是没法直接执行的，需要进行词法解析和语法解析之后才知道里面是什么意思，所以这玩意就是干这个的。

优化器：用过MySQL的都知道，mysql有个神奇的功能就是自动优化你的sql语句，有时你觉得你可以走索引，他偏偏搞一个全表扫描，就是这家伙干的，他会决定使用什么索引，来进行查询。

执行器：这个就不用解释，就是把上面解析过的sql提交给引擎执行

引擎：可以时各种各样的引擎，就是说mysql把server层固定好，剩下的引擎层可以插拔式更换

文件：mysql真正和文件打交道的其实是引擎，无论读写，数据都是会先放到引擎的缓存中的。

innodb架构

 后台线程：innodb中是通过多线程执行，每个线程负责不同的事情，大致有如下这些线程

• master thread:这个是整个innodb的核心线程，主要会做如下几件事，第一、刷新脏页（什么，不知道这是什么，别急,后面会bb）到磁盘,第二、undo页（这个同上，别急）的回收，第三、合并插入缓存（insert buffer），估计大多数老兄看到上面完全陌生的概念都头大了，我看书（innodb引擎技术内幕）的时候也是这样，这就是看书比较困难的地方。
• io thread:innodb中使用了很多的aio（什么这个也不知道，其实我刚开始看的时候也不知道，哈哈哈，可以查查aio,nio,bio，书上作者也不解释，难受）,其实aio就是异步io，异步io分为两种一种是aio,另一种就是nio,nio就是我一下子干了好几件事，然后我进行轮询看看哪个结束了，而aio就是我也一下子干了几件事，但是我不会去傻傻的轮询，我就坐那里等着（其实也可以干点别的，比如你懂的，哈哈哈），谁执行完了来通知我就可以了。上面解释那个浪费了点时间，下面就说说有几种io，大家可以自己想想MySQL需要和磁盘进行哪几种交互，第一、我要读数据（对应的就是read io thread）。第二、我要写数据（对应就是write io thread）。第三、我要写日志（对应就是log io thread注意这里写的不是binlog，binlog是server层写的，引擎层写的是redo log和undo log,至于这两者干啥的，后面会介绍）。第四、我要写索引（那对应的就是insert buffer io thread,insert buffer这个是老版本的叫法了，从1.0.x之后就升级为change buffer了）
• purge thread，这个也是把undo log回收的的线程，上面有一个log io thread，这两个应该是配合使用的,可以设置启动多个这个线程
• page clean thread:将脏页刷新到磁盘，这里先提一嘴，其实把由于innodb为了提高写的性能，把用户写的数据先不写道磁盘，而是写道内存中，这就造成了内存中页和磁盘中的页（别告诉我页是什么都不知道，我上一篇文章有介绍）不一样，所以内存中的那个页就叫做脏页，那既然不一样就要搞成一样啊 ，怎么搞，就是把这些脏页刷新到磁盘，这里写的这个线程就是干这个事情，其实可以干这个事情的有很多线程，master thread就可以干，后面详细介绍。

innodb存储引擎内存池：大家都知道磁盘，特别是机械硬盘，顺序读写还好，如果是随机读写，那性能就太低了，所以搞个缓存，所有的操作都在缓存中完成，之后在把缓存中的数据慢慢搞到磁盘上,我们不是dba一般生产上的数据库的参数一般也没有调过，但是我想大家应该都听说过innodb_buffer_pool_size,这个参数就是控制缓存大小的，搞得越大数据库的性能就越好。innodb缓存中存储的页如下：

 上图中有好多页，这里我不做过多的介绍，因为我也不太清楚每个页的具体情况，等我把innodb这本书读完或许可以知道答案，大家先不要纠结这里每个页是干啥的，知道里面放的都是一些页就可以了。下面介绍一下innodb是怎么管理这么大的一个区域的。

 innodb是使用LRU（Latest Recent Used）算法进行管理的，其实redis中也有这个玩意,在Redis内存使用超过一定值的时候（一般这个值可以配置）使用的淘汰策略。

下面讲一下free list, lru list, flush list，LRU算法具体就是通过这三个结构实现管理。

• Free List：其上的节点都是未被使用的节点，如果需要从数据库中分配新的数据页，直接从上获取即可。InnoDB需要保证Free List有足够的节点，提供给用户线程用，否则需要从FLU List或者LRU List淘汰一定的节点。InnoDB初始化后，Buffer Chunks中的所有数据页都被加入到Free List，表示所有节点都可用。
• LRU List： 这个是InnoDB中最重要的链表。所有新读取进来的数据页都被放在上面。链表按照最近最少使用算法排序，最近最少使用的节点被放在链表末尾，如果Free List里面没有节点了，就会从中淘汰末尾的节点,把脏页刷新到磁盘。LRU List还包含没有被解压的压缩页，这些压缩页刚从磁盘读取出来，还没来的及被解压。LRU List被分为两部分，默认前5/8为young list，存储经常被使用的热点page，后3/8为old list。新读入的page默认被加在old list头，只有满足一定条件后，才被移到young list上，主要是为了预读的数据页和全表扫描污染buffer pool。
• FLUSH List： 这个链表中的所有节点都是脏页，也就是说这些数据页都被修改过，但是还没来得及被刷新到磁盘上。在FLU List上的页面一定在LRU List上，但是反之则不成立。一个数据页可能会在不同的时刻被修改多次，在数据页上记录了最老(也就是第一次)的一次修改的lsn，即oldest_modification。不同数据页有不同的oldest_modification，FLU List中的节点按照oldest_modification排序，链表尾是最小的，也就是最早被修改的数据页，当需要从FLU List中淘汰页面时候，从链表尾部开始淘汰。加入FLU List，需要使用flush_list_mutex保护，所以能保证FLU List中节点的顺序，其实有个有点不明白就是，如果lru list中部分脏页刷新到磁盘，这个里面如果页存在这个脏页会不会页刷新，还是怎么处理。

checkpoint

上面的描述中多次提到刷新脏页，其实innodb有个专门的技术来搞这个，叫做checkpoint.

设想一下，加入MySQL的缓存足够大，能不能搞成类似于reids一样，基于内存的读写操作，答案是可以的，但是你要有那么大的内存啊，数据库中存的数据往往都比较多，所以还是要定期把缓存中的数据清理一下到磁盘的，除了这个问题之外还有一个问题就是，你除了内存不够之外，如果日志一直写，会不会导致磁盘不够用，当然磁盘很便宜，可以加，但是也很麻烦，所以mysql就搞了要给checkpoint来清理磁盘和内存，checkpoint分两种：

• Sharp checkpoint：如果启用这个，就是当数据库关闭的时候会把所有的脏页刷新会磁盘，但是运行期间不会刷，这肯定不行。
• Fuzzy checkpoint：这种就是慢慢的刷新脏页到磁盘，具体Fuzzy checkpoint如下几种情况会发生。

Fuzzy checkpoint

 Master Thread Checkpoint：每秒或者每十秒刷新一定的脏页回磁盘。

FLUSH_LRU_LIST Checkpoint：当lru列表的空间不足时，会刷新部分old list中的脏页回磁盘。

Async/Sync Flush Checkpoint：

async_water_mark = 75% * total_redo_log_file_size
sync_water_mark = 90% * total_redo_log_file_size

在checkpoint age（redo_lsn – checkpoint_lsn）大于async水位的时候触发Async Flush，大于sync水位的时候触发Sync Flush，保证刷完后age小于async水位。其实这段话简单来说就是当日志的版本高于一定量的checkpoint的版本的时候就会触发，这里的lsn就是一个版本号，占用8个字节，会逐渐增大。通过lsh可以获取如下几个信息：

• 数据页的版本信息。
• 写入的日志总量，通过LSN开始号码和结束号码可以计算出写入的日志量。
• 可知道检查点的位置。

Dirty Page too much Checkpoint：这个就是buffer size中的脏页占用的容量达到总容量的一定比例的时候就会触发，确保内存中有足够的可用空间。

redo log和undo log和binlog对比

先看一下日志的写入流程图

undo log：里面记录的是具体的操作逻辑，比如一个update语句，undo log中会记录操作之前的值是多少，修改之后是多少，那记录这玩意有什么用，有下面两种作用

• 事物回滚：当需要回滚事物的时候，由于redolog中已经记录了修改前的值，可以直接回滚。
• MVCC（多版本并发控制）：大致介绍一下mvcc，mvcc是基于可重复度或者读已提交这两种事物隔离级别的（如果这两个不知道，可以先看一下mysql事物隔离级别），用户的操作都会处于一个版本链中，比如，一个更新操作事物还没有提交，来了一个读事物，那么这个读事物读到的版本就是这个更新操作之前的版本，类似于快照的功能，如果这个更新操作事物已经提交了，这个就变成了最新的版本，再次读取就会是修改之后版本。

redo log：redo log是物理日志，记录的是数据页的物理变化，主要用于数据库异常崩溃的数据恢复。

binlog：这个server层写的，也是逻辑日志，主要用于数据同步到从库，类似于mysql对外暴露的一个接口，供外部读取。

上面介绍完之后，很多人应该会有疑问？为什么mysql要搞那么多的日志，搞一个不行吗，我当时也有这个疑问，比如只搞一个binlog，不就可以了，其实这个事情是这样的，server层记录的binlog这个早就有了，他是独立于引擎层的，而redo log和undo log这两个是innodb中有的，那innodb内部为什么也搞了两个日志，这个主要还是用处不同吧。

innodb关键特性

Insert Buffer

插入缓冲和数据页一样，也是物理页的一个组成部分。

在B+树上数据是按照聚集索引的值顺序存放的，在非聚集索引中插入数据则是离散的，因此随机读取导致插入性能下降。InnoDB在非聚集索引的插入或者更新操作时，不是一次直接插入索引页中，而是先判断插入的非聚集索引页是否在缓冲池中，若在则直接插入，若不在则放到一个Insert Buffer对象中，再通过一定频率进行Insert Buffer和辅助索引页子节点的merge操作，这样通常能够将多个插入合并到一个操作中（因为在同一个索引页中），提高非聚集索引的插入性能。

Insert Buffer的使用需要同时满足两个条件：

• 索引是辅助索引
• 索引不是唯一的

Insert Buffer在发生宕机的时候因为没有合并到非聚集索引中去，恢复可能需要很长时间。同时索引不是唯一的目的是为了避免去非聚集索引中判断唯一性，如果需要判断那么就需要离散读取，Insert Buffer就失去了意义。

InnoDB从1.0.x版本引入Change Buffer作为升级，对INSERT、DELETE、UPDATE操作都进行缓冲，对应Insert Buffer、Delete Buffer、Purge Buffer。对记录的Update操作分为两个过程：标记删除、真正删除，Delete Buffer对应第一个过程，Purge Buffer对应第二个过程。

Merge Insert Buffer可能发生在以下几种情况：

• 辅助索引页被读取到缓冲池时，如执行SELECT操作时，检查Insert Buffer Bitmap页确认该辅助索引页是否有记录存放在Insert Buffer B+树中
• Insert Buffer Bitmap页追查到该辅助索引页已经没有可用空间（小于1/32页）时，强制一个读取辅助索引页进行合并
• Master Thread

两次写

在写某个页到表中时发生宕机，页只写了部分，称为部分写失效。redo log是物理操作的记录，如偏移量800,写’aaaa’，因为页本身发生损坏，所以重做没有意义，因此需要一个页的副本，通过页的副本还原页，再进行重做，这就是doublewrite。

在对缓冲池的脏页进行刷新时，并不直接写磁盘，通过memcpy将脏页先复制到doublewrite buffer，之后通过doublewrite buffer分两次，每次1MB顺序地写入共享表空间的物理磁盘上，然后调用fsync函数同步磁盘，避免缓冲写带来的问题。当共享表空间写之后再把doublewrite buffer中的数据写入到数据文件中。

自适应哈希索引

构造AHI（Adaptive Hash Index）的要求是对页的连续访问模式必须是一样的，并且以该模式访问了100次，页通过该模式访问了N次，N=页中记录/16。

异步IO

用户请求可能需要扫描多个索引页，进行多次IO操作。在扫描完一个页后进行下一次扫描是没有必要的，用户可以在发出一个IO请求后立即再发出另一个IO请求，当全部IO请求发送完毕后等待所有IO操作完成，这就是AIO。

AIO的优势是可以进行IO Merge操作，将连续的IO操作合并为1个IO请求。

刷新邻接页

当刷新一个脏页时，InnoDB会检测该页所在的区（extent）的所有页，如果是脏页，则一起进行刷新，通过AIO可以合并成一个IO操作。这个对于早期的机械硬盘很有用，把多个临近的脏页一次性刷新到磁盘，可以减少磁盘io的次数，但是现在ssd硬盘的价格已经下降的非常低，这个功能以后估计没人使用了。