MySQL innodb增压器深入讲解

时间：2025-05-29 12:21:16

历史详细描述连续到FAT时机

innodb_flush_log_at_trx_commit=1 表格示历史详细描述在每次管理机构工作草拟时写入并连续到FAT

2 表格示历史详细描述在每次管理机构工作草拟后写入，并每秒钟连续到FAT一次

0 表格示每秒钟将历史详细描述写入并连续到FAT一次。

InnoDB 的FAT形态，由子系统表格紧致(ibdata1)，单独表格紧致(*.ibd),CE表格紧致，并入表格紧致(undo tablespaces), 临时表格紧致(Temporary Tablespaces), 双写外部一区(Doublewrite Buffer files), 重想到历史详细描述(Redo Log).

子系统表格紧致(ibdata1)：子系统表格紧致是更复外部一区的存储器一区域，如果表格是在子系统表格紧致而不是每个表格档案或者CE表格紧致中会创设的，它也可能会包含表格和书目图表。

变量为: innodb_data_file_path

单独表格紧致(*.ibd): 每个表格的档案表格紧致包含单个innodb表格的图表和书目，并存储器在档案系统上的单个图表档案中会。变量: innodb_file_per_table

CE表格紧致: 必需通过create tablespace 语法创设，创设表格时可以所称定该表格紧致。

create tablespace xxx add datafile 'file_name' engine=engine_name

create table table_name .... tablespace xxx

并入表格紧致(undo tablespaces): MySQL下述在模板时上会备用创设两个选项的undo表格紧致(初始一般来说16K，undo_001,undo_002)，使用存储器undo log 历史详细描述

临时表格紧致(Temporary Tablespaces)： innodb使用上会话临时表格空和全局表格紧致，存储器用户创设的临时表格等图表。

双写外部一区(Doublewrite Buffer files)： innodb涡轮引擎将图表页从Buffer Pool连续到FAT在此之前，先行将图表页写入外部一区档案中会，便于子系统间歇普遍性时完全恢复图表。

重想到历史详细描述(Redo Log)：是用来充分利用管理机构工作的相关联，该历史详细描述档案由两以外均是由，重想到历史详细描述外部一区(redo log buffer)以及重想到历史详细描述档案(redo log)，在此之前者是在内存中会，后者在FAT中会，当管理机构工作草拟再次上会把更复反馈都上会存储器到该历史详细描述中会，使用在连续脏页到FAT时，邮寄错误时，同步进言道图表完全恢复使用。以循环方式将写入重想到历史详细描述档案，关乎两个档案ib_logfile0,ib_logfile1。

那内存形态中会的图表是如何连续到FAT中会的? 在MySQL中会有4个多线衡都由连续历史详细描述到FAT。

1、Master Thread， mySQL基本亦同多线衡，都由调度其它多线衡，还都由将外部洞口的图表异步连续到FAT中会，保持图表的有所一区别普遍性，还包括脏页的连续，新设外部、undo页的回了事。

2、IO Thread，在innodb存储器涡轮引擎中会大量使用了AIO来处理IO请求，这样可以极大地提高数据库的普遍性能所称标，而IO Thead主要都由这些IO请求的回调。

4个读书多线衡 Read thread都由读书配置

4个写多线衡write thread都由写配置

1个Log thread多线衡都由将历史详细描述外部一区连续到FAT

1个insert buffer多线衡都由将写入外部一区内容连续到FAT

3、Purge Thread，主要使用回了事管理机构工作已经草拟了的undo log，在管理机构工作草拟再次，undo log 可能会不用了，就用它来回了事。

4、Page Cleaner Thread，设法Master Thread 连续脏页到FAT的多线衡，它可以减轻主多线衡的压力，减少堵塞。

管理机构工作原理

管理机构工作就是四组配置的交集，它是一个不可不分割的工作单位，管理机构工作上会把所有的配置作为一个总体一起向子系统草拟或并入配置请求，即这些配置要么同时急于，要么同时过热。

管理机构工作的4大功能普遍性细分:

原子核普遍性atomicty: 管理机构工作是不可不分割的成比例配置静态，要么全部急于，要么全部过热。有所一区别普遍性consistency: 管理机构工作顺利完成时，必须使所有的图表都保持有所一区别正常。隔离普遍性isolation: 图表库子系统提供的隔离组态，确保管理机构工作在免于外部并发配置冲击的单独生态系统下运言道。相关联durability: 管理机构工作一旦草拟或回滚，它对图表库中会的复变就是永久的。

如何确保管理机构工作的4大功能普遍性，原子核普遍性，有所一区别普遍性和相关联是由innodb存储器涡轮引擎下层的两份历史详细描述来确保的，分别是redo log和undo log。对于隔离普遍性是由锁组态和MVCC(多修复版并发控制)来充分利用的。

redo log，称为重想到历史详细描述，详细描述的是管理机构工作草拟时图表页的物理更复，是用来充分利用管理机构工作的相关联。该历史详细描述档案由两以外均是由: 重想到历史详细描述外部redo log buffer及重想到历史详细描述档案redo log file，在此之前者是在内存中会，后者是在FAT中会，当管理机构工作草拟再次上会把所有更复反馈都存到该历史详细描述档案中会，使用在连续脏页到FAT，邮寄错误时，同步进言道图表的完全恢复使用，从而确保管理机构工作的相关联。

具体的配置流衡是：

1、客户端发起者管理机构工作配置，包含多条DML语句。首先行去innodb中会的buffer pool中会的图表页去查找有不了有我们要新版本的这些图表，如果不了有则通过亦同多线衡从FAT中会加载到buffer pool相同的图表页中会，然后就可以在外部洞口同步进言道图表配置了。

2、此时外部洞口的图表页频发了变动，还不了刷写到FAT，这个图表页称为脏页。脏页不是实时连续到FAT的，而是根据你配置的刷写策略同步进言道刷写到FAT的（innodb_flush_log_at_trx_commit，0,1,2三个值）。如果脏页在往FAT连续的时候浮现了故障，上会取走图表，致使管理机构工作的相关联给以确保。为了可避免这种现象，当对外部洞口的图表同步进言道订正复配置时，上会把订正复详细描述到redo log buffer当中会，redo log buffer上会把图表页的物理变动众所周知化到FAT档案中会(ib_logfile0/ib_logfile1)。如果脏页连续受挫，就可以通过这两个历史详细描述档案同步进言道完全恢复。

undo log，它是用来解决管理机构工作的原子核普遍性的，也称为回滚历史详细描述。使用详细描述图表被更复在此之前的反馈，功用包括:提供回滚和MVCC多修复版并发控制。

undo log和redo log的详细描述物理历史详细描述不一样，它是范式历史详细描述。可以认为当delete一条详细描述时，undo log中会上会详细描述一条相同的insert详细描述，当update一条详细描述时，它详细描述一条相同相反的update详细描述，当制订rollback时，就可以从undo log中会的范式详细描述读书取到具体来说的内容并同步进言道回滚。

undo log销毁: undo log 在管理机构工作制订时造成，管理机构工作草拟时，并不上会立刻撤下undo log，因为这些日子可能会使用MVCC。

undo log存储器: undo log 采用段的方式将同步进言道管理机构和详细描述，置放在此之前面介绍的rollback segment回滚段中会，之外包含1024个undo log segment。

MVCC

mvcc(multi-Version Concurrency Control),多修复版并发控制，所称保障一个图表的多个修复版，使得读书写配置不了有军事冲突，镜像读书为MySQL充分利用MVCC提供了一个非堵塞读书功能，MVCC的具体充分利用，还必需依赖于图表库详细描述中会的三个隐式字符串，undo log历史详细描述、readView。

理论上读书，所称的是详细描述的最新修复版，读书取时还要确保其他并发管理机构工作不可更复理论上详细描述，上会对读书取的详细描述同步进言道加锁。对于我们日常的配置，如 select 。。。lock in share mode，select 。。。 for update、update、insert、delete都是一种理论上读书。镜像读书，简单的select(不加锁)就是镜像读书，读书取的是详细描述图表的可见修复版，可能会是历史图表，不加锁亦非堵塞读书。

read committed 每次select 都聚合一个镜像读书

repeatable read 开启管理机构工作后第一个select语句才是镜像读书的地方

serializable 镜像读书上会愈合为理论上读书。

mvcc的充分利用原理

详细描述中会的隐匿字符串 DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR、DB_ROW_ID (ibd2sdi stu.ibd详细信息表格紧致)

DB_TRX_ID: 最近更复管理机构工作ID，详细描述这条详细描述或再次一次更复该详细描述的管理机构工作ID

DB_ROLL_PTR: 回滚所称针，相反这条详细描述的上一个修复版，使用配合undo log，相反上一个修复版

DB_ROW_ID: 隐匿栏位，如果表格形态不了有所称定栏位，将上会聚合该隐匿字符串。

undo log 回滚历史详细描述，在insert、update、delete的时候造成的便于图表回滚的历史详细描述，当insert的时候，造成的undo log历史详细描述只在回滚时必需，在管理机构工作草拟后可以立刻撤下。而update、delete的时候，造成的undo log 历史详细描述不数数在回滚时必需，在镜像读书时也必需，不上会立刻被撤下。undo log修复版核酸，完全相同管理机构工作或相同管理机构工作对同一条详细描述同步进言道更复，上会致使该详细描述的undo log聚合一条详细描述修复版字符串格，字符串格的背部是最新的新详细描述，字符串格尾部是最早的新详细描述。readView（读书服务器端）,就是镜像读书SQL制订时mvcc提炼图表的依据，详细描述并保障子系统理论上引人注目的管理机构工作(为草拟的)ID，readview中会包含了四个基本字符串。

m_ids理论上引人注目的管理机构工作ID交集

min_trx_id: 成比例引人注目管理机构工作id

max_trx_id: 预资源分配管理机构工作ID，理论上小得多管理机构工作id+1，因为管理机构工作id是自增的

creator_trx_id: ReadView创设者的管理机构工作ID

修复版核酸图表访问期间规则:

trx_id: 表格示理论上的管理机构工作ID

1、trx_id == creator_trx_id? 可以访问期间读书修复版---->创设的话,概述图表是理论上这个管理机构工作更复的

2、trx_id创设,概述图表已经草拟了。

3、trx_id>max_trx_id？不可不用访问期间读书修复版-> 创设的话，概述该管理机构工作是在ReadView聚合后才开启的。

4、min_trx_id创设的话，概述图表已经草拟。

完全相同的隔离级别，聚合ReadView的时机完全相同:

read committed：在管理机构工作中会这两项制订镜像读书时聚合ReadView

repeatable read: 数在管理机构工作中会第一次制订镜像读书时聚合readview，后续相依度readview。

小结:

1、innodb的范式存储器形态: 表格紧致、段、页、言道

2、innodb的架构由内存形态和FAT形态均是由

3、管理机构工作原理: 原子核普遍性----undo log充分利用