ibd文件结构组成

页数据格式

InnodDB采用Btree作为存储结构，当用户创建一个Table的时候，就会根据显示或隐式定义的主键构建了一棵Btree，而构成Btree的叶子节点被称为Page，默认大小为16KB，每个Page都有一个独立的Page_no。在我们对数据库中的Table进行修改时，最终产生的影响都是去修改对应TableSpace所对应的Btree上的一个或多个Page。

为了更加方便管理和维护Extent和Page，设置了一些特殊的Page来索引它们，也就是大家常常提起的Page0，Page1，Page2，Page3，从代码的注释来看，各个Page的作用如下：

/* We create a new generic empty tablespace.

We initially let it be 4 pages:

- page 0 is the fsp header and an extent descriptor page,

- page 1 is an ibuf bitmap page,

- page 2 is the first inode page,

- page 3 will contain the root of the clustered index of the

first table we create here. */

(1)Page0即”.ibd”文件的第一个Page，这个Page是在创建一个新的Tablespace的时候初始化，类型为FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR，这个Page用来跟踪后续256个Extent（约256M）的空间管理，所以每隔256M空间大小就需要创建相仿于Page0的Page，这个Page(相仿于page0的page)被称之为Extent的描述页，这个Extent的描述页和Page0除了文件头部信息有些不同外，有着相同的数据结构，且大小都是为16KB，而每个Extent Entry占用40字节，总共分配出了256个Extent Entry，所以Page0和Extent描述页只管理后续256个Extent.区描述符所在页的偏移量都是16384(256 * 64)的倍数。第0页包含有space header信息，后面的区描述符页仅保留该空间。

page0(FSP header page)是表空间的root page，存储表空间关键元数据信息。由page file header、fsp header、xdes entries三大部分构成。完整格式如下图：

FSP_HEADER:

XDES Entry(extent descriptor):

Infimum Record和Supremum Record分别代表该数据页中逻辑最大和最小的值

FSP_SIZE：表空间大小，以Page数量计算
FSP_FREE_LIMIT：目前在空闲的Extent上最小的尚未被初始化的Page的`Page Number
FSP_FREE：空闲extent链表，链表中的每一项为代表extent的xdes，所谓空闲extent是指该extent内所有page均未被使用
FSP_FREE_FRAG：free frag extent链表，链表中的每一项为代表extent的xdes，所谓free frag extent是指该extent内有部分page未被使用
FSP_FULL_FRAG：full frag extent链表，链表中的每一项为代表extent的xdes，所谓full frag extent是指该extent内所有Page均已被使用
FSP_SEG_ID：下次待分配的segment id，每次分配新segment时均会使用该字段作为segment id，并将该字段值+1写回
FSP_SEG_INODES_FULL：full inode page链表，链表中的每一项为inode page，该链表中的每个inode page内的inode entry都已经被使用
FSP_SEG_INODES_FREE：free inode page链表，链表中的每一项为inode page，该链表中的每个inode page内上有空闲inode entry可分配
XDES_BITMAP：占16 字节，每page占2bit,一位表示是否被使用，一位保留。
（2）page1主要用于跟踪随后的每个page的change buffer信息；

(3) page2类型为FIL_PAGE_INODE,存储inode（index node），管理表空间的segment。每个inode对应一个segment。每个inode page默认存储FSP_SEG_INODES_PER_PAGE（85）个inode。预留12个字节来记录前后节点位置

（4）page3也就是第一个索引页，是真正存放用户数据页。在InnoDB中，数据即索引，索引即数据
PAGE_N_DIR_SLOTS表示数据页中页目录的数量
PAGE_HEAP_TOP指向数据页中的空闲空间的起始地址
PAGE_N_HEAP表示目前存放的Record数量
PAGE_FREE表示删除的Record的链表
PAGE_GARBAGE表示被删除的Record所占的Bytes大小
PAGE_LAST_INSERT指向最近一次插入的Record
PAGE_DIRECTION表示最后一个记录插入的方向
PAGE_N_DIRECTION表示连续同一个方向插入的Record数量
PAGE_N_RECS表示当前数据页中用户的Record数量
PAGE_MAX_TRX_ID表示当前数据页中最大的Transaction ID
PAGE_LEVEL表示当前数据页在整个索引的B+树中的层级
PAGE_INDEX_ID表示当前数据页所属的索引ID
PAGE_BTR_SEG_LEAF表示Leaf节点对应的Segment Header信息
PAGE_BTR_SEG_TOP表示非Leaf节点对应的Segment Header信息
PAGE_OLD_INFIMUM表示当前数据页中最大的Record
PAGE_OLD_SUPREMUM表示当前数据页中最小的Record

数据页的页目录

Page Directory(页目录)占用两个字节，存放了Record在Page的相对位置, 页目录是一个稀疏目录(Sparse Directory), 即一个页目录中有多个Record, 上下限分别为4和8.在整个数据页中，会存在多个Record作为Slot，即管理一个页目录. 其中Record中的REC_NEW_N_OWNED字段记录该页目录的Record数量.

数据页Record的查找

调用page_cur_search_with_match()对指定Page的Page Directory(页目录)进行二分查找定位Record周边的两个slot
从low_rec开始线性迭代直到up_rec，查找符合条件的Record

总概如下图：

创建表空间

创建表空间最终落实到函数fil_create_tablespace，创建ibd文件并初始化fsp header.

创建segment

innodb的space中，inode、extent和page之间环环相扣，inode对应的是segment，extent 对应的是页簇，page是页。必需先创建segment，然后再从segment内分配extent和page。最终落实到fseg_create_general函数。

分配extent

fsp_alloc_free_extent被用来分配一个extent，即xdes，一般segment内无可用page时会向表空间申请分配空闲extent。分配extent的核心是分配空闲xdes，因为根据xdes我们可以很迅速地定位extent。

分配page

在fseg_alloc_free_page_low函数中实现了7种情况从segment中分配page：

segment的hint位置的页是空闲状态，直接返回对应的page
xdes是空闲状态，但segment中的空闲page数量小于总page数量的1/8且碎片页被全部用完，为其分配一个空闲extent，并直接分配hint对应的page
如果xdes不是空闲状态，且segment inode中的空闲page数量 < 1/8，在inode当中获得一个空闲的extent，并且将这个extent descr对应的页返回。
descr是XDES_FSEG状态，且这个extent中还有空闲page,从其中获取一个page.
除了以上情况外，如果descr不是空闲的，但是inode还有其他的空闲extent,从其他的extent获得一个空闲
如果其他的extent没有空闲页，但是fragment array还有空闲的碎片page，从空闲的碎片page中获得一个空闲页。

7.如果连碎页也没有，直接申请分配一个新的extent，并在其中获取一个空闲的page.

参考借鉴：

MySQL系列：innodb源码分析之表空间管理
InnoDB INODE 页结构
MySQL InnoDB ibd 文件格式解析(fsp header & xdes entry)

https://baijiahao.baidu.com/s?id=1652048495000934560&wfr=spider&for=pc

http://mysql.taobao.org/monthly/2016/02/01/