InnoDB基本特性

Ⅰ、double write

目的：保证数据写入的可靠性

小知识:

什么是partial write？

16k的page只写入了4k,6k,8k,12k就断掉了的情况

corrupt的page就是page的header更新了但是trailer没更新

这种page不可以通过redo log进行恢复(通过redo恢复的前提是这个page是干净的)

1.1 double write是个啥？

page更新的时候并不是直接写到对应的ibd中的而是先写入double write段对象(在共享表空间里)中,成功写满一个page再去写到磁盘(space,page_no对应位置)

但并不是每个page都这么搞一下,而是128个page搞一下(两个区),也就是2M（不可调整）

此时若发生partial write,

doublewrite里面有一个干净page的副本,可以把这个page恢复过去

如果doublewrite是partial write,那数据文件里的page没被破坏还是干净的,可以通过redo恢复

doublewrite和表空间中总有一份是干净的

弄个图看下吧：

1. 将脏页copy到Double Write Buffer对象中,默认两兆大小
2. 将Double Write Buffer中的对象先写入到共享表空间（ibdata1）
	两兆循环覆盖
	顺序写入(一次IO)
3. 再据（space,page_no）写入到原来的ibd文件中；
4. 如果是在写到ibdata1中的Double Write时,发宕机；此刻原来的ibd file 仍然是完整、干净的 ,下次启动后是可以用redo文件进行恢复的。
5. 如果是写到ibd文件时,发了宕机；此刻在原来的 ibdata1中存在副本 ,可以直接覆盖到ibd文件（对应的页）中去,然后再进行redo进行恢复
redo是物理逻辑的,物理表示记录的日志针对的是页（page）的修改,逻辑表示记录日志的内容是逻辑的。

1.2 性能开销

开启dw有一定的性能开销,但是不是两倍,因为是128个page才来一次,而且是顺序的写

通常5%~25%

slave服务器可考虑是否关闭？

按道理应该是没必要,slave也要保证page写入的可靠性,而且性能开销也不是很大,建议主从配置完全一致

(root@172.16.0.10) [test]> show variables like '%double%';
+--------------------+-------+
| Variable_name      | Value |
+--------------------+-------+
| innodb_doublewrite | ON    |
+--------------------+-------+
1 row in set (0.01 sec)

如果你的系统不存在partial write的情况,写一个page就是原子的

就可以把这个参数关掉

磁盘：Fusion-IO

文件系统：ZFS、btrfs

--skip-doublewrite

linux中上面这两个文件系统基本是不可用的,所以不建议关闭

Ⅱ、INSERT/CHANGE BUFFER

• 5.5版本之前叫做insert buffer,现在叫change buffer
• 用作提高辅助索引的插入(增删改)性能
• none unique secondary index(非唯一的二级索引)
• insert buffer页是一棵B+ tree每次最多缓存2k的记录
• 开启后有30%的性能提升(默认开启)

tips：

二级索引的插入是随机的（除了时间之类的）,当然也不一定是二级索引,pk也一样,自增那就不存在这个问题,如果用了一个随机的函数就随机了,所以都会去做一个全局唯一的id,而且希望这个id是顺序的,因为顺序插入性能比较好,B+ tree的分裂都是朝一个方向去分裂的

2.1 Insert Buffer工作原理(空间换时间)

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(持久化的,在ibdata1中,同时会写redo日志,宕机不会出问题)

当读取辅助索引页到缓冲池,会将Insert Buffer中该页的记录合并到辅助索引页中,当然后台也有线程定期做这个从Insert Buffer中批量读取合并操作,所以,其实就是一个cache

2.2 潜在问题

①5.5之前最大可以使用1/2缓冲池内存,现在只能用1/4

(root@172.16.0.10) [zst]> show variables like '%change_buffer%';
+-------------------------------+-------+
| Variable_name                 | Value |
+-------------------------------+-------+
| innodb_change_buffer_max_size | 25    |
| innodb_change_buffering       | all   |
+-------------------------------+-------+
2 rows in set (0.01 sec)

②insert buffer开始进行合并时插入性能开始下降

shutdown不进行insert buffer记录的合并

tips:

为什么对MySQL做全插入的操作测试,结果都是一开始性能很好,慢慢越来越差 ？

开始BP是10G,一开始插入,BP都是空的,都是直接插

后面都是脏页,涉及到磁盘的读取和脏页刷回磁盘,

BP满了,也要刷盘,split

2.3 Insert/Change Buffer举例

CREATE TABLE t (
    a INT AUTO_INCREMENT,  -- a 列是自增的
	b VARCHAR(30),         -- b 列是varchar
	PRIMARY KEY(a)         -- a 是主键 key(b)
	-- b 是二级索引（如果是name之类的,可以看成是非唯一的）
);

• 对于a列,主键每次插入都要立即插入对应的聚集索引页(在内存中就直接插入,不在内存就先读到内存)
• 对于b列,没有Insert Buffer,每次插入一条记录都要读取一次页(读内存,或者从磁盘读到内存),然后将记录插入到页中,若有Insert Buffer,先判断记录对应要插入的二级索引页是否在bp中,若在则直接插入,否则先cache起来放到Insert Buufer中,等二级索引页被读到,将Insert Buffer中该页对应的记录合并(Merge)进去,以此来减少io操作

小结：

综上,这是一个空间换时间(批量插入)来提升二级索引插入性能的手段,二级索引可以不急着插入,只要主键已经插入即可

2.4 查看Insert/Change Buffer

show engeine innodb status\G
...
-------------------------------------
INSERT BUFFER AND ADAPTIVE HASH INDEX
-------------------------------------
Ibuf: size 1, free list len 0, seg size 2, 0 merges
merged operations:
 insert 0, delete mark 0, delete 0
discarded operations:
 insert 0, delete mark 0, delete 0
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
Hash table size 232499, node heap has 0 buffer(s)
0.00 hash searches/s, 0.00 non-hash searches/s
...

Seg size = size + free list len + 1	buffer中页的数量,size为used page,free list len为free page

merges:合并了多少页

merged insert:插入了多少条记录

insert/merges表示插入的效率（插入一条记录,就要读取一次页）

discarded operations:应该是很小的值,或者为0,当记录写入到Insert/Change Buffer后,对应的表被删除了,则相应的Buffer中的记录就应该被丢弃

使用Insert/Change Buffer的前提时,需要使用随机IO ,这时才放入Buffer中,如果页已经在Buffer Pool（内存）中,就 不需要使用Insert/Change Buffer了

2.5 change buffer

5.5之后改名为change buffer(Insert、Delete-marking、Purge)

--innodb_change_buffering
all
none
inserts
deletes
changes=(insert&delete-marking)
purges
默认all,不要动它,由它去

Ⅲ、ADAPTIVE HASH INDEX(自适应哈希索引)

3.1 搜索时间复杂度

①B+ tree O(T height),只能定位到记录所在的页

②哈希表 O(1),可以直接定位到记录

innodb自己判断这个page是不是热点page,如果是,就对page里面的记录创建ahi,这个需要的内存是向bp要的,所以不会oom

node heap has 0 buffer(s)就是问bp要的的内存,不是问操作系统要内存,顶多就是bp不够用,就不给你分配创建ahi

3.2 自适应哈希是个啥jb玩意儿？

• 根据B+ tree的访问模式构建哈希,猜测基本没开销
• 仅对热点page中的记录创建哈希索引
• 非持久化
• 仅支持点查询(point select),即等值查询

默认打开,官方5.6之后建议关闭

哈希索引的是page里面的记录,如果一个热点page,里面的记录更新很频繁,那维护ahi的代价就非常大,即使不是dml操作,仅仅select那也要创建索引

innodb_adaptive_hash_index            直接设置为off
innodb_adaptive_hash_index_parts      5.6之后推出,对ahi锁进行分片,设置为cpu的个数,当然关了之后这就不谈了

3.3 如何判断热点page？

创建ahi的过程

三个要求,很苛刻

索引是否被访问了17次？

索引中某个页已经被访问了至少100次

对索引中的页访问的模式都是相同的

idx_a_b(a,b)

where a = xxx

where a = xxx and b = xxx

没什么用,开启后性能没啥提升,却多了cpu消耗,可以跑个sysbench看看

tips：

①5.6提供了视图看访问记录数(本来都是在内存里,看不到),information_schema>INNODB_BUFFER_PAGE_LRU>FIX_COUNT

②free+lru的page数不等于总的,很大一个原因就是被ahi用了内存

Ⅳ、FLUSH NEIGHBOR PAGE(FNP)

试图刷新页所在区中的所有脏页,合并io,随机转顺序

刷一个page可能触发刷64个page,一个区里面的page是连续的,所以刷新一个区里面的page是比较顺序的,但是太狠了,出发点是好的,但是刷完马上又脏了怎么办呢？

这个特性对传统机械磁盘有效,SSD关闭此功能(随机写性能足够好了,不需要做这个随机转顺序的优化)

MySQL5.6 --innodb_flush_neighbors={1|0},默认是1,关了关了,可以在线修改的
非ssd5.7可以设置为2表示刷连续的脏页