這篇文章主要介紹了MySQL中InnoDB內部機制的示例分析，具有一定借鑒價值，感興趣的朋友可以參考下，希望大家閱讀完這篇文章之后大有收獲，下面讓小編帶著大家一起了解一下。
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InnoDB支持MVCC多版本，其中RC（Read Committed）和RR（Repeatable Read）隔離級別是利用consistent read view（一致讀視圖）方式支持的。 所謂consistent read view就是在某一時刻給事務系統(tǒng)trx_sys打snapshot（快照），把當時trx_sys狀態(tài)（包括活躍讀寫事務數(shù)組）記下來，之后的所有讀操作根據(jù)其事務ID（即trx_id）與snapshot中的trx_sys的狀態(tài)作比較，以此判斷read view對于事務的可見性。
Read view中保存的trx_sys狀態(tài)主要包括
low_limit_id：high water mark，大于等于view->low_limit_id的事務對于view都是不可見的
up_limit_id：low water mark，小于view->up_limit_id的事務對于view一定是可見的
low_limit_no：trx_no小于view->low_limit_no的undo log對于view是可以purge的
rw_trx_ids：讀寫事務數(shù)組
RR隔離級別（除了Gap鎖之外）和RC隔離級別的差別是創(chuàng)建snapshot時機不同。 RR隔離級別是在事務開始時刻，確切地說是第一個讀操作創(chuàng)建read view的；RC隔離級別是在語句開始時刻創(chuàng)建read view的。
創(chuàng)建/關閉read view需要持有trx_sys->mutex，會降低系統(tǒng)性能，5.7版本對此進行優(yōu)化，在事務提交時session會cache只讀事務的read view。
下次創(chuàng)建read view，判斷如果是只讀事務并且系統(tǒng)的讀寫事務狀態(tài)沒有發(fā)生變化，即trx_sys的max_trx_id沒有向前推進，而且沒有新的讀寫事務產(chǎn)生，就可以重用上次的read view。
Read view創(chuàng)建之后，讀數(shù)據(jù)時比較記錄最后更新的trx_id和view的high/low water mark和讀寫事務數(shù)組即可判斷可見性。
如前所述，如果記錄最新數(shù)據(jù)是當前事務trx的更新結果，對應當前read view一定是可見的。
除此之外可以通過high/low water mark快速判斷：
trx_id < view->up_limit_id的記錄對于當前read view是一定可見的；
trx_id >= view->low_limit_id的記錄對于當前read view是一定不可見的；
如果trx_id落在[up_limit_id, low_limit_id)，需要在活躍讀寫事務數(shù)組查找trx_id是否存在，如果存在，記錄對于當前read view是不可見的。
由于InnoDB的二級索引只保存page最后更新的trx_id，當利用二級索引進行查詢的時候，如果page的trx_id小于view->up_limit_id，可以直接判斷page的所有記錄對于當前view是可見的，否則需要回clustered索引進行判斷。
如果記錄對于view不可見，需要通過記錄的DB_ROLL_PTR指針遍歷history list構造當前view可見版本數(shù)據(jù)。
InnoDB也是采用回滾段的方式構建old version記錄，這跟Oracle方式類似。
記錄的DB_ROLL_PTR指向最近一次更新所創(chuàng)建的回滾段；每條undo log也會指向更早版本的undo log，從而形成一條更新鏈。通過這個更新鏈，不同事務可以找到其對應版本的undo log，組成old version記錄，這條鏈就是記錄的history list。
MySQL 5.6對于沒有顯示指定READ ONLY事務，默認為是讀寫事務。在事務開啟時刻分配trx_id和回滾段，并把當前事務加到trx_sys的讀寫事務數(shù)組中。
5.7版本對于所有事務默認為只讀事務，遇到第一個寫操作時，只讀事務切換成讀寫事務分配trx_id和回滾段，并把當前事務加到trx_sys的讀寫事務數(shù)組中。
分配回滾段的工作在函數(shù)trx_assign_rseg_low進行，分配策略是采用round-robin方式。
從5.6開始支持獨立的undo表空間，InnoDB支持128個undo回滾段，請參照第1篇文章。
rseg0：預留在系統(tǒng)表空間ibdata中
rseg1~rseg32：這32個回滾段存放于臨時表的系統(tǒng)表空間中
rseg33~rseg127：根據(jù)配置存放到獨立undo表空間中（如果沒有打開獨立Undo表空間，則存放于ibdata中）
trx_assign_rseg_low判斷，如果支持獨立的undo表空間，在undo表空間有可用回滾段的情況下避免使用系統(tǒng)表空間的回滾段。
rseg->skip_allocation為TRUE表示rseg所在的表空間要被truncate，應該避免使用此rseg分配回滾段。此種情況，必須保證有至少2個活躍的undo表空間，并且至少2個活躍的undo slot。
分配成功時，遞增rseg->trx_ref_count，保證rseg的表空間不會被truncate。
臨時表操作不記redo log，最終調用get_next_noredo_rseg函數(shù)進行分配；其他情況調用get_next_redo_rseg。
回滾段實際上是undo文件組織方式，每個回滾段維護了一個段頭頁（segment header），該page劃分了1024個slot(TRX_RSEG_N_SLOTS)，每個slot對應到一個undo log對象。
理論上，InnoDB最多支持 96 （128 - 32 /* temp-tablespace */） * 1024個普通事務。
但如果是臨時表的事務，可能還需要多分配1個slot（臨時表的系統(tǒng)表空間）。
只讀階段為臨時表分配的，在臨時表的系統(tǒng)表空間中分配
讀寫階段在undo表空間分配
Insert數(shù)據(jù)只對當前事務或者提交之后可見，所以insert的undo log在事務commit后就可以釋放了。
Update/delete的undo記錄通常用來維護old version記錄，為查詢提供服務；只有當trx_sys中沒有任何view需要訪問那個old version的數(shù)據(jù)時才可以被釋放。
InnoDB對insert和update/delete分配不同的undo slot
insert的undo slot記在trx->rsegs.m_redo.insert_undo，調用trx_undo_assign_undo分配
update的undo slot記在trx->rsegs.m_redo.undate_undo，調用trx_undo_assign_undo分配
I. 檢查cached隊列是否有緩存的undo log（內存中數(shù)據(jù)結構是trx_undo_t）
如果存在，把這個undo log從cached隊列移除
reuse的邏輯：
a.insert undo：重新初始化undo page的header信息（trx_undo_insert_header_reuse），并在redo log記一條MLOG_UNDO_HDR_REUSE日志
b.update undo：在undo page的header上分配新的undo header（trx_undo_header_create），并在redo log記一條MLOG_UNDO_HDR_CREATE日志
預留xid空間
重新初始化undo（trx_undo_mem_init_for_reuse）把undo->state設置為TRX_UNDO_ACTIVE，并把undo->state寫入到第一個undo page的TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_STATE位置上
注1：TRX_UNDO_SEG_HDR表示segment header起始offset 注2：undo segment與事務trx是一一對應關系，undo segment header的狀態(tài)（TRX_UNDO_STATE）跟事務當前狀態(tài)也是一一對應的
如下圖（引自第1篇文章）
undo segment是個獨立的段，每個undo segment包含1個header page（第1個undo page）和若干個記錄undo日志的undo page。
第1個undo page中存儲的是元信息： 首先存儲的是undo page的元信息，位于TRX_UNDO_PAGE_HDR到TRX_UNDO_SEG_HDR之間。
TRX_UNDO_PAGE_START：指向page中第一個undo log TRX_UNDO_PAGE_FREE：指向page中下一個undo log要寫到的位置 TRX_UNDO_PAGE_NODE：undo segment所有page組成一個雙向鏈表，每個page的TRX_UNDO_PAGE_NODE字段作為連接件，第一個undo page中的TRX_UNDO_PAGE_LIST作為表頭
/* undo page header */ #define TRX_UNDO_PAGE_HDR FSEG_PAGE_DATA #define TRX_UNDO_PAGE_TYPE 0 /*!< TRX_UNDO_INSERT or TRX_UNDO_UPDATE */ #define TRX_UNDO_PAGE_START 2 /*!< Byte offset where the undo log records for the LATEST transaction start on this page (remember that in an update undo log, the first page can contain several undo logs) */ #define TRX_UNDO_PAGE_FREE 4 /*!< On each page of the undo log this field contains the byte offset of the first free byte on the page */ #define TRX_UNDO_PAGE_NODE 6 /*!< The file list node in the chain of undo log pages */ /*-------------------------------------------------------------*/ #define TRX_UNDO_PAGE_HDR_SIZE (6 + FLST_NODE_SIZE) /*!< Size of the transaction undo log page header, in bytes */
之后是undo segment的元信息，位于TRX_UNDO_SEG_HDR到TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_SEG_HDR_SIZE
TRX_UNDO_STATE：表示undo segment的狀態(tài)，一個undo segment可以包含多個undo log，但至多只有1個active undo log，也就是最近的undo log TRX_UNDO_LAST_LOG：指向最近的undo log的header信息 TRX_UNDO_FSEG_HEADER：存儲的是undo segment對應的file segment信息，在fseg_create_general中設置（4字節(jié)space id，4字節(jié)的page no，2字節(jié)的page offset)
undo segment從buffer pool移除被persist到磁盤時，就寫到file segment指定的位置上
#define TRX_UNDO_SEG_HDR (TRX_UNDO_PAGE_HDR + TRX_UNDO_PAGE_HDR_SIZE) #define TRX_UNDO_STATE 0 /*!< TRX_UNDO_ACTIVE, ... */ #define TRX_UNDO_LAST_LOG 2 /*!< Offset of the last undo log header on the segment header page, 0 if none */ #define TRX_UNDO_FSEG_HEADER 4 /*!< Header for the file segment which the undo log segment occupies */ #define TRX_UNDO_PAGE_LIST (4 + FSEG_HEADER_SIZE) /*!< Base node for the list of pages in the undo log segment; defined only on the undo log segment's first page */ /*-------------------------------------------------------------*/ /** Size of the undo log segment header */ #define TRX_UNDO_SEG_HDR_SIZE (4 + FSEG_HEADER_SIZE + FLST_BASE_NODE_SIZE)
再之后是undo log header信息，所有的undo log header都存儲在第一個undo page上。
II. 從cached隊列分配undo失敗時，需要真正分配一個undo segment（trx_undo_seg_create）
首先要從rseg分配一個slot（trx_rsegf_undo_find_free），每個rseg至多支持1024個slot。找到空slot返回index。
如果當前rseg已滿，trx_undo_seg_create返回DB_TOO_MANY_CONCURRENT_TRXS向上層報錯，表示并發(fā)事務太多無法創(chuàng)建undo segment。
然后在rseg對應的table space創(chuàng)建一個新的file segment，file segment信息記在segment header的TRX_UNDO_FSEG_HEADER（fseg_create_general）。
trx_undo_seg_create在創(chuàng)建file segment之后，把新創(chuàng)建segment的page no寫到rseg對應slot上建立映射關系，并返回新創(chuàng)建segment的page。
file segment與undo segment的映射關系，還有rseg[slot]與file segment對應page的映射關系都是在trx_undo_seg_create綁定的。cached undo不會更新這兩個映射關系。
III. trx_undo_seg_create返回的page上創(chuàng)建新的undo header；上層負責初始化trx_undo_t數(shù)據(jù)結構
trx_undo_create為新創(chuàng)建的undo header創(chuàng)建內存數(shù)據(jù)結構trx_undo_t（trx_undo_mem_create），把undo->state設置為TRX_UNDO_ACTIVE。
IV. 分配好的trx_undo_t會加入到事務的insert_undo_list或者update_undo_list隊列上
trx_undo_assign_undo分配undo之后，就可往其中寫入undo記錄。寫入的page來自undo->last_page_no，初始情況下等于hdr_page_no。
update undo包含一個重要的部分：記錄的當前回滾段指針要寫到undo log里面，以便維護記錄的歷史數(shù)據(jù)鏈。
read view需要讀老版本數(shù)據(jù)時，會通過記錄中當前的回滾段指針開始向前找到可見版本的數(shù)據(jù)。
完成Undo log寫入后，構建新的回滾段指針并返回（trx_undo_build_roll_ptr），這個指針也就是clustered索引記錄的DB_ROLL_PTR。
回滾段指針包括rseg->id、日志所在的page
no、以及page內偏移量，需要記錄到clustered索引記錄中。這里rseg->id用來確定rseg->space，真正用于定位undo
log位置的其實是
設置undo->state為TRX_UNDO_PREPARED，并把這個狀態(tài)寫到第一個undo page的（TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_STATE）位置上。
除此之外，prepare階段還要更新xid信息。
在事務commit階段，需要把undo->state設置為完成狀態(tài)，并把undo加到undo segment的history list。正在提交的undo header被指向history list的第一項，表示當前事務history list最近的undo。
undo->state完成狀態(tài)包括3種，在trx_undo_set_state_at_finish設置
undo只占一個page，而且第一個undo page已使用的空間小于3/4 (TRX_UNDO_PAGE_REUSE_LIMIT)：狀態(tài)設置為TRX_UNDO_CACHED
不滿足1的情況下，如果是insert_undo（TRX_UNDO_INSERT）：狀態(tài)設置為TRX_UNDO_TO_FREE
不滿足1和2的情況下，狀態(tài)設置為TRX_UNDO_TO_PURGE，表示undo可能需要purge線程清理
cached undo會被到cached隊列上，這個隊列就是trx_undo_assign_undo提到的cached隊列
設置完undo->state之后，需要把這個狀態(tài)寫入到第一個undo page的（TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_STATE）位置上
Insert的old version沒有實際意義，所以insert undo在事務commit時就可以釋放了。
trx_undo_set_state_at_finish里面有cached策略，如果只占1個undo page，并且undo page已使用的空間不足pagesize的3/4可以被reuse，其實大部分insert undo都屬于這種情況。
Update undo需要維護history list。這里先提一下trx->no，它維護了事務trx commit順序，跟事務的trx_id一樣，也是使用max_trx_id遞增產(chǎn)生。
另外，purge_sys（purge的全局數(shù)據(jù)結構）維護個最小堆，每個rollback segment第1次事務提交時向最小堆插入數(shù)據(jù)，旨在找到trx_no最小的rollback segment進行purge。后面每次處理完1個rseg后，會把下一個undo記錄的trx_no壓入到這個最小堆，作為rseg的cursor。
事務commit時按照trx->no順序，把事務當前的undo log掛到undo segment history list的表頭，指向事務最近的undo log。
History list里的undo都是已提交事務的，當前事務所修改的undo log都記錄在這里，按照從新->老方式排列，最老的undo log在尾部。
undo加入到history list的方式是：以undo log的TRX_UNDO_HISTORY_NODE作為連接件，加入到第一個undo page的TRX_RSEG_HISTORY。
一般來說，每次調用trx_purge_add_update_undo_to_history都會把undo加入到history list，只有在undo page無法被reuse時才更新history list大?。梢哉J為是個優(yōu)化，最后一次更新history length）。
在此之后，trx_purge_add_update_undo_to_history會把undo log header的TRX_UNDO_TRX_NO更新為trx_no。
如果undo->del_marks是FALSE，這個函數(shù)也會更新TRX_UNDO_DEL_MARKS（undo segment創(chuàng)建或者reuse被初始化為TRUE），澄清這不是delete marker。
如果undo segment自創(chuàng)建以來（也可能是上次purge完成之后）中第1個事務commit，還需要更新purge有關的一些參數(shù)，指向下次purge從哪里開始執(zhí)行。
舊版本數(shù)據(jù)不再被任何view訪問就可以被刪除了。5.6以上版本支持獨立purge線程，用戶可以通過參數(shù)Innodb_purge_threads設置purge線程個數(shù)。
有兩類purge線程：
coordinator thread：srv_purge_coordinator_thread，全局只有1個
worker thread：srv_worker_thread，系統(tǒng)有innodb_purge_threads - 1個
coordinator thread負責啟動worker thread參與到purge工作中。
增加purge線程的策略是：trx_sys->rseg_history_len比上次循環(huán)變大了或者rseg_history_len超過某一閾值，需要引進更多的worker thread。
減少purge線程的策略是：如果之前使用多個purge 線程，trx_sys->rseg_history_len并沒有變大，可能需要減少worker thread。
在進行purge之前，首先要確定purge線程要做哪些工作，也就是說哪些undo log可以被purged。
purge也是通過read view來確定工作范圍，被稱為purge view。如果系統(tǒng)有活躍read view，就選取最老的read view作為purge view。
如果不存在就給trx_sys的狀態(tài)打個snapshot，作為purge view，可以被purge的undo log其trx_no一定是小于系統(tǒng)中所有已提交事務的trx->no。
這里插一句，在事務commit時，會把產(chǎn)生的trx->no加入到trx_sys->serialisation_list鏈表，這個鏈表是按照trx->no升序次序排列，也就是維護了trx commit順序。
InnoDB初始化的時候會初始化purge_sys數(shù)據(jù)結構，其中一個工作就是創(chuàng)建purge graph。
這是總共3層結構的圖：
第1層是fork節(jié)點
第2次是thrd節(jié)點（表示purge thread）
第3層是node節(jié)點（表示purge task）
所有的thrd節(jié)點被鏈入到fork->thrs鏈表中；fork地址存儲在purge_sys->query，可以通過purge_sys直接訪問。
執(zhí)行purge的時候總是遍歷purge_sys->query->thrs鏈表，給每個purge線程分配purge任務（trx_purge_attach_undo_recs）。
解析undo log的調用路徑如下：
srv_purge_coordinator_thread -> srv_do_purge -> trx_purge -> trx_purge_attach_undo_recs -> trx_purge_fetch_next_rec -> trx_purge_get_next_rec
purge_sys->next_stored為FALSE時，表示rseg_iter當前指向的rseg無效，需要把rseg_iter移到下一個有效的rseg（TrxUndoRsegsIterator::set_next）。
purge_sys->purge_queue維護了一個最小堆，每次pop最頂元素，可以得到trx_no最小的rollback segment（TrxUndoRsegsIterator::set_next）。
5.7支持臨時表的noredo的rollback segment，set_next遇到redo rollback segment和noredo rollback segment同時存在的情況會一股腦把這兩個rollback segment都pop出來加入到 purge_sys->rseg_iter->m_trx_undo_rsegs數(shù)組中，也在TrxUndoRsegsIterator::set_next實現(xiàn)。
如果沒有rollback segment需要purge話，purge_sys->rseg設置為NULL，purge線程會去睡眠（trx_purge_choose_next_log）。
一般情況下都是有rollback segment需要處理的，purge_sys->rseg更新成purge_sys->rseg_iter->m_trx_undo_rsegs的第1項（至多2項）。
purge_sys中的相應成員也要更新，指向當前rseg上次purge到的位置（TrxUndoRsegsIterator::set_next）。
update undo的del_marks域正常情況下都是TRUE，因為update/delete操作都需要對old value進行標記刪除。
如果purge_sys->rseg->last_del_marks是FALSE的話，表示這是一個dummy的undo log，不需要做物理刪除。這種情況下，把purge_sys->offset設置成0，做個標記表示這個undo log不需要被purged（trx_purge_read_undo_rec）。
正常情況下purge_sys->rseg->last_del_marks是TRUE，可以通過
并把purge_sys以下四個域設置成undo log記錄相應的信息（trx_purge_read_undo_rec）。
purge_sys->offset = offset; /* undo log記錄的offset */ purge_sys->page_no = page_no; /* undo log記錄的pageno */ purge_sys->iter.undo_no = undo_no; /* undo log記錄的undo_no，trx內部undo的序列號 */ purge_sys->iter.undo_rseg_space = undo_rseg_space; /* undo log的tablespace */
為了保證purge_sys以上4個域一定是指向下一個有效undo log，每次讀取undo log時都會捎帶著讀取下一個undo log，并把上面這四個域更新為下一個undo log的信息，方面后續(xù)訪問（trx_purge_get_next_rec）。
如果是dummy undo，trx_purge_get_next_rec會去讀prev_undo（trx_purge_rseg_get_next_history_log），用prev_log信息更新rseg中下一個purge信息。
在此之后，還會把rseg->last_trx_no壓入最小堆，待后面繼續(xù)處理這個rseg。 然后調用trx_purge_choose_next_log選擇下一個處理的rseg，并讀取第一個undo log（trx_purge_get_next_rec）。
就這樣挨個讀取undo log，trx_purge_attach_undo_recs中有一個大循環(huán)，每次調用trx_purge_fetch_next_rec讀到一個undo log后，把它存放到purge節(jié)點（purge graph的第三級節(jié)點） node->undo_recs數(shù)組里面，循環(huán)下一次執(zhí)行切換到下一個thr（purge 線程）。
循環(huán)的結束條件是：
沒有新的undo log
處理過的undo log達到batch size（一般是300）
達到循環(huán)結束條件后，trx_purge_attach_undo_recs返回。如果n_purge_threads > 1 (需要worker線程參與purge），coordinator線程會以round-robin方式啟動n_purge_threads - 1個worker線程。
不管有沒有worker線程參與purge，coordinator線程都會調用que_run_threads（在trx_purge上下文）去處理purge任務。
purge任務如何處理呢？通俗的說purge就是刪除被標記delete marker的記錄項。
大致過程如下：
srv_purge_coordinator_thread -> srv_do_purge -> trx_purge -> que_run_threads -> que_run_threads_low -> que_thr_step row_purge_step -> row_purge -> row_purge_record -> row_purge_del_mark -> row_purge_remove_sec_if_poss
一般刪除的原則是先刪除二級索引再刪除clustered索引（row_purge_del_mark）。
另一種情況是聚集索引in-place更新了，但二級索引上的記錄順序可能發(fā)生變化，而二級索引的更新總是標記刪除 + 插入，因此需要根據(jù)回滾段記錄去檢查二級索引記錄序是否發(fā)生變化，并執(zhí)行清理操作（row_purge_upd_exist_or_extern）。
前面提到過在parse undo log時，可能遇到dummy undo log。返回到row_purge執(zhí)行時需要判讀是否是dummy undo，如果是就什么也不做。
trx_purge在處理完一個batch（通常是300）之后，調用trx_purge_truncate_historypurge_sys對每一個rseg嘗試釋放undo log（trx_purge_truncate_rseg_history）。
大致過程是：把每個purge過的undo log從history list移除，如果undo segment中所有的undo log都被釋放，可以嘗試釋放undo segment，這里隱式釋放file segment到達釋放存儲空間的目的。
感謝你能夠認真閱讀完這篇文章，希望小編分享的“MySQL中InnoDB內部機制的示例分析”這篇文章對大家有幫助，同時也希望大家多多支持創(chuàng)新互聯(lián)，關注創(chuàng)新互聯(lián)行業(yè)資訊頻道，更多相關知識等著你來學習!
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