MySQL数据表中的InnoDB引擎原理（存储结构+架构+事务原理+MVCC）

目录

1.逻辑存储结构（表-段-区-页-行）

2.架构

2.1概述

2.2内存结构

2.3磁盘结构

2.4 后台线程

3.事务原理

3.1事务基础（ACID）

3.2 redo log（保证事务的持久性）

3.3 undo log（保证事务的原子性）

3.4 MVCC（多版本并发控制）

3.4.1 基本概念

3.4.1 隐藏字段（事务id、回滚指针、隐藏主键）

3.4.2 undo log

3.4.2.1介绍

3.4.2.2 版本链

3.4.3 readview

3.4.3.1 RC隔离级别

3.4.3.2 RR隔离

3.5 事务原理小结

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1.逻辑存储结构（表-段-区-页-行）

InnoDB 的逻辑存储结构如下图所示 :

1). 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。

2). 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）。

3). 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。

4). 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。

5). 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。

2.架构

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。

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 ，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。

简单来说，Buffer Pool是为了解决MySQL不断范文物理硬盘和内存导致的速度不一致问题，从而引入了缓冲池这一概念，先从缓冲池存取数据，缓冲池没有再到磁盘上取并更新到缓冲池中。

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（增删改）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。

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。 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。

2.3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 )

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。

也就是说，我们每创建一张表，都会产生一个表空间文件，前提是开启了innodb_file_per_table 开关。

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：

2.4 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。

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。

3.事务原理

3.1事务基础（ACID）

在了解InnoDB引擎实现事务之前，先了解一下事务是什么。

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。

简单来说就是，将多条SQL语句捆绑在一起，要么同生，要么共死。

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。

3.2 redo log（保证事务的持久性）

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。

上面的文字比较多，我们简单分析以下就是：

Buffer Pool中存放着数据页，我们的增删改操作会先在Buffer Pool中进行，增删改之后的数据页叫做脏页，脏页会在一定时机之后通过后台线程刷新到磁盘中，redo log是为了保证我们在进行脏页刷新发生错误时进行数据恢复，从而保证事务的持久性。

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）。

简单来说就是：

有了redo log(内存中的Redolog Buffer + 磁盘中的redo log file)之后，会先将脏页记录在redo log buffer中，在事务提交时，再将redo log buffer 中的数据刷新到redo log file中（内存到磁盘），当脏页刷新磁盘错误时就可以通过redo log进行数据恢复。

3.3 undo log（保证事务的原子性）

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。

3.4 MVCC（多版本并发控制）

在学习MVCC之前，我们需要先了解几个基本概念

3.4.1 基本概念

1）当前读

读取的数据是当前数据的最新版本，在读取的时候保证数据不被其他并发事务所修改。

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。

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，不一定是最新数据，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。

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。

3.4.1 隐藏字段（事务id、回滚指针、隐藏主键）

id	age	name
1	1	tom
3	3	cat

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。

3.4.2 undo log

3.4.2.1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。

3.4.2.2 版本链

有一张表原始数据为：

id	age	name	DB_TRX_ID	DB_ROLL_PTR
30	30	A30	1	null

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。

3.4.3 readview

ReadView（读视图）是快照读SQL(普通select语句)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。

如果trx_id == creator_trx_id（trx_id为当前事务自己）或已提交（trx_id<max_trx_id且不在m_ids中就），就可以访问该版本数据。

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。

3.4.3.1 RC隔离级别

C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。

以下是这条记录的版本链：

在执行“查询id为30的记录”这条SQL语句时，会从undo log 的版本链，从上到下挨个进行匹配

先匹配下面这一条记录，我们可知道trx_id=4

而4不等于5（creator_trx_id）且4在m_ids中，所以这条记录不是我们该查的记录，继续往下匹配：

此时的trx_id为3，同理这条记录也不是我们该查的记录，继续往下匹配：

此时的trx_id为2，不在m_ids集合中，说明该记录已经提交上去了，这才是我们该查到的记录！

B. 再来看第二次快照读具体的读取过程 :

那么在第二条“查询id为30的记录”这条语句又会查到那一条记录呢？这留给读者自行研究，有疑惑欢迎在评论区提出。

3.4.3.2 RR隔离

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

查到的数据匹配规则与RC隔离一样，不再赘述。

3.5 事务原理小结

MySQL数据库中实现事务主要是实现事务的四大特性

原子性-undo log

持久性-redo log

一致性-undo log+redo log

隔离性-锁+MVCC

关于MySQL数据库中的锁机制，可以参考以下文章：

MySQL数据库中的锁机制（全局锁、表级锁、行级锁）-优快云博客

至此InnoDB存储引擎的学习到此结束，感谢您的阅读，制作不易，点个收藏谢谢。