MySQL存储引擎采用了可插拔的结构，即用户可以根据自己的需要来选择不同的存储引擎。
 
下表是MySQL不同的存储引擎的不同的特性：
Feature MyISAM BDB Memory InnoDB Archive NDB
Storage limits 256TB No Yes 64TB No 384EB[4]
Transactions No Yes No Yes No Yes
Locking granularity Table Page Table Row Row Row
MVCC (snapshot read) No No No Yes Yes No
Geospatial support Yes Yes[1] No Yes[1] Yes[1] Yes[1]
B-tree indexes Yes Yes Yes Yes No Yes
Hash indexes No No Yes No No Yes
Full-text search indexes Yes No No No No No
Clustered indexes No Yes No Yes No No
Data caches No Yes N/A Yes No Yes
Index caches Yes Yes N/A Yes No Yes
Compressed data Yes No No No Yes No
Encrypted data[2] Yes Yes Yes Yes Yes Yes
Cluster database support No No No No No Yes
Replication support[3] Yes Yes Yes Yes Yes Yes
Foreign key support No No No Yes No No
Backup / point-in-time recovery[3] Yes Yes Yes Yes Yes Yes
Query cache support Yes Yes Yes Yes Yes Yes
Update statistics for data dictionary Yes Yes Yes Yes Yes Yes  
 
几个常用的存储引擎：
（1）MyISAM：它主要用于大多数的Web、数据仓库和其它应用中。可以通过数据库配置文件中的storage_engine选项来改变默认的存储引擎。
（2）InnoDB：主要用于事务处理应用，并且支持事务的ACID特性和外键。
（3）BDB：支持COMMIT，ROLLBACK和其它事务特性。
 
 
在创建表或修改表的时候，都可以指定需要使用的存储引擎：
       SQL>CREATE TABLE engineTest (id INT) ENGINE = MyISAM;
       SQL>ALTER TABLE engineTest ENGINE = ARCHIVE;
 
       虽然InnoDB和BDB都支持事务，但是相比而已InnoDB支持得更好。
 
       InnoDB通过多版本并发控制MVCC来支持事务的，允许COMMIT, ROLLBACK和svepoints。 而BDB支持事务，只是允许COMMIT和ROLLBACK。
 
       由于我们主要研究MySQL的多版本并发控制机制，因此，后面主要是解析InnoDB存储引擎的代码。
       InnoDB的设计是为了在处理大数据量的时候得到最好的性能。InnoDB存储引擎维护了一个它自己的缓冲区，用来存储数据和索引。InnoDB将表和索引存储在一个表空间中，这个表空间可能由不同的文件组成。而MyISAM存储引擎的表中每个表都存在一个独立的文件里面。
       和达梦一样InnoDB的每个表都对应了一个相应的聚簇索引，如果表上有主键的话，则聚簇索引使用主键作为索引键，如果没有主键的话，则选择第一个非空列的非唯一索引作为聚簇索引，如果都没有的话，则使用rowid作为索引键。
 
事务模型：
       InnoDB事务模型是将传统的两阶段封锁协议同多版本数据库特性相结合。它采用加行级锁和查询不加锁。
 
锁模型：
有两种类型的锁，共享锁和排它锁
（1）共享锁S允许事务读一条记录
（2）排它锁X允许事务更新或删除一条记录
 
如果事务T1拥有行t上的共享锁，那么：
       如果其它事务T2请求t上的S锁，那么可以被立即授予。这样T1和T2都拥有t上的S锁。
       如果其它事务T2请求t上的X锁，那么不能被授予。
 
       如果事务T1拥有行t上的X锁，那么其它事务请求t上的任何锁都不能被授予。 另外，InnoDB支持多种上锁粒度，它允许同时加行锁和表锁。为了支持多粒度锁，引入了一个新的锁，意向锁。意向锁是加在表上的锁。意向锁就是表明某个事务之后要对这个表上的某个行加该类型的锁。
       共享意向锁IS，表明事务T将要在表T的某些行上加S锁。
       排他意向锁IX，表明事务T将要在表T的某些行上加X锁
 
意向锁协议是：
       在某个事务请求行上的S锁之前，它必须先得到该行所在表的IS锁或更强的锁。
       在某个事务请求行上的X锁之前，它必须先得到该行所在表的IX锁。
下面是锁的相容性矩阵：（相容为1,不相容为0）
  X IX S IS
X 0   0 0 0
IX 0 1 0 1
S 0 0 1 1
IS 0 1 1 1  
一个锁可以被授予被某个事务，如果事务请求的锁和已经上的锁相容。
 
隔离级别：
       InnoDB默认隔离级别是REPEATABLE READ。InnoDB支持SQL标准的四个隔离级别。
 
一致性非上锁读：
       InnoDB使用多版本的方式来控制一致性读，也就是说，给某个查询在该时刻的一个数据库的快照。这个查询可以看到这个时刻以前由其它事务提交的操作，而看不到之后做的改变或还未提交的改变。这个规则的唯一例外就是，事务可以看到本事务之前所做的还未提交的操作。
       这个规则导致了下面的异常：如果你更新了某个表里面的行，使用SELECT将可以看见最新更新的行和老版本的行。如果其它事务同时更新相同的表，那么你就可能看到根本不可能在数据库中存在的状态。
       如果在某人的REPEATABLE READ隔离级别下的话，所有同一事物的所有一致性读都是读的第一次查询时建立的快照。如果想得到最新的快照的话，那么需要提交当前的事务，然后再开始新的查询。
       注意：DROP TABLE 和ALTER TABLE语句不使用一致性读。因为DROP TABLE的话，MYSQL不能使用已经删除了的表。而ALTER TABLE的时候，MYSQL是将原来的表复制一份，然后删除掉原来的表。
 
Next-Key Locking：避免幻象
       在行级锁中，InnoDB使用一种称为next-key locking的算法。当检索表的一个索引的时候，它对遇到的索引记录加S或X锁。因此行级锁实际上是索引记录锁。
       InnoDB在索引记录上加锁的时候也影响了索引记录前的‘gap’。如果一个用户拥有索引上某个记录R的S或X锁，另一个用户不能马上在记录R前插入一个新的索引记录。这样就可以避免幻象的出现。
 
多版本的实现
       为了实现多版本，InnoDB必须在表空间中保存行的旧版本信息。这些信息被保存在回滚段中。
       在内部，InnoDB为每个行增加了两个域，一个6-byte的域来指示最后插入或更新这个行的事务标识符，删除标志也被认为是一个更新，因为它在提交前只是在行上做了一个标记。另外一个7-byte的域被称为回滚指针(roll pointer)，回滚指针指向一个由回滚段写入的undo日志记录。如果一个行被更新了，undo日志记录包含了重建这行更新前信息的一些必要数据。
       InnoDB使用回滚段的信息来执行事务回滚所必须的一些undo操作，而且也使用这些信息来重建更新前的行信息。
       回滚段中的undo日志被分为插入日志和更新日志。插入日志仅在事务回滚的时候有用，事务提交之后就可以马上删除掉。更新日志在一致性读的时候需要使用，但是，如果当前没有事务再可能使用回滚段中的记录的时候，这些记录就可以删除掉了。因此，你必须经常提交你的事务，就算这些事务只是进行一致性读操作而已。否则，InnoDB不能删除掉某些更新日志，这样回滚段将变得越来越大。
       回滚段中undo日志记录的物理大小要比其对应的插入或更新的行要小很多。
在多版本方式下，当你使用SQL语句删除某一行的时候，该行并不会马上从数据库的物理文件上移除。只有当InnoDB能够删除掉更新日志记录的时候，那些行及其对应的索引记录才会真正从物理上删除掉。这个移除操作称为purge。