MySQL(六)：InnoDB数据文件

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一、数据文件的组成

innodb数据逻辑存储形式为表空间,而每一个独立表空间都会有一个.ibd数据文件,ibd文件从大到小组成：

一个ibd数据文件–>Segment（段）–>Extent（区）–>Page（页）–>Row（行）

【表空间(Tablesapce)】

表空间，用于存储多个ibd数据文件，用于存储表的记录和索引，一个文件包含多个段。
【段(Segment)】：

段由数据段、索引段、回滚段组成，innodb存储引擎索引与数据共同存储，数据段即是B+树叶节点，索引段则存储非叶节点。
【区(Extent)】

区则是由连续页组成，每个区的大小为1M，一个区中一共有64个连续的页。
【页(Page)】

页是innodb存储引擎磁盘管理的最小单位，页的大小为16KB，即每次数据的读取与写入都是以页为单位。

包含很多种页类型，比如数据页，undo页，系统页，事务数据页，大的BLOB对象页
【行(Row)】

行包含记录的字段值，事务ID（Trx id）、滚动指针（Roll pointer）、字段指针（Field pointers）等信息。

二 InnoDB数据页结构

InnoDB将数据划分为若干个页，以页作为磁盘和内存之间交互的基本单位，InnoDB中页的大小一般为 16KB。

页的组成

如图所示，InnoDB数据页由以下七个部分组成，

2.1 File Header（文件头）

File Header用来记录页的一些头信息，由如下8个部分组成，共占用38个字节，如表4-3所示：

FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM
- 在MySQL4.0.14版本之前
  
  该值代表该页属于哪个表空间，当innodb_file_per_table没有开启事，共享表空间中可能存放了许多页，并且这些页属于不同的表空间。
- MySQL4.0.14之后版本
  
  该值代表页的checksum值（一种新的checksum值）。
FIL_PAGE_OFFSET

表空间中页的偏移值。
FIL_PAGE_PREV，FIL_PAGE_NEXT

当前页的上一个页以及下一个页。B+Tree特性决定了叶子节点必须是双向列表。
FIL_PAGE_LSN

该值代表该页最后被修改的日志序列位置LSN（Log Sequence Number）。
FIL_PAGE_TYPE

页的类型。十六进制表示，0x45BF代表B+tree叶结点（存放数据的数据页）。
FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN

该值仅在数据文件中的一个页中定义，代表文件至少被更新到了该LSN值。
FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID

从MySQL 4.1开始，该值代表页属于哪个表空间。

2.2 Page Header（页头）

用来记录数据页的状态信息，由以下14个部分组成，共占用56个字节。

比如本页中已经存储了多少条记录，第一条记录的地址是什么，页目录中存储了多少个槽等。

PAGE_N_DIR_SLOTS

在Page Directory（页目录）中的Slot（槽）数。
PAGE_HEAP_TOP

堆中第一个记录的指针。
PAGE_N_HEAP

堆中的记录数。
PAGE_FREE

指向空闲列表的首指针。
PAGE_GARBAGE

已删除记录的字节数，即行记录结构中，delete flag为1的记录大小的总数。
PAGE_LAST_INSERT

最后插入记录的位置。
PAGE_DIRECTION

最后插入的方向。取值为：
- PAGE_LEFT（0x01）
- PAGE_RIGHT（0x02）
- PAGE_SAME_REC（0x03）
- PAGE_SAME_PAGE（0x04）
- PAGE_NO_DIRECTION（0x05）
PAGE_N_DIRECTION

一个方向连续插入记录的数量。
PAGE_N_RECS

该页中记录的数量。
PAGE_MAX_TRX_ID

修改当前页的最大事务ID，该值仅在Secondary Index定义。
PAGE_LEVEL

当前页在索引树中的位置，0x00代表叶节点。
PAGE_INDEX_ID

当前页属于哪个索引ID。
PAGE_BTR_SEG_LEAF

B+树的叶节点中，文件段的首指针位置。注意该值仅在B+树的Root页中定义。
PAGE_BTR_SEG_TOP

B+树的非叶节点中，文件段的首指针位置。注意该值仅在B+树的Root页中定义。

2.3 Infimun+Supremum Records

在InnoDB存储引擎中，每个数据页中有两个虚拟的行记录，用来限定记录的边界。

Infimum记录是比该页中任何主键值都要小的值。
Supremum指比任何可能大的值还要大的值。

这两个值在页创建时被建立，并且在任何情况下不会被删除，如下图：

2.4 User Records（用户记录，即行记录）

User Records即实际存储行记录的内容，InnoDB存储引擎表总是B+树索引组织的。

每当我们插入一条记录，都会从Free Space部分申请一个记录大小的空间划分到User Records部分，当Free Space部分的空间全部被User Records部分替代掉之后，当前页就被用完了，此时如果还有新的记录插入就需要申请新的页了。

2.5 Free Space（空闲空间）

Free Space指的就是空闲空间，同样也是个链表数据结构。当一条记录被删除后，该空间会被加入空闲链表中。

2.6 Page Directory（页目录）

Page Directory（页目录）中存放了记录的相对位置

所有正常的记录（包括最大和最小记录，不包括为已删除的记录）会被划分为几个组。
每个组的最后一条记录的头信息中的n_owned属性表示该组内共有几条记录。
将每个组的最后一条记录的地址偏移量按顺序存储起来，每个地址偏移量也被称为一个槽。这些地址偏移量都会被存储到靠近页的尾部的地方。

InnoDB并不是每个记录拥有一个槽，InnoDB存储引擎的槽是一个稀疏目录（sparse directory），即一个槽中可能属于（belong to）多个记录，最少属于4条记录，最多属于8条记录。

Slots中记录按照键顺序存放，这样可以利用二叉查找迅速找到记录的指针。假设有（‘i’，‘d’，‘c’，‘b’，‘e’，‘g’，‘l’，‘h’，‘f’，‘j’，‘k’，‘a’），同时假设一个槽中包含4条记录，则Slots中的记录可能是（‘a’，‘e’，‘i’），然后通过recorder header中的next_record来继续查找相关记录。

【B+树索引本身并不能找到具体的一条记录，B+树索引能找到只是该记录所在的页】。数据库把页载入内存，然后通过Page Directory再进行二叉查找。由于二叉查找的时间复杂度很低，同时内存中的查找很快，因此通常我们忽略了这部分查找所用的时间。

所以在一个数据页中查找指定主键值的记录的过程分为两步：

通过二分法确定该记录所在的槽。
通过记录的next_record属性组成的链表遍历查找该槽中的各个记录。

2.7 File Trailer（文件结尾信息）

File Trailer只有一个FIL_PAGE_END_LSN部分，占用8个字节。

主要作用

保证页能够完整地写入磁盘，校验数据完整性。

写入过程中磁盘损坏、机器宕机时
具体方法

前4个字节代表该页的checksum值，最后4个字节和File Header中的FIL_PAGE_LSN相同。

通过这两个值来和File Header中的FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM和FIL_PAGE_LSN值进行比较，看是否一致，以此来保证页的完整性（not corrupted）