1、背景

我們往一張表里插入的行數(shù)據(jù)是存儲在頁上的，一張頁的大小為16KB，數(shù)據(jù)量大的時候一張頁不可能存儲完一張表里的所有數(shù)據(jù)，所以需要多張頁來進(jìn)行存儲，這多張頁所在的存儲空間就叫表空間，表空間分為系統(tǒng)表空間和獨(dú)立表空間，接下來就講一下獨(dú)立表空間上是如何存儲頁的。

2、獨(dú)立表空間

【1】表空間大小

之前講過頁的組成，我們再來看一下頁的通用部分File Header(38字節(jié)大小)的組成：

File Header里的頁號由4字節(jié)組成，也就是32位，所以一個表空間最多能存儲2³²個頁，每個頁按照16KB的大小來算，一個表空間最多可以存儲64TB的大小的數(shù)據(jù)

【2】區(qū)

表空間里每連續(xù)64個頁組成一個區(qū)，一個頁按16KB大小來算，一個區(qū)的大小就為64*16KB=1MB，如下圖表示：

【3】組

表空間上連續(xù)256個區(qū)就為一個組，區(qū)0到區(qū)255就為第一個組，區(qū)256到區(qū)511就為第二個組，剩下的以此內(nèi)推，需要注意的是，第一個組的前三個頁的類型是固定，其它組的前兩個頁類型是固定的，在講這些頁之前我們先看一下頁的類型有幾種：

再看組的表結(jié)構(gòu)圖，如下圖：

【4】段

一個索引有葉子節(jié)點(diǎn)和非葉子節(jié)點(diǎn)，存放葉子節(jié)點(diǎn)所在區(qū)的集合就叫葉子段，存放非葉子節(jié)點(diǎn)所在區(qū)的集合就叫非葉子段，一個索引有兩個段。

【5】區(qū)的類型

段就是索引中葉子節(jié)點(diǎn)和非葉子節(jié)點(diǎn)所在區(qū)的集合，一個索引兩個段，一個區(qū)64個頁，數(shù)據(jù)量小的時候用一個區(qū)來作為存儲單位十分浪費(fèi)空間，所以就有了碎片區(qū)的概念，在數(shù)據(jù)量小的時候段就以碎片區(qū)中的頁為單位來分配空間，數(shù)據(jù)量大的時候就以區(qū)為單位來分配存儲空間，碎片區(qū)不屬于任何段，并且碎片區(qū)里的頁可以存儲多個索引的數(shù)據(jù)，區(qū)的類型有如下幾種：

【6】XDES Entry區(qū)結(jié)構(gòu)

InnoDB中每一個區(qū)都對應(yīng)一個XDES Entry結(jié)構(gòu)，其組成圖如下：

XDES Entry結(jié)構(gòu)字段含義如下：

List Node結(jié)構(gòu)字段含義如下：

【7】XDES Entry鏈表

在數(shù)據(jù)量比較小的時候，段是以碎片區(qū)中的頁為單位來分配存儲空間的，插入數(shù)據(jù)方式如下：

• 1、查找表空間中狀態(tài)為FREE_FRAG的區(qū)，找到了就取出零碎的頁把數(shù)據(jù)插進(jìn)去，
• 2、沒找到就申請一個狀態(tài)為FREE的區(qū)，將狀態(tài)變?yōu)镕REE_FRAG，再取出零碎的頁將數(shù)據(jù)插入進(jìn)去，
• 3、之后再插入數(shù)據(jù)當(dāng)沒有零碎的頁可用時狀態(tài)就變?yōu)镕ULL_FRAG。

快速查找這3個類型的區(qū)通過3個鏈表來查找，這3個鏈表是屬于表空間獨(dú)有的，3個鏈表如下：

當(dāng)一個段中的數(shù)據(jù)超過32個零碎的頁之后，就以區(qū)為單位來分配存儲空間了，此時每個段都涉及3個鏈表，注意每個段都有3個鏈表，3個鏈表如下：

【8】XDES Entry鏈表基節(jié)點(diǎn)

為了快速找到XDES Entry鏈表的頭和尾，InnoDB中設(shè)計了鏈表基節(jié)點(diǎn)結(jié)構(gòu)List Base Node，其結(jié)構(gòu)圖如下：

【9】INODE Entry段結(jié)構(gòu)

段也有一個對應(yīng)的結(jié)構(gòu)INODE Entry，其結(jié)構(gòu)如圖：

INODE Entry結(jié)構(gòu)字段含義如下：

【10】FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR頁類型

表空間第一個組中第一個頁的類型為FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR，結(jié)構(gòu)如下：

FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR字段解釋：

File Space Header結(jié)構(gòu)字段解釋：

【11】FIL_PAGE_IBUF_BITMAP頁類型

表空間所有組的第二個頁的類型為FIL_PAGE_IBUF_BITMAP，用于InnoDB存儲引擎中事務(wù)日志緩沖區(qū)，與插入緩沖有關(guān)，后面再講。

【12】FIL_PAGE_INODE頁類型

第一組第三個頁類型就為FIL_PAGE_INODE，用于存儲段結(jié)構(gòu)INODE Entry，其頁結(jié)果如圖：

FIL_PAGE_INODE頁類型字段解釋如下：

可以看到一個FIL_PAGE_INODE類型的頁最多存儲85個INODE Entry段結(jié)構(gòu)，如果超過85個，就需要申請其它FIL_PAGE_INODE類型的頁來進(jìn)行存儲了，所有FIL_PAGE_INODE類型的頁會組成兩個鏈表，這兩個鏈表存儲在FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR類型頁的File Space Header結(jié)構(gòu)里，鏈表如下：

存儲一個INODE Entry結(jié)構(gòu)的過程如下：

• 1、從SEG_INODES_FULL鏈表中取出一個頁去存儲INODE Entry段結(jié)構(gòu)，
• 2、如果頁上的INODE Entry段機(jī)構(gòu)存儲滿了就放入SEG_INODES_FREE鏈表，
• 3、如果SEG_INODES_FULL鏈表為空，就從表空間所屬的FREE_FRAG鏈表中取出一個零碎頁，修改其類型為FIL_PAGE_INODE，再放入SEG_INODES_FULL鏈表中。

【13】FIL_PAGE_TYPE_XDES頁類型

表空間第一個組之外的其它組的第一個頁類型為FIL_PAGE_TYPE_XDES，和FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR頁類型差不多，相比少了一些其它屬性，其結(jié)構(gòu)圖如下：

【14】索引關(guān)聯(lián)INODE Entry段結(jié)構(gòu)

一個索引有兩個段，它們之間是這樣關(guān)聯(lián)起來的，數(shù)據(jù)頁組成的頁類型中有兩個字段如下：

這兩個字段各對應(yīng)一個Segment Header結(jié)構(gòu)如下：

通過Segment Header就能很方便找到索引對應(yīng)的INODE Entry段結(jié)構(gòu)，并且只需要在B+樹的根節(jié)點(diǎn)中定義這兩字段。

3、總結(jié)

本文主要講解獨(dú)立表空間的組成部分，涉及到頁、區(qū)、組還有各種結(jié)構(gòu)等，后續(xù)可以再講解系統(tǒng)表空間的組成，和獨(dú)立表空間類似。

以上為個人經(jīng)驗(yàn)，希望能給大家一個參考，也希望大家多多支持腳本之家。

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