在MySQL中InnoDB属于存储引擎层，并以插件的情势集成在数据库中。从MySQL5.5.8最先，InnoDB成为其默许的存储引擎。InnoDB存储引擎支撑事件、其设想目标主假如面向OLTP的运用，主要特点有：支撑事件、行锁设想支撑高并发、外键支撑、自动崩溃恢复、聚簇索引的体式格局构造表构造等。（相干引荐：MySQL教程）
体系架构
InnoDB存储引擎是由内存池、背景线程、磁盘存储三大部份构成。
线程
InnoDB 运用的是多线程模子, 其背景有多个差别的线程担任处置惩罚差别的使命
Master Thread
Master Thread是最中心的一个背景线程，主要担任将缓冲池中的数据异步革新到磁盘，保证数据的一致性。包括脏页革新、兼并插进去缓冲、UNDO页的接纳等。
IO Thread
在 InnoDB 存储引擎中大批运用了异步IO(Async IO)来处置惩罚写IO请求, IO Thread的事情主假如担任这些 IO 请求的回调。
Purge Thread
事件提交后，其所运用的undo log能够不再须要，因而须要Purge Thread来接纳已分派并运用的UNDO页。InnoDB支撑多个Purge Thread, 如许做能够加速UNDO页的接纳，进步CPU的运用率以及提拔存储引擎的机能。
Page Cleaner Thread
Page Cleaner Thread的作用是庖代Master Thread中脏页革新的操纵，其目标是减轻原Master Thread的事情及关于用户查询线程的壅塞，进一步进步InnoDB存储引擎的机能。
内存
InnoDB 存储引擎内存的构造
缓冲池
InnoDB存储引擎是基于磁盘存储的，并将个中的纪录依据页的体式格局举行治理。然则由于CPU速率和磁盘速率之间的鸿沟，基于磁盘的数据库体系平常运用缓冲池纪录来进步数据库的的团体机能。
缓冲池实在就是经由过程内存的速率来填补磁盘速率较慢对数据库机能的影响。在数据库举行读取操纵时，起首将磁盘中的页放入缓冲池中，下次再读取雷同页时，起首从缓冲池中猎取该页数据，起到高速缓存的作用。
数据的修正操纵，则起首修正在缓冲池中的页数据，然后运用一种称为Checkpoint的机制革新到磁盘上。
缓冲池的大小直接影响数据库的团体机能，关于InnoDB存储引擎而言,缓冲池设置经由过程参数 innodb_buffer_pool_size 来设置。运用 SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size' 敕令可检察缓冲池设置：
mysql> SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_buffer_pool_size' \G
*************************** 1. row ***************************
Variable_name: innodb_buffer_pool_size
Value: 134217728
1 row in set (0.01 sec)
缓冲池中缓存的数据页范例有: 索引页、undo页、插进去缓冲、自适应哈希索引、InnoDB锁信息、数据字典信息等，索引页和数据页占缓冲池很大的一部份。
重做日记缓冲
缓冲池中的页数据比磁盘要新时，须要将新数据革新到磁盘中。InnoDB采纳Write Ahead Log战略来革新数据，即当事件提交时，先写入重做日记缓冲，重做日记缓冲会按肯定频次革新到重置日记文件中，然后脏页会依据checkpoint机制革新到磁盘。
重做日记缓冲不须要设置很大，平常状况下8M能满足大部份的运用场景。重做日记支撑一下三种状况触发革新：
Master Thread每一秒将重做日记缓冲革新到重做日记文件
每次事件提交时将重做日记缓冲革新到重做日记文件
当重做日记缓冲池盈余空间小于1/2时，重做日记缓冲革新到重做日记文件
分外内存池
在InnoDB存储引擎中，对内存的治理是经由过程一种称为内存堆的体式格局举行的。在对一些数据构造自身的内存举行分派时，须要从分外的内存池中举行请求，当该地区的内存不够时，会从缓冲池中举行请求。
锁
InnoDB支撑的锁有：
同享锁和排它锁
意向锁
纪录锁
间隙锁
自增锁
同享锁和排他锁
InnoDB引擎完成了两种规范的行级锁，同享锁(shared (S) locks) 和排他锁 (exclusive (X) locks)。同享锁许可一个占领锁的事件去读取一行数据，排它锁则许可事件对某一行纪录举行写操纵。
假如一个事件持有了一个同享锁，其他事件依旧能够猎取这行纪录的同享锁，但不能猎取到这行纪录的排它锁。当一个事件猎取到了某一行的排它锁，则其他事件将没法再猎取这行纪录的同享锁和排它锁。
意向锁
在InnoDB中，意向锁是一种表级锁，分为同享锁和排他锁：
意向同享锁：将要去猎取某一行的同享锁
意向排它锁：将要去猎取某一行的排它锁
事件在猎取同享/排它锁之前必须先猎取意向同享/排它锁，意向锁不会壅塞其他任何对表的操纵，他只是通知其他事件他将要去猎取某一行的同享锁或许排他锁。
纪录锁
纪录是是作用在索引上的一种锁，他锁住的是某一条纪录的索引而非纪录自身，假如当前表没有索引那末InnoDB将会为其建立一个隐蔽的群集索引，而Record Locks将会锁住这个隐蔽的群集索引。
间隙锁
间隙锁和纪录锁一样也是作用在索引上，差别的是纪录锁只作用于一条索引纪录而间隙锁能够锁住一个范围内的索引。间隙锁在InnoDB的唯一作用就是防备其他事件的插进去操纵，以此防备幻读的发作。
自增锁
自增锁是一种特别的表级锁，他只作用在包括自增列的插进去操纵时。当一个事件正在插进去一条数据时，其他的任何事件都必须守候全部事件完成插进去操纵，在取猎取锁来实行插进去操纵。
事件
ACID
事件是数据库作为OLTP最为主要的特征，提及事件不能不提起ACID四个基础特征：
原子性(Atomicity) ：事件最小事情单位，要么全胜利，要么全失利
一致性(Consistency)： 事件最先和完毕后，数据库的完全性不会被损坏
断绝性(Isolation) ：差别事件之间互不影响，四种断绝级别为RU（读未提交）、RC（读已提交）、RR（可重复读）、SERIALIZABLE （串行化）
耐久性(Durability) ：事件提交后，对数据的修正是永久性的，纵然体系故障也不会丧失
InnoDB的原子性、耐久性和一致性主假如经由过程Redo Log、Undo Log和Force Log at Commit机制机制来完成的。Redo Log用于在崩溃时恢复数据，Undo Log用于对事件的影响举行打消，也能够用于多版本掌握。而Force Log at Commit机制保证事件提交后Redo Log日记都已耐久化。断绝性则是由锁和MVCC来保证的。
断绝级别
在MySQL中，事件有4种断绝级别，分别是：
Read Uncommitted 未提交读
Read Committed 已提交读
Repeatable Read 可重复读
Serializable 可串行化
在明白四种断绝级别之前，我们须要先相识别的三个名词：
脏读
a事件会读取到b事件还未提交的数据，然则b事件由于某种原因举行回滚操纵，如许，a事件读取的数据是不可用的，进而会形成一些非常效果。
不可重复读
a事件周期内对某一数据屡次查询，同时这些数据在b事件中举行了update或delete操纵。那末a事件每次查询出来的效果能够都不一样。
幻读
幻读的效果实在和不可重复读是一样的表现，差别就在于不可重复读主假如针对其他事件举行了编辑(update)和删除(delete)操纵。而幻读主假如针对插进去(insert)操纵。也就是在一个事件生命周期内，会查询到别的一个事件新插进去的数据。
Read uncommitted 未提交读
未提交读，这类状况下，一个事件a能够看到另一个事件b未提交的数据，假如此时事件b发作回滚，那末事件a拿到的就是脏数据，这也就是脏读的寄义。
此断绝级别在MySQL InnoDB平常不引荐运用。
Read Committed 已提交读
已提交读，一个事件从最先直到提交之前，所做的任何修正对其他事件都是不可见的。处理了脏读题目，然则存在幻读征象。
Repeatable Read 可重复读
可重复读，该级别保证在统一事件中屡次读取一样纪录的效果是一致的，在InnoDB存储引擎中同时处理了幻读和不可重复读题目。
InnoDB引擎经由过程运用Next-Key Lock处理了幻读的题目。Next-Key Lock是行锁和间隙锁的组合，当InnoDB扫描索引纪录的时刻，会起首对索引纪录加上行锁（Record Lock），再对索引纪录双方的间隙加上间隙锁（Gap Lock）。加上间隙锁以后，其他事件就不能在这个间隙修正或许插进去纪录。
Serializable 可串行化
Serializable 是最高的断绝级别，它经由过程强迫事件串行实行，避免了幻读的题目，然则 Serializable 会在读取的每一行数据上都加锁，所以能够致使大批的超时和锁争用的题目,因而并发度急剧下降，在MySQL InnoDB一样不被发起运用。
开启事件
BEGIN、BEGIN WORK、START TRANSACTION
实行BEGIN敕令不会真正在引擎层开启新事件，仅仅是为当前线程设定标记，示意为显式开启的事件。
START TRANSACTION READ ONLY
开启只读事件，当MySQL Server吸收到任何数据变动的SQL时，都邑直接谢绝修正并返回毛病，此错我不会进入引擎层。
START TRANSACTION READ WRITE
许可super用户在当前线程只读状况为true的状况下启动读写事件。
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT
开启事件会进入引擎层，并开启一个readview。只要在RR断绝级别下，这类操纵才有用，不然会报错。
Undo log
在数据举行修正时会纪录响应的undo日记，假如事件失利或许回滚，能够借助纪录的undo日记举行回滚。Undo log是逻辑日记，纪录变动前的数据镜像。在修正时假如同时须要读取当前数据的时刻，它能够依据版本信息分析出该行纪录之前版本的数据。别的Undo log也会发生重做日记，由于Undo log也要举行耐久化庇护。
事件提交
运用全局事件ID发生器生成事件NO，将当前衔接的事件指针(
trx_t)添加到全局提交事件链表(trx_serial_list)中标记undo，假如这个事件只运用了一个UndoPage且运用量小于3/4个Page，则把这个Page标记为
TRX_UNDO_CACHED，假如不满足且是insert undo则标记为TRX_UNDO_TO_FREE，不然undo为update undo则标记为TRX_UNDO_TO_PURGE。标记为TRX_UNDO_CACHED的undo会被引擎接纳。把
update undo放入地点undo segment的history list，并递增rseg_history_len(全局)。同时更新Page上的TRX_UNDO_TRX_NO, 假如删除了数据，则重置delete_mark把
undate undo从update_undo_list中删除，假如被标记为TRX_UNDO_CACHED，则加入到update_undo_cached行列中mtr_commit(日记undo/redo写入大众缓冲区)，至此，在文件条理事件提交。这个时刻纵然crash，重启后依旧能保证事件是被提交的。接下来要做的是内存数据状况的更新(trx_commit_in_memory)只读事件只须要把
readview从全局readview链表中移除，然后重置trx_t构造体内里的信息即可。读写事件起首须假如设置事件状况为TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY，开释一切行锁而且将trx_t从rw_trx_list中移除，readview从全局readview链表中移除。假如有insert undo则在这里移除，假如有update undo则叫醒Purge线程举行垃圾清算，末了重置trx_t里的信息，便于下一个事件运用
回滚
假如是只读事件，则直接返回
推断当前是回滚全部事件照样部份事件，假如是部份事件，则纪录下须要保留多少个Undo log，过剩的全举行回滚
从
update undo和insert undo中找出末了一条undo，从这条undo最先回滚假如是
update undo则将标记为删除的纪录清算标记，更新过的数据回滚到最老的版本。假如是insert undo则直接删除群集索引和二级索引假如一切undo都已被回滚或许回滚到了指定的undo则住手，把Undo log删除
索引
InnoDB引擎运用B+树作为索引构造，主键索引的叶子节点data域保留了完全的字段数据，非主键索引的叶子节点保留了指向主键的值数据。
上图是 InnoDB 主索引（同时也是数据文件）的示意图，能够看到叶节点包括了完全的数据纪录，这类索引叫做群集索引。由于 InnoDB 的数据文件自身要按主键群集，所以 InnoDB 请求表必须有主键，假如没有显式指定，则 MySQL 体系会自动挑选一个能够唯一标识数据纪录的列作为主键，假如不存在这类列，则 MySQL 自动为 InnoDB 表生成一个隐含字段作为主键，这个字段长度为6个字节，范例为长整形。
InnoDB 的辅佐索引 data 域存储响应纪录主键的值而不是地点。换句话说，InnoDB 的一切辅佐索引都援用主键作为 data 域。群集索引这类完成体式格局使得按主键的搜刮非常高效，然则辅佐索引搜刮须要检索两遍索引：起首检索辅佐索引取得主键，然后用主键到主索引中检索取得纪录。
以上就是MySQL中InnoDB存储引擎的细致引见（代码示例）的细致内容，更多请关注ki4网别的相干文章！
