后台线程
"background-color: #ccffcc">每秒一次的操作：
1.日志缓冲刷新到磁盘，即使该事务还没有提交。该操作总是会发生，这个就是为了再大的事务，提交时间都很短。
2.当IO压力很小时（1s内发生的IO次数小于5% innodb_io_capacity）合并5% innodb_io_capacity 的插入缓冲。
3.当脏页比例大于 innodb_max_dirty_pages_cnt, 刷新 innodb_io_capacity 个缓冲池中的脏页到磁盘。否则如果 innodb_adaptive_flush 开启，则根据buf_flush_get_desired_flush_rate 来选择合适刷新脏页数量进行刷新。
每10秒一次的操作：
1.如果过去10S 内IO操作小于 innodb_io_capacity， 刷新 innodb_io_capacity 个缓冲池中的脏页到磁盘。
2.合并5% innodb_io_capacity 个插入缓冲。
3.将日志缓冲刷新到磁盘。
4.删除无用的undo页。
5.如果缓冲池中脏页比例超过70%，再次刷新 innodb_io_capacity 个脏页到磁盘。否则刷新10% innodb_io_capacity 个脏页。
background loop(数据库空闲或者数据库关闭时):
1.删除无用的undo页。
2.合并 innodb_io_capacity 个插入缓冲。
flush loop(数据库空闲）：
1.刷新 innodb_io_capacity 个脏页
"color: #ff0000">"color: #ff0000">"background-color: #ccffcc">内存缓冲池
对于数据库中页的修改操作，首先修改在缓冲池中的页，然后再以一定的频率刷新到磁盘上。这就意味着不是每次缓冲池中的页修改时触发刷新回磁盘，而是通过checkpoint技术刷新回磁盘。缓冲池的大小配置可通过 innodb_buffer_pool_size来设置。
缓冲池的数据页类型有：数据页，索引页，undo页，插入缓冲，自适应哈希索引，innodb存储的锁信息，字典信息。
现在innodb存储引擎允许多个缓冲池实例。这样通过hash到不同缓冲池实例来减少锁的竞争。该参数可以通过innodb_buffer_pool_instance.
缓冲池是一个很大的内存区域，数据库通过LRU算法来进行管理。但是因为考虑到全表扫描的操作。因此没有采用朴素的LRU算法。LRU列表中加入的midpoint位置。新读取到的页，并不是直接放到lru列表的首部，而是midpoint位置。默认情况下，在lru列表长度的5/8处。由参数innodb_old_blocks_pct控制。
插入缓冲
对于非聚集索引的插入和更新操作，Innodb存储引擎并不是直接插入到索引页中，而是的Insert Buffer。然后再以一定的频率进行insertbuffer和辅助索引叶子节点的merge。着通常将多个随机插入合并到一个操作中。大大提高了非聚集索引插入的性能。
Innodb使用 insertbuffer 条件：
"color: #ff00ff">Insert Buffer 内部实现
Insert Buffer 的数据结构是一棵B+树。 Mysql 4.1后，全局只有一棵B+树，负责对所有表的辅助索引进行insert Buffer. 并且，这棵树存放在共享表空间里，默认情况下即ibdata1。因此，如果仅通过独立表空间ibd文件恢复表中数据时，可能会导致失败。还需要通过insert buffer数据恢复表上的辅助索引。
Insert Buffer 的非叶节点存放的是查询key, 构造如 space(4字节） + marker（1字节） + offset（4字节）。space表示记录所在表的表空间ID，offset表示页的偏移量。marker用来兼容老版本。
Insert Buffer 叶子几点构造如 space + marker + offset + metadata + records。 space, marker, offset和前述意义相同。 metadata里的 IBUF_REC_OFFSET_COUNT保存了两个字节的整数，用来排序记录进入 Insert Buffer 的顺序。通过这个顺序回访呢个得到记录的正确值。从Insert Buffer 叶子节点的第5列开始，才是实际插入的各个记录。
启用 Insert Buffer索引后，辅助索引页的记录可能被插入到 Insert Buffer B+树中。为了保证每次合并插入缓冲区成功， 必须要有一块地方能标记每个辅助索引页的可用空间。 Insert Buffer采用一个特殊的页来标记，该页的类型为 Insert Buffer Bitmap。每个 Insert Buffer Bitmap页用来追踪16384个页，也就是256个区。每个Insert Buffer Bitmap 页都在16384个页的第二个页。每个辅助索引页在Bit map中占用4个字节，这里面主要用于表示辅助索引页的可用数量。
合并插入缓冲
Insert Buffer中的记录在以下情况下合并到真正的辅助索引中：
"color: #ff00ff">两次写（Double Write)
InsertBuffer 给 Innodb 存储引擎带来了性能的提升，而两次写带给 Innodb 存储引擎的是数据页的可靠性。
可能会有疑问，如果发生写失败，那么不是可以通过重做日志进行恢复的吗？这的确是一个办法，但是必须知道，重做日志记录的是页的物理操作，如偏移量800， 写'aaa'记录。但是，如果这个页已经损坏了，对其进行重做是没有意义的。这意味着，在修改页前，必须有一个正确的页的副本存在，当写入失效发生时，先通过页的副本还原该页，再进行重做，这就是double write。
Double write由两部分组成，一部分是内存中的 double write buffer。 另一部分是在物理磁盘上的共享表空间中的连续128个页，大小和内存中（2M）一致。对缓冲池中的页进行刷新时，并不直接写磁盘，而是memcpy到double write buffer. 之后通过 double write buffer 分两次，每次顺序写入共享表空间1M数据，然后马上调用fsync同步磁盘。这个写入因为共享表空间的double write页是连续的，因此开销不是很大。而完成 double write 页的写入后，再将double write buffer中的页写入各个表空间则是离散的写入。
如果操作系统在将页写入磁盘的过程中发生了崩溃。那么恢复时则可以从共享表空间中double write buffer页找到该页的副本。将其复制到表空间再应用重做日志。
自适应HASH索引
Innodb 存储引擎会监控对表上各索引页的查询，如果观察到建立hash索引可以带来速度的提升。则建立hash索引，称之为自适应hash索引（AHI).
AHI有一个要求，即对这个页的连续访问模式必须是一样的. 例如（a, b)这样的联合索引，启访问模式可以使：
WHERE a = xxx
WHERE a = xxx and b = yyy
访问模式一样就是说查询的条件一样。如果交替执行上述的查询操作。则不会建立AHI。
另外，AHI还要求以同一个模式访问了100次，页通过该模式访问了N次，其中N = 页中记录 * 1/16
刷新邻近页
当刷新一个脏页时，Innodb存储引擎会通过检测该页所在区的所有页，如果是脏页，会一起进行刷新。
异步IO
Innodb 采用异步IO的方式来处理磁盘操作。
Check Point技术
为了避免数据丢失的问题，事物数据库系统一般都采用了write ahead log策略。即事物提交时，先写重做日志，再修改页。
但是重做日志不可能无限增大，缓冲值（未刷新到磁盘的脏页）也不可能无限大。即便真可以无限大，数据库宕机后恢复时间也会很长。所以就需要 Check Point技术，该技术可以解决：
"background-color: #ffff99">"background-color: #ffff99">"htmlcode">
以上这篇InnoDb 体系架构和特性详解 (Innodb存储引擎读书笔记总结)就是小编分享给大家的全部内容了，希望能给大家一个参考，也希望大家多多支持。
mysql> show engine innodb status\G;
.............
Log sequence number 92561351052
Log flushed up to 92561351052
Last checkpoint at 92561351052
innodb存储引擎
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