逻辑存储结构
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表空间：ibd 文件，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：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，索引就是 B+ 树的非叶子节点。段用来管理多个区。 -
区：表空间的单元结构，每个区的大小为1M。默认情况下，InnoDB 存储引擎页的大小为16K，即一个区中有64个连续的页。 -
页：InnoDB 存储引擎磁盘管理的最小单元，每个页的默认16K。为了保证页的连续，InnoDB 每次从磁盘申请4-5个区。 -
行：InnoDB 存储引擎是按行存储数据的。Trx id，每次对某条记录改动时，都会把对应的事务id赋值为Trx id；Roll pointer，每次对某条记录改动时，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，可以通过它找到该记录修改前的信息。
架构
上边是 InnoDB 的架构图，左侧为内存结构，右侧为磁盘结构。
内存结构
Buffer Pool
缓冲池，是主内存中的一个区域，里边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，先操作缓冲池的数据（如果缓冲池没数据，则从磁盘加载数据），然后再以一定的频率刷新到磁盘，从而减少磁盘IO，加快处理速度。
缓冲池以页为单位，底层采用链表数据结构管理页。根据状态可以将页分为三种类型：
- free page：空闲的页，未被使用。
- clean page：被使用的页，数据没有被修改过。
- dirty page：脏页，被使用的页，数据被修改过，页中数据与磁盘中的数据不一致。
Change Buffer
更改缓冲区（针对于非唯一二级索引），在执行 DML 语句时，如果这些数据页没有在 Buffer Pool 中，不会直接操作磁盘，而是将数据变更在 Change Buffer 中，在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到 Buffer Pool 中，最后将数据刷新到磁盘中。
Change Buffer 的意义：与聚集索引不同，二级索引通常是非唯一的，并且以相对随机的方式插入到二级索引。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 Change Buffer，可以在缓冲池进行合并处理，减少磁盘IO。
Adaptive Hash Index
自适应 hash 索引，用于优化对 Buffer Pool 数据的查询。InnoDB 存储引擎会监控对表上各索引页的查询，如果观察到 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 hash 索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成。
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 IO。
涉及到如下变量：
- innodb_log_buffer_size：缓冲区大小
- innodb_flush_log_at_trx_commit：日志刷新到磁盘的时机，有以下三种时机，1：日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘；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
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。参数：innodb_data_file_path
File-Per-Table Tablespace
每张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。参数：innodb_file_per_table
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_sh add datafile 'sh.ibd' engine = innodb;
--- 建表时指定表空间
create table xxx... tablespace ts_sh;
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（undo_001、undo_002）初始大小分别为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
双写缓冲区文件，InnoDB 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（#ib_16384_0.dblwr、#ib_16384_1.dblwr），便于系统异常时恢复数据。
Redo Log
重做日志，用来实现事务的持久性。该日志文件由两部分组成：重做日志缓冲区（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log），前者是内存中，后者是磁盘中。当事务提交之后会把所有修改信息保存到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘时如果发生错误，进行数据恢复使用。以循环方式写入重做日志文件（ib_logfile0、ib_logfile1）
后台线程
将 InnoDB 存储引擎缓冲池中的数据在合适的时机刷新到磁盘文件中。
Master Thread：核心后台线程，负责调度其它线程，还负责将缓冲区的数据异步刷新到磁盘中，保持数据的一致性，还包括脏页刷新、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 （异步非阻塞IO）来处理 IO 请求，这样可以极大提高数据库性能，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 | 读操作 |
| Write Thread | 4 | 写操作 |
| Log Thread | 1 | 将日志缓冲区刷新到磁盘 |
| Insert Buffer Thread | 1 | 将写缓冲区内容刷新到磁盘 |
Page Thread：主要用于回收事务已提交了的 undo log，在事务提交后，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，可以减轻 Master Thread 的工作压力，减少阻塞。
事务原理
事务是一组操作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有操作作为一个整体一起向系统提交或撤销的操作请求，这些操作请求要么同时成功要么同时还失败。
事务四大特性（ACID）：
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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响应的独立环境下运行 -
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是永久的
事务的原理主要就是了解四大特性的实现原理。
redo log
重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理修改，用来实现事务的持久性。
该日志由两部分组成：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。
undo log
回滚日志，记录数据被修改前的信息，有两个作用：提供回滚和 MVCC（多版本并发控制），用来实现事务的原子性。
undo log 和 redo log 记录物理日志不一样，它记录的是逻辑日志。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 中的逻辑记录中读取响应内容进行回滚。
undo log 销毁：uodo log 在事务执行时发生，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，存储在前面介绍的 rollback segment 回滚段中，内不包含1024个 undo log segment。
MVCC（多版本并发控制）
基本概念
- 当前读：读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其它并发事务不能修改当前记录，会对读取的记录加锁。比如常见的操作：
select...lock in share mode（共享锁），select...for update、insert、delete（排它锁）都是一种当前读。 - 快照读：简单的 select（不加锁）就是快照读，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。根据不同的隔离级别，快照度的处理不同：
1、read committed：每次 select，都生成一个快照读
2、repeatable read：开启事务后第一个 select 语句才是快照读的地方
3、serializable：快照度会退化为当前读 - MVVC
全程是 Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制。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。
原理
记录中的隐藏字段
| 隐藏字段 | 含义 |
|---|---|
| DB_TRX_ID | 记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID |
| DB_ROL_PIT | 回滚指针，用于配合 undo log，指向这条记录的上一个版本 |
| 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 |
通过命令行查看隐藏字段：
ibd2sdi table_name.ibd
undo log
回滚日志，在 insert、update、delete 时产生的便于数据回滚的日志。
当 insert 时候，产生的 undo log 日志只在回滚时需要，在事务提交后，可以被立即删除。
当 update、delete 时，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 生成一条记录版本的链表，链表的头部是最新的记录，尾部是最旧的记录。
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 |
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
- repeatable read：仅在事务中第一次执行快照读时生成，后边复用
