SHOW VARIABLES LIKE 'storage_engine';
一、InnoDB存储引擎
1.InnoDB是事件型数据库的首选引擎
支撑事件平安表（ACID）
事件的ACID属性：即原子性、一致性、断绝性、持久性
a.原子性：原子性也就是说这组语句要么悉数实行，要么悉数不实行，假如事件实行到一半涌现毛病，数据库就要回滚到事件最先实行的处所。
完成：主如果基于MySQ日记体系的redo和undo机制。事件是一组SQL语句，内里有挑选，查询、删除等功能。每条语句实行会有一个节点。比方，删除语句实行后，在事件中有个纪录保留下来，这个纪录中贮存了我们什么时候做了什么事。假如出错了，就会回滚到本来的位置，redo内里已存储了我做过什么事了，然后逆向实行一遍就能够了。
b.一致性：事件最先前和完毕后，数据库的完整性束缚没有被损坏。（eg:比方A向B转账，不可能A扣了钱，B却没有收到）
c.断绝性：统一时间，只允许一个事件要求统一数据，差别的事件之间相互没有任何滋扰；
假如不斟酌断绝性则会涌现几个题目：
i、脏读：是指在一个事件处置惩罚历程里读取了另一个未提交的事件中的数据（当一个事件正在屡次修正某个数据，而在这个事件中这屡次的修正都还未提交，这时候一个并发的事件来接见该数据，就会形成两个事件获得的数据不一致）；（读取了另一个事件未提交的脏数据）
ii、不可重复读：在关于数据库中的某个数据，一个事件局限内屡次查询却返回了差别的数据值，这是因为在查询距离，被另一个事件修正并提交了；（读取了前一个事件提交的数据，查询的都是统一个数据项）
iii、虚读（幻读）：是事件非自力实行时发作的一种征象（eg:事件T1对一个表中一切的行的某个数据项做了从“1”修正为“2”的操纵，这时候事件T2又对这个表中插入了一行数据项，而这个数据项的数值照样为“1”而且提交给数据库。而操纵事件T1的用户假如再检察方才修正的数据，会发明另有一行没有修正，实在这行是从事件T2中增加的，就好像发生幻觉一样）；（读取了前一个事件提交的数据，针对一批数据团体）
d.持久性：事件完成后，事件对数据库的一切更新将被保留到数据库，不能回滚
2.InnoDB是mySQL默许的存储引擎
默许的断绝级别是RR，而且在RR的断绝级别下更近一步，经由历程多版本并发掌握（MVCC）处置惩罚不可重复读题目，加上间隙锁（也就是并发掌握）处置惩罚幻读题目。因而InnoDB的RR断绝级别实在完成了串行化级别的效果，而保留了比较好的并发机能。
MySQL数据库为我们供应的四种断绝级别：
a、Serializable（串行化）：可防止脏读、不可重复读、幻读的发作；
b、Repeatable read（可重复读）：可防止脏读、不可重复读的发作；
c、Read committed（读已提交）：可防止脏读的发作；
d、Read uncommitted（读未提交）：最低级别，任何情况都没法保证；
从a----d断绝级别由高到低，级别越高，实行效力越低
3.InnoDB支撑行级锁。
行级锁能够最大水平的支撑并发，行级锁是由存储引擎层完成的。
锁：锁的重要作用是治理同享资源的并发接见，用于完成事件的断绝性
范例：同享锁（读锁）、独有锁（写锁)
MySQL锁的力度：表级锁（开支小、并发性低），通常在服务器层完成
行级锁（开支大、并发性高），只会在存储引擎层面举行完成
4、InnoDB是为处置惩罚庞大数据量的最大机能设想。
它的CPU效力多是任何基于磁盘的关联型数据库引擎所不能对抗的
5、InnoDB存储引擎完整与MySQL服务器整合
InnoDB存储引擎为在主内存中缓存数据和索引而保持它本身的缓冲池。InnoDB将它的表和索引在一个逻辑表空间中，表空间能够包括数个文件（或原始磁盘文件）；
6、InnoDB支撑外键完整性束缚
存储表中的数据时，每张表的存储都依据主键递次寄存，假如没有显现在表定义时指定主键。InnoDB会为每一行生成一个6字节的ROWID,并以此作为主键
7、InnoDB被用在浩瀚须要高机能的大型数据库站点上
8、InnoDB中不保留表的行数（eg:select count(*)from table时，InnoDB须要扫描一遍全部表来盘算有多少行）；清空全部表时，InnoDB是一行一行的删除，效力异常慢；
InnoDB不竖立目次，运用InnoDB时，MySQL将在MySQL数据目次下竖立一个名为ibdata1的10MB大小的自动扩大数据文件，以及两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的5MB大小的日记文件
二、InnoDB引擎的底层完成
InnoDB的存储文件有两个，后缀名分别是 .frm和 .idb；个中 .frm是表的定义文件， .idb是表的数据文件。
1、InnoDB引擎采纳B+Tree构造来作为索引构造
B-Tree（均衡多路查找树）：为磁盘等外存储设备设想的一种均衡查找树
体系从磁盘读取数据到内存时是以磁盘块位基本单元的，位于统一磁盘块中的数据会被一次性读取出来，而不是按需读取。
InnoDB存储引擎运用页作为数据读取单元，页是其磁盘治理的最小单元，默许page大小是16k.
体系的一个磁盘块的存储空间每每没有那么大，因而InnoDB每次请求磁盘空间时都会是多少地点一连磁盘块来到达页的大小16KB。
InnoDB在把磁盘数据读入到磁盘时会以页为基本单元，在查询数据时，假如一个页中的每条数据都能助于定位数据纪录的位置，这将会削减磁盘I/O的次数，进步查询效力。
B-Tree构造的数据能够让体系高效的找到数据地点的磁盘块
B-Tree中的每一个节点依据实际情况能够包括大批的关键字信息和分支，例
每一个节点占用一个盘块的磁盘空间，一个节点上有两个升序排序的关键字和三个指向子树根节点的指针，指针存储的是子节点地点磁盘块的地点。
以根节点为例，关键字为17和35，P1指针指向的子树的数据局限小于17，P2指针指向的子树的数据局限为17----35，P3指针指向的子树的数据局限大于35；
模仿查找关键字29的历程：
a.依据根节点找到磁盘块1，读入内存。【磁盘I/O操纵第一次】
b.比较关键字29在区间（17,35），找到磁盘块1的指针P2;
c.依据P2指针找到磁盘块3，读入内存。【磁盘I/O操纵第二次】
d.比较关键字29在区间（26,30），找到磁盘块3的指针P2；
e.依据P2指针找到磁盘块8，读入内存。【磁盘I/O操纵第三次】
f.在磁盘块8中的关键字列表中找到关键字29.
MySQL的InnoDB存储引擎在设想时是将根节点常驻内存的，因而力图到达树的深度不凌驾3，也就是I/O不须要凌驾三次；
剖析上面的效果，发明须要三次磁盘I/O操纵，和三次内存查找操纵。因为内存中的关键字是一个有序表构造，能够应用二分法查找进步效力；而三次磁盘I/O操纵时影响全部B-Tree查找效力的决定因素。
B+Tree
B+Tree是在B-Tree基础上的一种优化，使其更适合完成外存储索引构造，B-Tree中每一个节点中有key，也有data，而每一页的存储空间是有限的，假如data数据较大时将会致使每一个节点（即一个页）能存储的key的数目很小。当存储的数据量很大时同样会致使B-Tree的深度较大，增大查询时的磁盘I/O次数，进而影响查询效力。
在B+Tree中一切数据纪录节点都是依据键值大小递次寄存在统一层的叶子节点上，而非叶子节点上只存储key值信息，如许能够大大加大每一个节点存储的key值数目，下降B+Tree的高度；
通常在B+Tree上有两个头指针，一个指向根节点，另一个指向关键字最小的叶子节点，而且一切叶子节点（即数据节点）之间是一种链式环构造。
因而能够对B+Tree举行两种查找运算，一种是关于主键的局限查找和分页查找，另一种是从根节点最先，举行随机查找。
InnoDB中的B+Tree
InnoDB是以ID为索引的数据存储
采纳InnoDB引擎的数据存储文件有两个，一个定义文件，一个是数据文件。
InnoDB经由历程B+Tree构造对ID建索引，然后在叶子节点中存储纪录
若竖立索引的字段不是主键ID，则对该字段建索引，然后在叶子节点中存储的是该纪录的主键，然后经由历程主键索引找到对应纪录。
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