MySql——InnoDB引擎总体架构

短命女 2023-10-08 15:46 49阅读 0赞

#### 文章目录 ####

*  内存结构
 *   *  Buffer Pool
     *   *  LRU
         *  Change Buffer写缓冲
         *  Adaptive Hash lndex
         *  Redo Log Buffer
 *  磁盘结构
 *   *  系统表空间system tablespace
     *  独占表空间file-per-table tablespaces
     *  通用表空间general tablespaces
     *  临时表空间temporary tablespaces
     *  undo log tablespace
 *  后台线程

总图：  
![在这里插入图片描述][63c257fba70c443bac9e7271322379d0.png]

## 内存结构 ##

Buffer Pool主要分为3个部分：Buffer Pool、Change Buffer、Adaptive HashIndex，另外还有一个(redo) log buffer。

### Buffer Pool ###

Buffer Pool**缓存的是页面信息**，包括数据页、索引页。  
Buffer Pool默认大小是128M (134217728字节)，可以调整。

査看Buffer Pool系统变量:

SHOW VARIABLES like '%innodb_buffer_pool%';

![在这里插入图片描述][7df9d2e3a39a482eabde136c7146a321.png]  
查看Buffer Pool服务器状态，里面有很多跟Buffer Pool相关的信息:

SHOW STATUS LIKE '%innodb_buffer_pool%';

![在这里插入图片描述][7356f62a329c4c619d9dc9da5a520c21.png]  
如果内存的缓冲池写满了怎么办?(Redis设置的内存满了怎么办? )  
InnoDB **用LRU算法来管理缓冲池**（链表实现，不是传统的 LRU，分成了young和old)，经过淘汰的数据就是热点数据。

#### LRU ####

传统LRU，可以用Map+链表实现。value存的是在链表中的地址。  
首先,InnoDB中确实使用了一个双向链表，LRU list。但是这个LRU list放的不是data page，而是指向缓存页的指针。  
如果写buffer pool的时候发现没有空闲页了,就要从buffer pool中淘汰数据页了，它要根据LRU链表的数据来操作。  
这样是不是很和谐?  
首先，InnoDB的数据页并不是都是在访问的时候才缓存到buffer pool的。  
InnoDB有一个预读机制(read ahead)。也就是说，设计者认为访问某个page的数据的时候，相邻的一些page可能会很快被访问到，所以先把这些page放到 bufferpool中缓存起来。  
[官网的解释][Link 1]

这种预读的机制又分为两种类型

一种叫线性预读(异步的)(Linear read-ahead)。为了便于管理，InnoDB 中把64个相邻的 page叫做一个extent(区)。如果顺序地访问了一个extent的56个page，这个时候InnoDB就会把下一个extent(区）缓存到buffer pool中。  
顺序访问多少个page才缓存下一个extent，由一个参数控制:

show variables like 'innodb_read_ahead_threshold';

![在这里插入图片描述][565ece62cbaa4dc4b4ef127d41204717.png]  
第二种叫做随机预读(Random read-ahead)，如果 buffer pool已经缓存了同一个extent(区）的数据页的个数超过13时，就会把这个extent剩余的所有page 全部缓存到buffer pool。  
但是随机预读的功能默认是不启用的，由一个参数控制:

show variables like 'innodb_random_read_ahead'

很明显,线性预读或者异步预读,能够把可能即将用到的数据提前加载到bufferpool，肯定能提升I/O的性能，所以是一种非常有用的机制。  
但是预读肯定也会带来一些副作用，就是导致占用的内存空间更多，剩余的空闲页更少。如果说 buffer pool size不是很大，而预读的数据很多，很有可能那些真正的需要被缓存的热点数据被预读的数据挤出buffer pool，淘汰掉了。下次访问的时候又要先去磁盘。  
所以问题就来了，怎么让这些真正的热点数据不受到预读的数据的影响呢?  
干脆把 LRU list分成两部分,靠近head的叫做new sublist,用来放热数据（我们把它叫做热区)。靠近 tail的叫做old sublist，用来放冷数据(我们把它叫做冷区)。中间的分割线叫做 midpoint。也就是对 buffer pool做一个冷热分离。  
![在这里插入图片描述][b15ef12251094b2a91c4d836d0290de7.png]  
所有新数据加入到 buffer pool的时候，一律先放到冷数据区的head，不管是预读的，还是普通的读操作。所以如果有一些预读的数据没有被用到，会在oldsublist (冷区）直接被淘汰。  
放到LRU List以后，如果再次被访问，都把它移动到热区的head。  
如果热区的数据长时间没有被访问，会被先移动到冷区的head部，最后慢慢在tail被淘汰。  
![在这里插入图片描述][0f5cb4912097477badd644372f10bef4.png]

在默认情况下，热区占了5/8的大小,冷区占了 3/8，这个值由innodb\_old\_blocks\_pct控制，它代表的是 old区的大小,默认是37%也就是3/8。  
innodb\_old\_blocks\_pct的值可以调整，在5%到95%之间,这个值越大，new区越小，这个LRU算法就接近传统LRU。  
如果这个值太小，old区没有被访问的速度淘汰会更快。  
OK，预读的问题，通过冷热分离解决了，还有没有其他的问题呢?  
我们先把数据放到冷区，用来避免占用热数据的存储空间。但是如果刚加载到冷区的数据立即被访问了一次，按照原来的逻辑，这个时候我们会马上把它移动到热区。  
假设这一次加载然后被立即访问的冷区数据量非常大，比如我们查询了一张几千万数据的大表，没有使用索引，做了一个全表扫描。或者，dump 全表备份数据，这种查询属于短时间内访问，后面再也不会用到了。  
如果短时间之内被访问了一次，导致它们全部被移动到热区的head，它会导致很多热点数据被移动到冷区甚至被淘汰，造成了缓冲池的污染。  
这个问题我们又怎么解决呢?  
那我们得想一个办法，对于加载到冷区然后被访问的数据，设置一个时间窗口，只有超过这个时间之后被访问，我们才认为它是有效的访问。  
InnoDB里面通过innodb\_old\_blocks\_time这个参数来控制，默认是1秒钟。也就是说1秒钟之内被访问的，不算数，待在冷区不动。只有1秒钟以后被访问的，才从冷区移动到热区的head。  
这样就可以从很大程度上避免全表扫描或者预读的数据污染真正的热数据。

似乎比较完美了。  
这样的算法，还有没有可以优化的空间呢?  
为了避免并发的问题，对于LRU链表的操作是要加锁的。也就是说每一次链表的移动，都会带来资源的竞争和等待。从这个角度来说，如果要进一步提升InnoDBLRU的效率，就要尽量地减少LRU链表的移动。  
比如，把热区一个非常靠近head 的 page移动到 head，有没有这个必要呢?  
所以InnoDB对于new区还有一个特殊的优化:  
如果一个缓存页处于热数据区域，且在热数据区域的前1/4区域（注意是热数据区域的1/4，不是整个链表的1/4)，那么当访问这个缓存页的时候，就不用把它移动到热数据区域的头部;如果缓存页处于热区的后3/4区域，那么当访问这个缓存页的时候，会把它移动到热区的头部。  
内存缓冲区对于提升读写性能有很大的作用。思考一个问题:  
当需要更新一个数据页时,如果数据页在Buffer Pool中存在，那么就直接更新好了。否则的话就需要从磁盘加载到内存，再对内存的数据页进行操作。也就是说，如果没有命中缓冲池，至少要产生一次磁盘IO，有没有优化的方式呢?

#### Change Buffer写缓冲 ####

Change Buffer是Buffer Pool的一部分。  
如果这个数据页不是唯一索引，不存在数据重复的情况，也就不需要从磁盘加载索引页判断数据是不是重复（唯一性检查)。这种情况下可以先把修改记录在内存的缓冲池中，从而提升更新语句(Insert、Delete、Update)的执行速度。  
这一块区域就是Change Buffer。5.5之前叫Insert Buffer插入缓冲，现在也能支持delete和update。  
最后把Change Buffer记录到数据页的操作叫做merge。什么时候发生merge?有几种情况:在访问这个数据页的时候，或者通过后台线程、或者数据库shut down、redo log 写满时触发。  
如果数据库大部分索引都是非唯一索引，并且业务是写多读少，不会在写数据后立刻读取，就可以使用Change Buffer(写缓冲)。  
可以通过调大这个值，来扩大Change的大小，以支持写多读少的业务场景。

SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_change_buffer_max_size';

代表Change Buffer 占Buffer Pool的比例，默认25%

#### Adaptive Hash lndex ####

#### Redo Log Buffer ####

Redo log 也不是每一次都直接写入磁盘,在Buffer Pool里面有一块内存区域 (LogBuffer)专门用来保存即将要写入日志文件的数据，默认16M，它一样可以节省磁盘IO。  
需要注意: redo log 的内容主要是用于崩溃恢复。磁盘的数据文件,数据来自bufferpool。redo log写入磁盘，不是写入数据文件。  
那么，Log Buffer什么时候写入log file?  
在我们写入数据到磁盘的时候，操作系统本身是有缓存的。flush就是把操作系统缓冲区写入到磁盘。  
log buffer 写入磁盘的时机，由一个参数控制，默认是1。

SHOw VARIABLES LIKE 'innodb_flush_log_at_trx_commit';

![在这里插入图片描述][bceaa4fa4d48492faa682a9b810d30f3.png]  
刷盘越快，越安全，但是也会越消耗性能。  
总结一下，这是 MySQL 的内存结构，分为:  
Buffer pool、change buffer、Adaptive Hash Ilndex、 log buffer。

下面我们来看一下磁盘结构。磁盘结构里面主要是各种各样的表空间，叫做Tablespace。

## 磁盘结构 ##

表空间可以看做是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层，所有的数据都存放在表空间中。InnoDB的表空间分为5大类。

### 系统表空间system tablespace ###

在默认情况下InnoDB存储引擎有一个共享表空间(对应文件/var/lib/mysql/ibdata1)，也叫系统表空间。

InnoDB系统表空间包含InnoDB数据字典和双写缓冲区，Change Buffer和UndoLogs)，如果没有指定file-per-table，也包含用户创建的表和索引数据。

1、undo 在后面介绍，因为也可以设置独立的表空间  
2、数据字典:由内部系统表组成，存储表和索引的元数据（定义信息)。  
3、双写缓冲(InnoDB的一大特性)∶InnoDB的页和操作系统的页大小不一致，InnoDB页大小一般为16K，操作系统页大小为4K，InnoDB的页写入到磁盘时，一个页需要分4次写。

如果存储引擎正在写入页的数据到磁盘时发生了宕机，可能出现页只写了一部分的

情况，比如只写了4K，就宕机了，这种情况叫做部分写失效(partial page write)，可能会导致数据丢失。

我们不是有redo log 吗?但是有个问题，如果这个页本身已经损坏了，用它来做崩溃恢复是没有意义的。所以在对于应用redo log之前，需要一个页的副本。如果出现了写入失效,就用页的副本来还原这个页,然后再应用redo log。这个页的副本就是doublewrite,InnoDB的双写技术。通过它实现了数据页的可靠性。  
跟redo log一样，double write由两部分组成，一部分是内存的double write,一个部分是磁盘上的double write。因为double write是顺序写入的，不会带来很大的开销。  
在默认情况下，所有的表共享一个系统表空间，这个文件会越来越大，而且它的空间不会收缩。

### 独占表空间file-per-table tablespaces ###

我们可以让每张表独占一个表空间。这个开关通过innodb\_file\_per\_table 设置，默认开启。

SHoW VARIABLES LIKE 'innodb_file_per_table';

开启后，则每张表会开辟一个表空间，这个文件就是数据目录下的ibd文件（例如/var/lib/mysql/gupao/user\_innodb.ibd)，存放表的索引和数据。  
但是其他类的数据，如回滚(undo）信息，插入缓冲索引页、系统事务信息，二次写缓冲(Double write buffer)等还是存放在原来的共享表空间内。

### 通用表空间general tablespaces ###

通用表空间也是一种共享的表空间，跟ibdata1类似。  
可以创建一个通用的表空间，用来存储不同数据库的表，数据路径和文件可以自定义。语法:

create tablespace ts2673 add datafile '/var/lib/mysql/ts2673.ibd file_block_size=16K engine=innodb;

在创建表的时候可以指定表空间，用ALTER修改表空间可以转移表空间。

create table t2673(id integer) tablespace ts2673;

不同表空间的数据是可以移动的。删除表空间需要先删除里面的所有表:

drop table t2673;
    drop tablespace ts2673;

### 临时表空间temporary tablespaces ###

存储临时表的数据，包括用户创建的临时表，和磁盘的内部临时表。对应数据目录下的 ibtmp1文件。当数据服务器正常关闭时，该表空间被删除，下次重新产生。

Redo log  
磁盘结构里面的redo log，在前面已经介绍过了。

### undo log tablespace ###

undo Log的数据默认在系统表空间ibdata1文件中，因为共享表空间不会自动收缩，也可以单独创建一个undo表空间。

## 后台线程 ##

后台线程的主要作用是负责刷新内存池中的数据和把修改的数据页刷新到磁盘。后台线程分为:  
`master thread`，`lO thread`，`purge thread`，`page cleaner thread`。  
后台线程的主要作用是负责刷新内存池中的数据和把修改的数据页刷新到磁盘。后台线程分为:  
`master thread`，`IO thread`，`purge thread`，`page cleaner thread`.  
`master thread`负责刷新缓存数据到磁盘并协调调度其它后台进程。  
`lO thread` 分为insert buffer、log、 read、write进程。分别用来处理insert buffer.重做日志、读写请求的IO回调。  
`purge thread` 用来回收undo页。  
`page cleaner thread`用来刷新脏页。

除了InnoDB架构中的日志文件，MySQL的 Server层也有一个日志文件，叫做binlog，它可以被所有的存储引擎使用。  
binlog以事件的形式记录了所有的 DDL和 DML语句(因为它记录的是操作而不是数据值，属于逻辑日志），可以用来做主从复制和数据恢复。  
跟redo log不一样，它的文件内容是`可以追加的，没有固定大小限制`。  
在开启了binlog 功能的情况下，我们可以把 binlog 导出成SQL语句，把所有的操作重放一遍，来实现数据的恢复。  
binlog的另一个功能就是用来实现主从复制，它的原理就是从服务器读取主服务器的binlog，然后执行一遍。  
![在这里插入图片描述][a9641e9741454a63ab33b7601cc736e5.png]

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[Link 1]: https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-performance-read_ahead.html
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