InnoDB：表空间管理

作者：Mayank Prasad 译：徐轶韬

在InnoDB中，用户定义的表及其对应的索引数据存储在扩展名为.ibd的文件中。表空间有两种类型，常规（或共享）表空间和独立表空间文件。对于共享表空间而言，来自多个不同表及其对应索引的数据可以保存在单个.ibd文件中。而对于独立表空间，单个表的数据及其索引保存在一个.ibd文件中。

这篇博客文章将详细讨论这些.ibd文件中的空间管理。

.IBD文件

这些文件通常位于数据目录中。让我们尝试创建一个表test.t1。

CREATE TABLE test.t1 (c INT) engine=InnoDB;

$ cd <PATH_TO_DATA_DIR>/test

$ ls t1.ibd

上面是独立表空间文件，即与表t1相关的表和索引数据将驻留在此文件中。

TABLESPACE

独立表空间的名称与文件/表名称相同，即上面表t1的表空间名称为t1。如果它是使用名称my_tablespace创建的常规（或共享）表空间，则该表空间名称将是 my_tablespace ..

表空间使用唯一的ID标识，称为表空间ID。

PAGES

表空间文件由固定大小的页组成。不同类型的页可用于不同目的。我们将在接下来的部分中详细介绍这些内容。在此只需记住，表空间文件是多个固定大小的页的集合。

EXTENTS

区段是表空间内连续页的集合。区段大小为1 MB。如果页大小为16Kb，则一个区段中可能有64页。

因此，我们再次查看表空间文件，它是区段的集合。

HEADER PAGE

表空间的元数据信息没有单独的存储。它存储在同一文件的页头（始终为0页）。现在让我们详细了解一下。

FREE FRAGS LIST:

区段链接列表的基节点指针，这些区段具有“单独”分配的页。此列表包含具有至少一个可用页分配的范围。

FULL FRAGS LIST：

区段链接列表的基节点指针，这些区段具有“单独”分配的页。此列表不包含可用页分配的范围。

FREE LIST：

范围自由分配的链接列表的基本节点指针。该列表的范围可以分配给文件段（稍后描述），也可以分配给空闲片段列表。

XDES Entries：

表空间中第一组区段的区段描述条目（稍后描述）。

EXTENT DESCRIPTOR PAGE (XDES PAGE)

区段是页的集合。我们需要存储与属于某个区段的页相关的一些元数据信息。为了存储该信息，我们使用“ 区段描述页”。

对于16K大小的页，一个XDES条目（稍后描述）的大小为40字节，用于提供有关64页的元数据信息。为了易于实现，一个XDES页条目所覆盖的页数等于页大小。基于此，可以很容易地找到每个页大小的XDES页中XDES条目的数量。

随着表空间的增加（添加了更多数据），将分配更多的数据块（更多的页）。一旦总范围的数量大于XDES页可以跟踪的范围，就会分配一个新的XDES页，该页将用于跟踪下一组范围。

注意：第一组区段的页头用于存储XDES条目。

下图描述了一个区段描述页和各个XDES条目。

注意： LIST NODE中的上一个和下一个指针指向列表中的上一个/ 下一个区段：

• FULL，NOT_FULL和FREE列表（如果该区段属于文件段）。
• FREE_FRAG，FULL_FRAG，FREE，其它。

相关的数值！

一个区段大小= 1 MB

一个页大小= 16 KB

一个区段中的总页数= 64页

一个XDES页中的XDES条目总数= 256

一个XDES页中可以覆盖的区段总数= 256

一个XDES页中可以覆盖的总页数= 16384

因此，一旦表空间大小超过16384页，我们需要分配一个新的XDES页以保留更多数据区（待分配）。

INODE PAGE

这些页保留有关文件段（FSEG）的信息。因此，在进入INDOE页条目之前，让我们了解一下什么是文件段。

FILE SEGMENT

文件段是一个逻辑单元，是页和区段的集合。下图描述了文件段的高级别逻辑（非物理）视图。

• FRAG ARRAY
  • 分配给该段的单页数组（32个条目）。
• NOT FULL LIST
  • 指向分配给此段的区段的链表的基本节点指针，并具有至少一个空闲页。
• FULL LIST
  • 指向分配给此段的区段的链表的基本节点指针，并且没有空闲页。
• FREE LIST
  • 指向分配给此段的区段的链表的基本节点指针，并具有所有可用页。

注1： FRAG ARRAY中的页属于一个区段，该区段是FRAG_FULL / FRAG_FREE列表的一部分（即，文件段ID为0），并保留在表空间页头中。如前所述，这些区段中的页被许多段共享。如下图所示：

注2：当区段变为空闲（即不再有已使用的页）时，它不会移动到“文件段”的“FREE ”列表中。相反，它将移至在表空间级别维护的FREE列表。

问：为什么我们需要文件段？

答：这是为了简化页管理。一旦删除文件段，就要释放所有区段和页。

随着表的增长，它将在每个文件段中分配各个页，直到文件段数组变满为止，然后切换到一次分配1个区段，最终切换到一次分配4个区段。

INODE PAGES（重新访问）

现在，让我们回到INODE页。INODE页保留文件段的条目，即INODE页中的每个条目代表一个文件段。上面描述的图X（在其中描述了文件段的高级别视图）实际上是INODE页中的条目，被称为“INODE File Segment entry”。让我们再来看一看：

问：索引中如何使用文件段？

答： InnoDB中的每个索引（B +树）使用两个文件段。

• Leaf Page Segment：将叶子页存储在B树中。
• Non Leaf Page Segment：在B树中存储非叶子（中间）页。

FSEG HEADER是存储这两个文件段INODE条目信息的位置。从这些条目中，我们查询INODE页以找到相应的文件段信息。

注意：由于索引只有一个LEAF和一个NON-LEAF段，因此仅使用根页的FSEG HEADER存储这些信息。B树中的其余页，FSEG HEADER填充为0。

杰里米·科尔（Jeremy Cole）在他的博客中给出的一个很好的说明性示例：

“例如，在一个新创建的表中，唯一存在的页将是根页，它也是一个叶子页，但是存在于“内部”文件段中（这样以后就不必移动它了） 。“叶”文件段INODE列表和片段数组将全部为空。“内部”文件段INODE列表将全部为空，并且单个根页将在片段数组中。”

摘要

当我们创建/删除索引时，它们如何工作？

如上所述，一旦创建索引（即至少创建了根页），就会为该索引分配两个文件段。一个用于叶子页，到目前为止没有分配页，一个用于非叶子页，将仅分配一个页即根页。

随着索引大小的增长（即B树的增长），

• 新页在FRAG ARRAY中分配。
• 当需求跨越32页后，便会将一个区段分配给文件段并将其移至“FREE 列表”。
• 一旦使用了该区段的页，该区段将移至“NOT FULL列表”。
• 一旦使用了该区段的所有页，它将移至“FULL列表”并分配新的区段（与步骤3相同）。

从根页删除索引后，我们将知道两个文件段。我们继续将这两个文件段中的所有区段标记为空闲。

感谢您使用MySQL！