InnoDB是MySQL的資料庫引擎之一，現在是MySQL的預設儲存引擎，為MySQL AB發布binary的標準之一；InnoDB採用雙軌制授權，一個是GPL授權，另一個是專有軟體授權。 InnoDB是事務型資料庫的首選引擎，支援事務安全表（ACID）；InnoDB支援行級鎖，行級鎖可以最大程度的支援並發，行級鎖是由儲存引擎層實現的。
本教學操作環境：windows7系統、mysql8版本、Dell G3電腦。
如果想看自己的資料庫預設使用的那個儲存引擎，可以透過使用指令SHOW VARIABLES LIKE 'storage_engine';
一、InnoDB儲存引擎
InnoDB，是MySQL的資料庫引擎之一，現在是MySQL的預設儲存引擎，並為MySQL AB發布binary的標準之一。 InnoDB由Innobase Oy公司所開發，2006年五月時由甲骨文公司併購。與傳統的ISAM與MyISAM相比，InnoDB的最大特色就是支援了ACID相容的事務（Transaction）功能，類似PostgreSQL。
InnoDB採用雙軌制授權，一個是GPL授權，另一個是專有軟體授權。
1、InnoDB是事務型資料庫的首選引擎，支援事務安全表（ACID）
交易的ACID屬性：即原子性、一致性、隔離性、持久性
要回滾到事務開始執行的地方。
redred#p##redpo
##redpo
#redpo#-red系統的主要日誌。事務是一組SQL語句，裡面有選擇，查詢、刪除等功能。每條語句執行會有一個節點。例如，刪除語句執行後，在事務中有個記錄保存下來，這個記錄中儲存了我們什麼時候做了什麼事。如果出錯了，就會回滾到原來的位置，redo裡面已經儲存了我做過什麼事了，然後逆向執行一遍就可以了。
（eg:例如A向B轉賬，不可能A扣了錢，B卻沒有收到）
同一數據，彼此沒有任何干擾；
## 為一個事務正在多次修改某個數據，而在這個事務中這多次的修改都還未提交，這時一個並發的事務來訪問該數據，就會造成兩個事務得到的數據不一致）；（讀取了另一個事務未提交的髒資料）
個數據，一個事務範圍內多次查詢卻返回了不同的數據值，這是由於在查詢間隔，被另一個事務修改並提交了；（讀取了前一個事務提交的數據，查詢的都是同一個資料項）
所產的非學習現象（非重複閱讀」的一個非重複讀寫：虛讀為獨立時所讀的行為表（11121121221212萬元：假讀）中所產生的一種獨立行為：一個獨立的動作。的某個資料項做了從「1」修改為「2」的操作，這時事務T2又對這個表中插入了一行資料項，而這個資料項的數值還是為「1」並且提交給資料庫。而操作事務T1的使用者如果再查看剛剛修改的數據，會發現還有一行沒有修改，其實這行是從事務T2中添加的，就好像產生幻覺一樣 )；（讀取了前一個事務提交的數據，針對一批數據整體）## ：交易完成後，交易對資料庫的所有更新將被保存到資料庫，不能回滾 MySQL資料庫提供給我們的四個隔離等級： b、Repeatable read（可重複讀）：可避免髒讀、不可重複讀的發生； 鎖定 類型：共享鎖定（讀鎖）、獨佔鎖定（寫入鎖定) 鎖的力度：表級鎖（開銷小、並發性低），通常在服務器層實現 行級鎖（開銷大、並發性高） ，只會在儲存引擎層面進行實作 #5、InnoDB儲存引擎完全與MySQL伺服器整合，InnoDB儲存引擎為在主記憶體中緩存數據和索引而維持它自己的緩衝池。 InnoDB將它的表和索引在一個邏輯表空間中，表空間可以包含幾個檔案（或原始磁碟檔案）； 6、InnoDB支援外鍵完整性約束，儲存表中的資料時，每張表的儲存都會依照主鍵順序存放，如果沒有顯示在表定義時指定主鍵。 InnoDB會為每一行產生一個6位元組的ROWID,並以此作為主鍵 #7、InnoDB被用在眾多需要高效能的大型資料庫網站上 8、InnoDB中不保存表格的行數（eg:select count(*)from table時，InnoDB需要掃描一遍整個表來計算有多少行）；清空整個表時，InnoDB是一行一行的刪除，效率非常慢； InnoDB不建立目錄，使用InnoDB時，MySQL將在MySQL資料目錄下建立一個名為ibdata1的10MB大小的自動擴充資料文件，以及兩個名為ib_logfile0和ib_logfile1的5MB大小的日誌檔案 #二、InnoDB引擎的底層實作 InnoDB的儲存檔案有兩個，後綴名分別是 .frm和 .idb；其中 .frm是表格的定義文件， .idb是表格的資料檔案。 1、InnoDB引擎採用B Tree結構來作為索引結構 B-Tree（平衡多路尋找樹）：為磁碟等外儲存裝置設計的一種平衡查找樹 系統從磁碟讀取資料到記憶體時是以磁碟區塊位基本單位的，位於同一磁碟區塊中的資料會被一次性讀取出來，而不是按需讀取。 InnoDB儲存引擎使用頁面作為資料讀取單位，頁面是其磁碟管理的最小單位，預設page大小是16k. 系統的一個磁碟區塊的儲存空間往往沒有那麼大，因此InnoDB每次申請磁碟空間時都會是若干位址連續磁碟區塊來達到頁的大小16KB。 InnoDB在把磁碟資料讀入磁碟時會以頁為基本單位，在查詢資料時，如果一個頁中的每個資料都能助於定位資料記錄的位置，這將會減少磁碟I/O的次數，提高查詢效率。 B-Tree結構的資料可以讓系統高效的找到資料所在的磁碟區塊 ##B-Tree中的每個節點根據實際情況可以包含大量的關鍵字資訊和分支，例如： #每個節點佔用一個磁碟區的磁碟空間，一個節點上有兩個升序排序的關鍵字和三個指向子樹根節點的指針，指針儲存的是子節點所在磁碟塊的位址。 以根節點為例，關鍵字為17和35，P1指標指向的子樹的資料範圍小於17，P2指標指向的子樹的資料範圍為17----35，P3指標指向的子樹的資料範圍大於35； 尋找#關鍵字29的過程： a.根據根節點找到磁碟區塊1，讀入記憶體。 【磁碟I/O操作第一次】 b.比較關鍵字29在區間（17,35），找到磁碟區塊1的指標P2; c.根據P2指標找到磁碟區塊3，讀入記憶體。 【磁碟I/O操作第二次】 d.比較關鍵字29在區間（26,30），找到磁碟區塊3的指標P2; e.根據P2指標找到磁碟區塊8，讀入記憶體。 【磁碟I/O操作第三次】 f.在磁碟區塊8中的關鍵字清單中找到關鍵字29. MySQL的InnoDB儲存引擎在設計時是將根節點常駐記憶體的，因此力求達到樹的深度不超過3，也就是I/O不需要超過三次；
B Tree 在B Tree中所有資料記錄節點都是按照鍵值大小順序存放在同一層的葉子節點上，而非葉子節點上只儲存key值信息，這樣可以大大增加每個節點儲存的key值數量，降低B Tree的高度； B Tree在B-Tree的基礎上有兩點變化： #（ 1）資料為存在葉子節點中的 由於B Tree的非葉子節點只儲存鍵值訊息，假設每個磁碟區塊能儲存4個鍵值及指標訊息，則變成B Tree後其結構如下圖所示： 通常在B Tree上有兩個頭指針，一個指向根節點，另一個指向關鍵字最小的葉子節點，而且所有葉子節點（即資料節點）之間都是一種鍊式環結構。 因此可以對B Tree進行兩種查找運算，一種是對於主鍵的範圍查找和分頁查找，另一種是從根節點開始，進行隨機查找。 InnoDB中的B Tree #InnoDB是以ID為索引的資料儲存 採用InnoDB引擎的資料儲存檔案有兩個，一個定義文件，一個是資料檔案。 InnoDB透過B Tree結構對ID建立索引，然後在葉子節點中儲存記錄 ##若建立索引的欄位不是主鍵ID，則對該欄位建立索引，然後在葉子節點中儲存的是該記錄的主鍵，然後透過主鍵索引找到對應記錄 mysql影片教學】
4、InnoDB是為處理龐大資料量的最大效能設計。它的CPU效率可能是任何基於磁碟的關係型資料庫引擎所不能匹敵的
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