mysql中InnoDB表为什么要建议用自增列做主键

InnoDB 被称为索引组织型的存储引擎。主键使用的 B-Tree 来存储数据，即表行。这意味着 InnoDB 必须使用主键。如果表没有主键，InnoDB 会向表中添加一个隐藏的自动递增的 6 字节计数器，并使用该隐藏计数器作为主键。InnoDB 的隐藏主键存在一些问题。您应该始终在表上定义显式主键，并通过主键值访问所有 InnoDB 行。InnoDB 的二级索引也是一个B-Tree。搜索关键字由索引列组成，存储的值是匹配行的主键。通过二级索引进行搜索通常会导致主键的隐式搜索。

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、索引段、回滚段，innodb是索引组织表，数据段就是B+Tree的叶子节点，索引段为非叶子节点，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存储引擎页大小为16K，即一个区中一共有64个连续的页。

页，是innodb存储引擎磁盘管理的最小单元，每个页的大小为16K，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。

行，innodb存储引擎数据是按行进行存储的。Trx_id 最后一次事务 *** 作的id、roll_pointer滚动指针。

i nnodb的内存结构 ，由Buffer Pool、Change Buffer和Log Buffer组成。

Buffer Pool : 缓冲池是主内存中的一个区域，里面可以缓存磁盘上经常 *** 作的真实数据，在执行增删改查 *** 作时，先 *** 作缓冲池中的数据(若缓冲池么有数据，则从磁盘加载并缓存)，然后再以一定频率刷新磁盘，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:

1、free page 即空闲page，未被使用。

2、clean page 被使用page，数据没有被修改过。

3、dirty page 脏页，被使用page，数据被修改过，这个page当中的数据和磁盘当中的数据 不一致。说得简单点就是缓冲池中的数据改了，磁盘中的没改，因为还没刷写到磁盘。

Change Buffer ：更改缓冲区(针对于非唯一二级索引页)，在执行DML语句时，如果这些数据page没有在Buffer Pool中，不会直接 *** 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。

二级索引通常是非唯一的，并且以相对随机的顺序插入二级索引页，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 *** 作磁盘，会造成大量磁盘IO，有了Change Buffer之后，我们可以在缓冲池中进行合并处理，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。无需人工干预，系统根据情况自动完成。

参数：innodb_adaptive_hash_index

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16M，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。

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

innodb_flush_log_at_trx_commit=1 表示日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘

2 表示日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次

0 表示每秒将日志写入并刷新到磁盘一次。

InnoDB 的磁盘结构，由系统表空间(ibdata1)，独立表空间(*.ibd),通用表空间，撤销表空间(undo tablespaces), 临时表空间(Temporary Tablespaces), 双写缓冲区(Doublewrite Buffer files), 重做日志(Redo Log).

系统表空间(ibdata1)： 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者通用表空间中创建的，它也可能包含表和索引数据。

参数为: innodb_data_file_path

独立表空间(*.ibd): 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。 参数: innodb_file_per_table

通用表空间: 需要通过create tablespace 语法创建，创建表时 可以指定该表空间。

create tablespace xxx add datafile 'file_name' engine=engine_name

create table table_name .... tablespace xxx

撤销表空间(undo tablespaces): 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16K，undo_001,undo_002)，用于存储undo log 日志

临时表空间(Temporary Tablespaces)： innodb使用会话临时表空和全局表空间，存储用 户创建的临时表等数据。

双写缓冲区(Doublewrite Buffer files)： innodb引擎将数据页从Buffer Pool刷新到磁盘前，先将数据页写入缓冲区文件中，便于系统异常时恢复数据。

重做日志(Redo Log)： 是用来实现事务的持久性，该日志文件由两部分组成，重做日志缓冲区(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修改信息都会存储到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘时，发送错误时，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ib_logfile0,ib_logfile1。

那内存结构中的数据是如何刷新到磁盘中的? 在MySQL中有4个线程负责刷新日志到磁盘。

1、Master Thread， mysql核心后台线程，负责调度其它线程，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，合并插入缓冲、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 Thead主要负责这些IO请求的回调。

4个读线程 Read thread负责读 *** 作

4个写线程write thread负责写 *** 作

1个Log thread线程 负责将日志缓冲区刷新到磁盘

1个insert buffer线程 负责将写入缓冲区内容刷新到磁盘

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，它可以减轻主线程 的压力，减少阻塞。

事务就是一组 *** 作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的 *** 作作为一个整体一起向系统提交或撤销 *** 作请求，即这些 *** 作要么同时成功，要么同时失效。

事务的4大特性分为:

如何保证事务的4大特性，原子性，一致性和持久性是由innodb存储引擎底层的两份日志来保证的，分别是redo log和undo log。对于隔离性是由锁机制和MVCC(多版本并发控制)来实现的。

redo log，称为重做日志，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及重做日志文件redo log file，前者是在内存中，后者是在磁盘中，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，发送错误时，进行数据的恢复使用，从而保证事务的持久性。

具体的 *** 作流程是：

1、客户端发起事务 *** 作，包含多条DML语句。首先去innodb中的buffer pool中的数据页去查找有没有我们要更新的这些数据，如果没有则通过后台线程从磁盘中加载到buffer pool对应的数据页中，然后就可以在缓冲池中进行数据 *** 作了。

2、此时缓冲池中的数据页发生了变更，还没刷写到磁盘，这个数据页称为脏页。脏页不是实时刷新到磁盘的，而是根据你配置的刷写策略进行刷写到磁盘的（innodb_flush_log_at_trx_commit，0,1,2三个值）。如果脏页在往磁盘刷新的时候出现了故障，会丢失数据，导致事务的持久性得不到保证。为了避免这种现象，当对缓冲池中的数据进行增删改 *** 作时，会把增删改记录到redo log buffer当中，redo log buffer会把数据页的物理变更持久化到磁盘文件中(ib_logfile0/ib_logfile1)。如果脏页刷新失败，就可以通过这两个日志文件进行恢复。

undo log，它是用来解决事务的原子性的，也称为回滚日志。用于记录数据被修改前的信息，作用包括:提供回滚和MVCC多版本并发控制。

undo log和redo log的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，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，因为这些日子可能用于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。

mvcc(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 *** 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。

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。

mvcc的实现原理

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。

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

版本链数据访问规则:

trx_id: 表示当前的事务ID

1、trx_id == creator_trx_id? 可以访问读版本-->成立的话,说明数据是当前这个事务更改的

2、trx_id 成立,说明数据已经提交了。

3、trx_id>max_trx_id？不可用访问读版本->成立的话，说明该事务是在ReadView生成后才开启的。

4、min_trx_id

MYISAM 表是典型的数据与索引分离存储，主键和二级索引没有本质区别。比如在 MYISAM 表里主键、唯一索引是一样的，没有本质区别。

INNODB 表本身是索引组织表，也就是说索引就是数据。下图表T1的数据行以聚簇索引的方式展示，非叶子节点保存了主键的值，叶子节点保存了主键的值以及对应的数据行，并且每个页有分别指向前后两页的指针。

INNODB 表不同于 MYISAM，INNODB 表有自己的数据页管理，默认 16KB。MYISAM 表数据的管理依赖文件系统，比如文件系统一般默认 4KB，MYISAM的块大小也是 4KB，MYISAM 表的没有自己的一套崩溃恢复机制，全部依赖于文件系统。

INNODB 表这样设计的优点有两个：

  1. 数据按照主键顺序存储。主键的顺序也就是记录行的物理顺序，相比指向数据行指针的存放方式，避免了再次排序。我们知道，排序消耗最大。

2. 两个叶子节点分别含有指向前后两个节点的指针，这样在插入新行或者进行页分裂时，只需要移动对应的指针即可。

INNODB 二级索引的非叶子节点保存索引的字段值，上图索引为表 t1 的字段 age。叶子节点含有索引字段值和对应的主键值。

这样做的优点是当出现数据行移动或者数据页分裂时，避免二级索引不必要的维护工作。当数据需要更新的时候，二级索引不需要重建，只需要修改聚簇索引即可。

但是也有缺点：

1. 二级索引由于同时保存了主键值，体积会变大。特别是主键设计不合理的时候，比如用 UUID 做主键。

2. 对二级索引的检索需要检索两次索引树。第一次通过检索二级索引叶子节点，找到过滤行对应的主键值；第二次通过这个主键的值去聚簇索引中查找对应的行。

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