摘要：MySQL一張表最多能存多少資料？
本文分享自華為云社區《為什么MySQL單表不能超過2000萬行？》，作者： GaussDB 資料庫 ，
最近看到一篇《我說MySQL每張表最好不要超過2000萬資料，面試官讓我回去等通知》的文章，非常有趣，
文中提到，他朋友在面試的程序中說，自己的作業就是把用戶操作資訊存到MySQL里，因為資料量超大（5000萬條左右），需要每天定時生成3張表，然后將資料取模分別存到這三張表里，
下面是兩人的對話：
面試后續暫且不論，不過，互聯網江湖上的確流傳著一個說法：單表資料量超過500萬行時就要進行分表分庫，已經超過2000萬行時MySQL的性能就會急劇下降，
那么，MySQL一張表最多能存多少資料？
今天我們就從技術層面剖析一下，MySQL單表資料不能過大的根本原因是什么？
猜想一：是索引深度嗎？
很多人認為：資料量超過500萬行或2000萬行時，引起B+tree的高度增加，延長了索引的搜索路徑，進而導致了性能下降，事實果真如此嗎？
我們先理一下關系，MySQL采用了索引組織表的形式組織資料，葉子節點存盤資料，非葉子節點存盤主鍵與頁面號的映射關系，若用戶的主鍵長度是8位元組時，MySQL中頁面偏移占4個位元組，在非葉子節點的時候實際上是8+4=12個位元組，12個位元組表示一個頁面的映射關系，
MySQL默認是16K的頁面，拋開它的配置header，大概就是15K，因此，非葉子節點的索引頁面可放15*1024/12=1280條資料，按照每行1K計算，每個葉子節點可以存15條資料，同理，三層就是15*1280*1280=24576000條資料，只有資料量達到24576000條時，深度才會增加為4，所以，索引深度沒有那么容易增加，詳細資料可參考下表：
搜索路徑延長導致性能下降的說法，與當時的機械硬碟和記憶體條件不無關系，
之前機械硬碟的IOPS在100左右，而現在普遍使用的SSD的IOPS已經過萬，之前的記憶體最大幾十G，現在服務器記憶體最大可達到TB級，
因此，即使深度增加，以目前的硬體資源，IO也不會成為限制MySQL單表資料量的根本性因素，
那么，限制MySQL單表不能過大的根本性因素是什么？
猜想二：是SMO無法并發嗎？
我們可以嘗試從MySQL所采用的存盤引擎InnoDB本身來探究一下，
大家知道InnoDB引擎使用的是索引組織表，它是通過索引來組織資料的，而它采用B+tree作為索引的資料結構，
B+Tree操作非原子，所以當一個執行緒做結構調整（SMO，Struction-Modification-Operation）時一般會涉及多個節點的改動，
SMO動作程序中，此時若有另一個執行緒進來可能會訪問到錯誤的B+Tree結構，InnoDB為了解決這個問題采用了樂觀鎖和悲觀鎖的并發控制協議，
InnoDB對于葉子節點的修改操作如下：
方式一，先采用樂觀鎖的方式嘗試進行修改
對根節點加S鎖（shared lock，叫共享鎖，也稱讀鎖），依次對非葉子節點加S鎖，
如果葉子節點的修改不會引起B+Tree結構變動，如分裂、合并等操作，那么只需要對葉子節點進行加X鎖（exclusive lock，叫排他鎖，也稱為寫鎖）即可完成修改，如下圖中所示 ：
方式二，采用悲觀鎖的方式
如果對葉子結點的修改會觸發SMO，那么會采用悲觀鎖的方式，
采用悲觀鎖，需要重新遍歷B+Tree，對根節點加全域SX鎖（SX鎖是行鎖），然后從根節點到葉子節點可能修改的節點加X鎖，
在整個SMO程序中，根節點始終持有SX鎖（SX鎖表示有意向修改這個保護的范圍，SX鎖與SX鎖、X鎖沖突，與S鎖不沖突），此時其他的SMO則需要等待，
因此，InnoDB對于簡單的主鍵查詢比較快，因為資料都存盤在葉子節點中，但對于資料量大且改操作比較多的TP型業務，并發會有很嚴重的瓶頸問題，
在對葉子節點的修改操作中，InnoDB可以實作較好的1與1、1與2的并發，但是無法解決2的并發，因為在方式2中，根節點始終持有SX鎖，必須串行執行，等待上一個SMO操作完成，這樣在具有大量的SMO操作時，InnoDB的B+Tree實作就會出現很嚴重的性能瓶頸，
解決方案
目前業界有一個更好的方案B-Link Tree，與B+Tree相比，B-Link Tree優化了B+Tree結構調整時的鎖粒度，只需要逐層加鎖，無需對root節點加全域鎖，因此，可以做到在SMO程序中寫操作的并發執行，保持高并發下性能的穩定，
B-Link Tree主要改進點有2個：
1.中間節點增加link指標，指向右兄弟節點；
2.每個節點內增加欄位high key，存盤該節點中最大的key值，
新增的link指標是為了解決SMO程序中并發寫的問題，在SMO程序中，B-Link Tree對修改節點逐層加鎖，修改完一層即可放鎖，然后去加上一層節點的鎖繼續修改，這樣在InnoDB引擎中被SMO阻塞的寫操作可以有機會在SMO操作程序中并發進行，
如下圖所示，在節點2分裂為節點2和4的程序中，只需要在最后一步將父節點1指向新節點4時，對父節點1加鎖，其他操作均無需對父節點加鎖，更無需對root節點加鎖，因此，大大提升了SMO程序中寫操作的并發度，
由此可見，與B+Tree全域加鎖對比，B-Link Tree在高并發操作下的性能是顯著優于B+Tree的，GaussDB當前采用的就是B-Link Tree索引資料結構，
InnoDB的索引組織表更容易觸發SMO
索引組織表的葉子節點，存盤主鍵以及應對行的資料，InnoDB默認頁面為16K，若每行資料的大小為1000位元組，每個葉子節點僅能存盤16行資料，
在索引組織表中，當葉子節點的扇出值過低時，SMO的觸發將更加頻繁，進而放大了SMO無法并發寫的缺陷，
目前業界有一個堆組織表的資料組織方案，也是華為云資料庫GaussDB采用的方案，它的葉子節點存盤索引鍵以及對應的行指標（所在的頁面編號及頁內偏移），堆組織表葉子節點可以存更多的資料，分析可得在同樣的資料量與業務并發量下，堆組織表會比索引組織表發生SMO概率低許多，
性能對比
在8U32G的兩臺服務器分別搭建了MySQL（B+Tree和索引組織表）與GaussDB（B-Link Tree和堆組織表）的環境，進行了如下性能驗證：
實驗場景：在基礎表的場景上，測驗增量隨機插入性能，
1.基礎表總大小10G，包含主鍵隨機分布的1000w行資料，每行資料1k；
2.插入主鍵隨機分布的1000w行資料，每行資料大小1k，測驗并發插入性能，
結論：隨著并發數的上升，GaussDB能穩步提升系統的TPS，而MySQL并發數的提高并不能帶來TPS的顯著提升，
綜上所述，MySQL無法支持大資料量下并發修改的根本原因，是由于其索引并發控制協議的缺陷造成的，而MySQL選擇索引組織表，又放大了這一缺陷，所以，開源MySQL資料庫更適用于主鍵查詢為主的簡單業務場景，如互聯網類應用，對于復雜的商業場景限制比較明顯，
相比之下 ，采用B-Link Tree和堆組織表的GaussDB資料庫在性能和場景應用方面更勝一籌，
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