互聯網江湖上的確流傳著一個說法：單表數據量超過 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數據？

今天我們就從技術層面剖析一下，MySQL 單表數據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：數據量超過 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數據，葉子節點存儲數據，非葉子節點存儲主鍵與頁面號的映射關系。若用戶的主鍵長度是 8 字節時，MySQL 中頁面偏移占 4 個字節，在非葉子節點的時候實際上是 8+4=12 個字節，12 個字節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 條數據，按照每行 1K 計算，每個葉子節點可以存 15 條數據。同理，三層就是 15*1280*1280=24576000 條數據。只有數據量達到 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，詳細數據可參考下表：

搜索路徑延長導致性能下降的說法，與當時的機械硬盤和內存條件不無關系。

之前機械硬盤的 IOPS 在 100 左右，而現在普遍使用的 SSD 的 IOPS 已經過萬，之前的內存最大幾十 G，現在服務器內存最大可達到 TB 級。

因此，即使深度增加，以目前的硬件資源，IO 也不會成為限制 MySQL 單表數據量的根本性因素。

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 所采用的存儲引擎 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數據的，而它采用 B+tree 作為索引的數據結構。

B+Tree 操作非原子，所以當一個線程做結構調整（SMO，Struction-Modification-Operation）時一般會涉及多個節點的改動。

SMO 動作過程中，此時若有另一個線程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，對根節點加全局 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 過程中，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，因為數據都存儲在葉子節點中，但對于數據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 可以實現較好的 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 實現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 節點加全局鎖。因此，可以做到在 SMO 過程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 指針，指向右兄弟節點；

2. 每個節點內增加字段 high key，存儲該節點中最大的 key 值。

新增的 link 指針是為了解決 SMO 過程中并發寫的問題，在 SMO 過程中，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 操作過程中并發進行。

如下圖所示，在節點 2 分裂為節點 2 和 4 的過程中，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 過程中寫操作的并發度。

圖片

由此可見，與 B+Tree 全局加鎖對比，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 索引數據結構。

InnoDB 的索引組織表更容易觸發 SMO

索引組織表的葉子節點，存儲主鍵以及應對行的數據，InnoDB 默認頁面為 16K，若每行數據的大小為 1000 字節，每個葉子節點僅能存儲 16 行數據。

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數據組織方案，也是華為云數據庫 GaussDB 采用的方案。它的葉子節點存儲索引鍵以及對應的行指針（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數據，分析可得在同樣的數據量與業務并發量下，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，測試增量隨機插入性能。

1. 基礎表總大小 10G，包含主鍵隨機分布的 1000w 行數據，每行數據 1k；

2. 插入主鍵隨機分布的 1000w 行數據，每行數據大小 1k，測試并發插入性能。

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 無法支持大數據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 數據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。