【Mysql高级特性】 InnoDB 的关键特性

💓 InnoDB 的关键特性

InnoDB 存储引擎关键特性包括：

• 插入缓冲 （insert Buffer）
• 两次写 （Double Whrite）
• 自适应哈希索引 （Adaptice Hash Index）
• 异步IO （Async IO）
• 刷新邻接页 （Flush Neighbor Page）
  
  

💓插入缓冲 （insert Buffer）

在 InnoDB 存储引擎中，主键时行唯一的标识符。通常应用程序中行记录的插入顺序按照主键递增的顺序进行插入的。因此，插入聚集索引一般是顺序的，但是不可能在每张表上只有一个聚集索引，大多数，一张表上有多个非聚集的辅助索引。这种情况下产生了一个非聚集的列不是唯一的索引。在进行插入操作时，对于非聚集索引叶子节点的插入不再是顺序的，这是需要离散式访问非聚集索引页，由于搜集读取存在而导致插入的操作性能下降。
** 对于非聚集索引插入和更新操作，不是每一次一次直接插入到索引页中，而是先判断插入的非聚集索引页是否在缓冲池中，若在，则直接插入；若不在，则先放入到一个 insert Buffer 对象中，然后在以一定的频率和情况进行 insert Buffer 和辅助索引叶子节点 merge 操作，通常能将多个插入合并到一个操作中，从而提高了对于非聚集索引插入的性能。
InnoDB 缓冲池确实包含了Insert Buffer的信息，但Insert Buffer 和数据页一样，也是物理存在的（以B+树的形式存在共享表空间中）。
使用 insert Buffer 的条件：

• 索引是辅助索引 ： 主键是唯一索引
• 索引不是唯一的 ： 如果索引是唯一的，需要对索引的唯一性进行判断，那么就避免不了查找索引页。

insert Buffer存在的问题，在密集写的情况加，插入缓存占用过多的缓冲池内存，默认可以最大占用1/2的缓冲池内存。
如果数据库宕机，必有大量的 insert Buffer 并没有合并到实际的非聚集索引中，因此恢复需要很长的时间

💓 change Buffer

InnoDB 从1.0.x版本引入了 changge Buffer ，可将其视为 Insert Buffer 的升级，增加了对 insert、 delete、 update都进行了缓冲，change Buffer适用的对象依然是 非唯一的辅助索引

• insert buffer ： 先写 insert buffer 之后再 merge到辅助索引的叶子节点
• detete buffer ： 先将记录标记为已删除，
• purge buffer ： 真正将记录删除

insert 对应 insert buffer
update 和 delete 对应 detete buffer 和 purge buffer 因为这里只是对索引树和索引列的维护操作，对于一个索引值没有更新操作只有删除

💓 insert Buffer 数据结构

insert Buffer 的数据结构是一颗B+树，在 mysql 4.1之后 insert Buffer 由一颗B+数构成。负责对所有表的辅助索引进行 insert Buffer 。 这个B+树存放在共享表了空间中。

💓 Merge insert Buffer

Merge insert Buffer 就是将 Insert Buffer 中的记录合并到真正的辅助索引中
在下面几种情况下发生

• 辅助索引页呗读取到缓冲池中
  当辅助索引页呗读取到缓冲池中时，如果辅助所有也又记录存在于 insert Buffer B+书中，则将该页的记录插入到该辅助索引页中
• Insert Buffer Bitmap 页追踪到该辅助索引页一无可用空间时
  若插入辅助索引记录时检测到插入记录后可用空间会小于1/32页，则会强制进行一个合并操作
• Master Thread 刷新
  每秒或者每10秒进行一次 Merge insert Buffer 操作

💓两次写 （Double Write）

insert Buffer 带给 InnoDB 存储引擎时性能上的提升， 那么 doublewrite 带给 InnoDB 的时数据也的可靠性。
数据库放生宕机时，可能innoDB 存储引擎正在是写入某个页到表中，而这个页写了一部分，比如16KB的页 ，只写了前 4 KB ，之后就发生了宕机，这种情况被称为部分写失效 （partial page write）。 重做日志中记录的时对页的物理操作。如果这个页本身已经发生了损坏，在对其重做时没有意义的。
Double Write： 在应用重做日志之前，用户需要一个页得副本，当写入失效发生时，先通过页的副本来还原该页，再进行重做。

💓Double Write 组成

• doublewrite buffer 大小为 2MB 内存
• 共享表空间 大小为 2MB 磁盘
  在对缓冲池进行刷新时，并不直接写磁盘，而是会员通过memcpy函数将脏页先复制到内存中的 doublewrite buffer，之后通过 doublewrite buffer 再分两次，每次1MB 顺序低写入共享表空间的物理磁盘上，然后马上调用fsync 函数，同步输盘，避免缓冲来的问题

💓自适应哈希索引 （Adaptive Hash Index，AHI）

哈希查找的一般情况下的时间复杂度为 0（1），而 B+ 树的查找次数，取决于B+树的高度，在生产环境B+树的高度一般为3到4层，需要3到4此查询。

自适应哈希索引 ： InnoDB 存储引擎会监控对表上各索引页的查询。如果观察到简历哈希索引可以带来速度提升，则建立哈希索引

AHI 是通过缓冲池的B+树页构造而来，因此建立的速度很快，而且不需要对整张表结构建立哈希索引。

在启用 AHI 后，读取和写入的速度可以提升2呗，辅助索引的连接操作性能可以提高5倍。

AHI 构成的条件

• 对一个页的连续访问模式必须是一致的，也就是查询条件必须是一致的
• 以同一种查询条件进行了100次以上的访问

💓异步IO （Async IO）

为了提高磁盘操作性能，当前的数据库系统都采用异步 io 的方式来处理磁盘操作。

异步IO 的优势：

1. 如果用户发出的是一条索引三秒的查询，那么这条SQL 查询语句可能需要扫描多个索引页，也就是要进行多次IO 操作。用户可以在发出一个 IO 请求后立即再发出两一个IO 请求，当全部IO 请求发送完毕后，等待所有IO 操作的完成。
2. 可以进行IO Merge 操作，将多个IO 合并成一个 IO。
   例如需要访问页 （8，6） （8，7） （8，8） ，就会进行 IO merge 操作 合并成 （8，6）的访问

💓刷新邻接页 （Flush Neighbor Page）

刷新邻接页：当刷新一个脏页时，InnoDB 存储引擎会检测该页所在区的所有也，如果时脏页，那么一起进行刷新，通过 AIO 可以将多个IO 写入操作合并为一个 IO 操作。