第二十五章：InnoDB的数据存储结构

25.1：数据库的存储结构：页

索引结构给我们提供了高效的索引方式，不过索引信息以及数据记录都是保存在文件上的，确切说是存储在页结构中。另一方面，索引是在存储引擎中实现的，MySQL服务器上的存储引擎负责对表中数据的读取和写入工作。

磁盘与内存交互的基本单位：页

InnoDB将数据划分为若干个页，InnoDB中页的大小默认为16KB。

以页作为磁盘和内存之间交互的基本单位，也就是一次最少从磁盘中读取16KB的内容到内存中，一次最少把内存中的16KB内容刷新到磁盘中。也就是说，在数据库中，不论读一行，还是读多行，都是将这些行所在的页进行加载。也就是说，数据库管理存储空间的基本单位是页(Page)，数据库I/0操作的最小单位是页。一个页中可以存储多个行记录。
页结构概述

页a、页b、页c…页n这些页可以不在物理结构上相连，只要通过双向链表相关联即可。每个数据页中的记录会按照主键值从小到大的顺序组成一个单向链表，每个数据页都会为存储在它里边的记录生成一个页目录，在通过主键查找某条记录的时候可以在页目录中使用二分法快速定位到对应的槽，然后再遍历该槽对应分组中的记录即可快速找到指定的记录。
页的大小

不同的数据库管理系统（简称DBMS)的页大小不同。比如在MySQL的InnoDB存储擎中，默认页的大小是16KB。
```
SHOW VARIABLES LIKE '%innodb_page_size%';
```
SQL Server中页的大小为8KB,而在Oracle中我们用术语“块”(Block)来代表“页”，Oralce支持的块大小2KB，4KB,8KB，16KB，32KB，64KB。
页的上层结构

另外在数据库中，还存在着区(Extent)、段(Segment)、和表空间(Tablespace)的概念。

区(Extent)是比页大一级的存储结构，在InnoDB存储引擎中，一个区会分配64个连续的页。因为InnoDB中的页大小默认是16KB,所以一个区的大小是64*16KB=1MB。

段(Segment)由一个或多个区组成，区在文件系统是一个连续分配的空间（在InnoDB中是连续的64个页），不过在段中不要求区与区之间是相邻的。段是数据库中的分配单位，不同类型的数据库对象以不同的段形式存在。当我们创建数据表、索引的时候，就会相应创建对应的段，比如创建一张表时会创建一个表段，创建一个索时会创建一个索引段。

表空间(Tablespace)是一个逻辑容器，表空间存储的对象是段，在一个表空间中可以有一个或多个段，但是一个段只能属于一个表空间。数据库由一个或多个表空间组成，表空间从管理上可以划分为系统表空间、用户表空间、撤销表空间、临时表空间等。

25.2：页的内部结构

页如果按类型划分的话，常见的有数据页（保存B+树节点）、系统页、Undo页和事务数据页等。数据页是我们最常使用的页。

数据页的16KB大小的存储空间被划分为七个部分，分别是文件头(File Header)、页头(Page Header)、最大最小记录(Infimum+supremum)、用户记录(User Records)、空闲空间(Free Space)、页目录(PageDirectory)和文件尾(File Tailer)。页结构的示意图如下所示：
在这里插入图片描述

名称	占用大小	说明
`File Header`	38字节	文件头、描述页的信息
`Page Header`	56字节	页头，页的状态信息
`Infimum+supremum`	26字节	最大和最小记录，这是两个虚拟的行记录
`User Records`	不确定	用户记录，存储行记录内容
`Free Space`	不确定	空闲记录，页中还没有被使用的空间
`PageDirectory`	不确定	页目录，存储用户记录的相对位置
`File Tailer`	8字节	文件尾，效验页是否完整

第1部分：File Header[文件头部]和File Trailer[文件尾部]

File Header

作用：描述各种页的通信信息。

名称	占用空间大小	描述
`FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM`	4字节	页的效验和(`checksum`值)
`FIL_PAGE_OFFSET`	4字节	页号
`FIL_PAGE_PREV`	4字节	上一个页的页号
`FIL_PAGE_NEXT`	4字节	下一个页的页号
`FIL_PAGE_LSN`	8字节	页面被最后修改时对应的日志序列位置
`FIL_PAGE_TYPE`	2字节	该页的类型
`FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN`	8字节	仅在系统表空间的一个页中定义，代表文件至少被刷新到了对应的`LSN`值
`FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID`	4字节	页属于哪个表空间

FIL_PAGE_OFFSET

每一个页都有一个单独的页号，就跟你的身份证号码一样，InnoDB通过页号可以唯一定位一个页。

FIL_PAGE_TYPE

类型名称	十六进制	描述
`FIL_PAGE_TYPE_ALLOCATED`	`0x0000`	最新分配，还没使用
`FIL_PAGE_UNDO_LOG`	`0x0002`	`Undo`日志页
`FIL_PAGE_INODE`	`0x0003`	段信息节点
`FIL_PAGE_IBUF_FREE_LIST`	`0x0004`	`Insert Buffer`空闲列表
`FIL_PAGE_IBUF_BITMAP`	`0x0005`	`Insert Buffer`位图
`FIL_PAGE_TYPE_SYS`	`0x0006`	系统页
`FIL_PAGE_TYPE_TRX_SYS`	`0x0007`	事物系统数据
`FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR`	`0x0008`	表空间头部信息
`FIL_PAGE_TYPE_XDES`	`0x0009`	扩展描述页
`FIL_APGE_TYPE_BLOB`	`0x000A`	溢出页
`FIL_PAGE_INDEX`	`0x45BF`	索引页，也就是我们所说的数据页

FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT

InnoDB都是以页为单位存放数据的，如果数据分散到多个不连续的页中存储的话需要把这些页关联起来，FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT就分别代表本页的上一个和下一个页的页号。这样通过建立一个双向链表把许许多多的页就都串联起来了，保证这些页之间不需要是物理上的连续，而是逻辑上的连续。
FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM
- 代表当前页面的校验和（checksum）。文件头部和文件尾部都有属性：FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM。
- 什么是校验和？
  
  就是对于一个很长的字节串来说，我们会通过某种算法来计算一个比较短的值来代表这个很长的字节串，这个比较短的值就称为校验和。
- 作用
  
  InnoDB存储引擎以页为单位把数据加载到内存中处理，如果该页中的数据在内存中被修改了，那么在修改后的某个时间需要把数据同步到磁盘中。但是在同步了一半的时候断电了，造成了该页传输的不完整。
  
  为了检测一个页是否完整（也就是在同步的时候有没有发生只同步一半的尴尬情况），这时可以通过文件尾的校验和（checksum 值）与文件头的校验和做比对，如果两个值不相等则证明页的传输有问题，需要重新进行传输，否则认为页的传输已经完成。
- 具体的
  
  每当一个页面在内存中修改了，在同步之前就要把它的校验和算出来，因为File Header在页面的前边，所以校验和会被首先同步到磁盘，当完全写完时，校验和也会被写到页的尾部，如果完全同步成功，则页的首部和尾部的校验和应该是一致的。
  
  如果写了一半儿断电了，那么在File Header中的校验和就代表着已经修改过的页，而在File Trailer中的校验和代表着原先的页，二者不同则意味着同步中间出了错。这里，校验方式就是采用Hash算法进行校验。
FIL_PAGE_LSN

页面被最后修改时对应的日志序列位置（英文名是：Log Sequence Number）。

File Trailer

文件头部和文件尾部都有属性：FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM

前4个字节代表页的校验和：这个部分是和File Header中的校验和相对应的。

后4个字节代表页面被最后修改时对应的日志序列位置（LSN）：这个部分也是为了校验页的完整性的，如果首部和尾部的LSN值校验不成功的话，就说明同步过程出现了问题。

第2部分：Free Space[空闲空间]、User Records[用户记录]、和Infimum Supremum[最小、最大记录]
- Free Space
  
  我们自己存储的记录会按照指定的行格式存储到User Records部分。但是在一开始生成页的时候，其实并没有User Records这个部分，每当我们插入一条记录，都会从Free Space部分，也就是尚未使用的存储空间中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，也就意味着这个页使用完了，如果还有新的记录插入的话，就需要去申请新的页了。
- User Records
  
  User Records中的这些记录按照指定的行格式一条一条摆在User Records部分，相互之间形成单链表。用户记录里的一条条数据如何记录？记录行格式的记录头信息。
- Infimum Supremum
  
  记录可以比大小，对于一条完整的记录来说，比较记录的大小就是比较主键的大小。比方说我们插入的4行记录的主键值分别是：1、2、3、4，这也就意味着这4条记录是从小到大依次递增。
  
  InnoDB规定的最小记录与最大记录这两条记录的构造十分简单，都是由5字节大小的记录头信息和8字节大小的一个固定的部分组成的，如图所示：
  
  这两条记录（最大、最小记录）不是我们自己定义的记录，所以它们并不存放在页的User Records部分，他们被单独放在一个称为Infimum + Supremum的部分，如图所示：

第3部分：Page Directory[页目录]和Page Header[页面头部]

Page Directory
1. 页目录分组的个数如何确定
  
  为什么最小记录的n_owned值为1，而最大记录的n_owned值为5呢？
  
  InnoDB规定：对于最小记录所在的分组只能有1条记录，最大记录所在的分组拥有的记录条数只能在1-8条之间，剩下的分组中记录的条数范围只能在是 4-8 条之间。
  
  分组是按照下边的步骤进行的：
  
  初始情况下一个数据页里只有最小记录和最大记录两条记录，它们分属于两个分组。
  
  之后每插入一条记录，都会从页目录中找到主键值比本记录的主键值大并且差值最小的槽，然后把该槽对应的记录的n_owned值加1，表示本组内又添加了一条记录，直到该组中的记录数等于8个。
  在一个组中的记录数等于8个后再插入一条记录时，会将组中的记录拆分成两个组，一个组中4条记录，另一个5条记录。这个过程会在页目录中新增一个槽来记录这个新增分组中最大的那条记录的偏移量。
2. 页目录结构下如何快速查找记录
```
# 向page_demo表中插入数据
INSERT INTO page_demo 
VALUES
(5, 500, 'zhou'), 
(6, 600, 'chen'), 
(7, 700, 'deng'), 
(8, 800, 'yang'), 
(9, 900, 'wang'), 
(10, 1000, 'zhao'), 
(11, 1100, 'qian'), 
(12, 1200, 'feng'), 
(13, 1300, 'tang'), 
(14, 1400, 'ding'), 
(15, 1500, 'jing'), 
(16, 1600, 'quan');
```
  添加了12条记录，现在页里一共有18条记录了（包括最小和最大记录），这些记录被分成了5个组，如图所示
  
  这里只保留了16条记录的记录头信息中的n_owned和next_record属性，省略了各个记录之间的箭头。
  
  现在看怎么从这个页目录中查找记录。因为各个槽代表的记录的主键值都是从小到大排序的，所以我们可以使用二分法来进行快速查找。5个槽的编号分别是：0、1、2、3、4，所以初始情况下最低的槽就是low=0，最高的槽就是high=4。比方说我们想找主键值为6的记录，过程是这样的：
  - 计算中间槽的位置：(0+4)/2=2，所以查看槽2对应记录的主键值为8，又因为8 > 6，所以设置high=2，low保持不变。
  - 重新计算中间槽的位置：(0+2)/2=1，所以查看槽1对应的主键值为4，又因为4 < 6，所以设置low=1，high保持不变。
  - 因为high - low的值为1，所以确定主键值为6的记录在槽2对应的组中。此刻我们需要找到槽2中主键值最小的那条记录，然后沿着单向链表遍历槽2中的记录。
  但是我们前边又说过，每个槽对应的记录都是该组中主键值最大的记录，这里槽2对应的记录是主键值为8的记录，怎么定位一个组中最小的记录呢？别忘了各个槽都是挨着的，我们可以很轻易的拿到槽1对应的记录（主键值为4），该条记录的下一条记录就是槽2中主键值最小的记录，该记录的主键值为5。所以我们可以从这条主键值为5的记录出发，遍历槽2中的各条记录，直到找到主键值为6的那条记录即可。
  
  由于一个组中包含的记录条数只能是1~8条，所以遍历一个组中的记录的代价是很小的。

Page Header

名称	占用空间大小	描述
`PAGE_N_DIR_SLOTS`	2字节	在页目录中的槽数量
`PAGE_HEAP_TOP`	2字节	还未使用的空间最小地址，也就是说从该地址之后就是`Free Space`
`PAGE_N_HEAP`	2字节	本页中的记录的数量
`PAGE_PREE`	2字节	第一个已经标记为删除的记录地址
`PAGE_GRRBAGE`	2字节	以删除记录占用的字节
`PAGE_LAST_INSERT`	2字节	最后插入记录的位置
`PAGE_DIRECTION`	2字节	记录插入的方向
`PAGE_N_DIRECTION`	2字节	一个方向连续插入的记录数量
`PAGE_N_RECS`	2字节	该页中记录的数量
`PAGE_MAX_TRX_ID`	8字节	修改当前页的最大事物ID，该值仅在二级索引中定义
`PAGE_BTR_SEG_LEAF`	10字节	`B+`树叶子段的头部信息，仅在`B+`树的`Root`页定义
`PAGE_BTR_SET_TOP`	10字节	`B+`树非叶子段的头部信息，仅在`B+`树的`Root`页定义
`PAGE_LEVEL`	2字节	当前页在`B+`树中所处的层级
`PAGE_INDEX_ID`	8字节	索引`ID`，表示当前页属于哪个索引

PAGE_DIRECTION

假如新插入的一条记录的主键值比上一条记录的主键值大，我们说这条记录的插入方向是右边，反之则是左边。用来表示最后一条记录插入方向的状态就是PAGE_DIRECTION。
PAGE_N_DIRECTION

假设连续几次插入新记录的方向都是一致的，InnoDB会把沿着同一个方向插入记录的条数记下来，这个条数就用PAGE_N_DIRECTION这个状态表示。当然，如果最后一条记录的插入方向改变了的话，这个状态的值会被清零重新统计。

25.3：InnoDB行格式

我们平时的数据以行为单位来向表中插入数据，这些记录在磁盘上的存放方式也被称为行格式或者记录格式。InnoDB存储引擎设计了4种不同类型的行格式，分别是Compact、Redundant、Dynamic和Compressed行格式。

# 查看mysql8的默认行格式
SELECT @@innodb_default_row_format;
# 查看表使用的行格式
SHOW TABLE STATUS LIKE '表名';

指定行格式语法

# 建表时指定行格式
CREATE TABLE 表名(列的信息) ROW_FORMAT=行格式名称;
# 修改的行格式
ALTER TABLE 表名 ROW_FORMAT=行格式名称;

COMPACT行格式

在MySQL 5.1版本中，默认设置为Compact行格式。一条完整的记录其实可以被分为记录的额外信息和记录的真实数据两大部分。
- 变长字段长度列表
  
  MySQL支持一些变长的数据类型，比如VARCHAR(M)、VARBINARY(M)、TEXT类型，BLOB类型，这些数据类型修饰列称为变长字段，变长字段中存储多少字节的数据不是固定的，所以我们在存储真实数据的时候需要顺便把这些数据占用的字节数也存起来。在Compact行格式中，把所有变长字段的真实数据占用的字节长度都存放在记录的开头部位，从而形成一个变长字段长度列表。
  
  注意：这里面存储的变长长度和字段顺序是反过来的。比如两个varchar字段在表结构的顺序是a(10)，b(15)。那么在变长字段长度列表中存储的长度顺序就是15，10，是反过来的。
- NULL值列表
  
  Compact行格式会把可以为NULL的列统一管理起来，存在一个标记为NULL值列表中。如果表中没有允许存储NULL的列，则NULL值列表也不存在了。
  
  之所以要存储NULL是因为数据都是需要对齐的，如果没有标注出来NULL值的位置，就有可能在查询数据的时候出现混乱。如果使用一个特定的符号放到相应的数据位表示空置的话，虽然能达到效果，但是这样很浪费空间，所以直接就在行数据得头部开辟出一块空间专门用来记录该行数据哪些是非空数据，哪些是空数据，格式如下：
  
  二进制位的值为1时，代表该列的值为NULL。二进制位的值为0时，代表该列的值不为NULL。
- 记录头信息(5字节)
```
CREATE TABLE page_demo(
    c1 INT,
    c2 INT,
    c3 VARCHAR(10000),
    PRIMARY KEY (c1)
) CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;
```

在这里插入图片描述

名称	大小(单位：`bit`)	描述
预留位1	1	没有使用
预留位2	1	没有使用
`delete_mask`	1	标记该记录是否被删除
`min_rec_mask`	1	`B+`树的每层非叶子节点中的最小值记录都会添加该标记
`n_owned`	4	表示当前记录拥有的记录数
`heap_no`	13	表示当前记录在记录堆的位置信息
`record_type`	3	表示当前记录的类型
`next_record`	16	表示下一条记录的相对位置

在这里插入图片描述

# 插入数据
INSERT INTO page_demo 
VALUES
(1, 100, 'song'), 
(2, 200, 'tong'), 
(3, 300, 'zhan'), 
(4, 400, 'lisi');

在这里插入图片描述

delete_mask

这个属性标记着当前记录是否被删除，占1个二进制位。值为0：代表记录并没有被删除。值为1：代表记录被删除掉了

你以为它删除了，可它还在真实的磁盘上。这些被删除的记录之所以不立即从磁盘上移除，是因为移除它们之后其他的记录在磁盘上需要重新排列，导致性能消耗。所以只是打一个删除标记而已，所有被删除掉的记录都会组成一个所谓的垃圾链表，在这个链表中的记录占用的空间称之为可重用空间，之后如果有新记录插入到表中的话，可能把这些被删除的记录占用的存储空间覆盖掉。
min_rec_mask

B+树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记，min_rec_mask值为1。我们自己插入的四条记录的min_rec_mask值都是0，意味着它们都不是B+树的非叶子节点中的最小记录。
record_type

这个属性表示当前记录的类型，一共有4种类型的记录

0：表示普通记录。1：表示B+树非叶节点记录（目录记录）。2：表示最小记录。3：表示最大记录
heap_no

这个属性表示当前记录在本页中的位置。从图中可以看出来，我们插入的4条记录在本页中的位置分别是：2、3、4、5。怎么不见heap_no值为0和1的记录呢？

MySQL会自动给每个页里加了两个记录，由于这两个记录并不是我们自己插入的，所以有时候也称为伪记录或者虚拟记录。这两个伪记录一个代表最小记录，一个代表最大记录。最小记录和最大记录的heap_no值分别是0和1，也就是说它们的位置最靠前。
n_owned

页目录中每个组中最后一条记录的头信息中会存储该组一共有多少条记录，作为n_owned字段。
next_record

记录头信息里该属性非常重要，它表示从当前记录的真实数据到下一条记录的真实数据的地址偏移量。
- 记录的真实数据
  
  记录的真实数据除了我们自己定义的列的数据以外，还会有三个隐藏列：
  
  列名是否必须占用空间描述
  row_id 否 6字节行ID，唯一标识一条记录
  transaction_id 是 6字节事物ID
  roll_pointer 是 7字节回滚指针
  实际上这几个列的真正名称其实是：DB_ROW_ID、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR。
  
  一个表没有手动定义主键，则会选取一个Unique键作为主键，如果连Unique键都没有定义的话，则会为表默认添加一个名为row_id的隐藏列作为主键。所以row_id是在没有自定义主键以及Unique键的情况下才会存在的。
Dynamic和Compressed行格式
- 行溢出
  
  InnoDB存储引擎可以将一条记录中的某些数据存储在真正的数据页面之外。很多DBA喜欢MySQL数据库提供的VARCHAR(M)类型，认为可以存放65535字节。这是真的吗？如果我们使用ascii字符集的话，一个字符就代表一个字节，我们看看VARCHAR(65535)是否可用。
```
# 报错
CREATE  TABLE  varchar_size_demo(
 c  VARCHAR(65535)
 )  CHARSET=ascii  ROW_FORMAT=Compact;
 
# 执行成功
CREATE  TABLE  varchar_size_demo(
    c  VARCHAR(65532)
)  CHARSET=ascii  ROW_FORMAT=Compact;

CREATE  TABLE  varchar_size_demo1( 
  c  VARCHAR(65533)  NOT  NULL
)  CHARSET=ascii  ROW_FORMAT=Compact; 
```
  这个65535个字节除了列本身的数据之外，还包括一些其他的数据，以Compact行格式为例，比如说我们为了存储一个VARCHAR(M)类型的列，除了真实数据占有空间以外，还需要记录的额外信息。如果该VARCHAR类型的列没有NOT NULL属性，那最多只能存储65532个字节的数据，因为变长字段的长度占用2个字节，NULL值标识需要占用1个字节。
  
  通过上面的案例，我们可以知道一个页的大小一般是16KB，也就是16384字节，而一个VARCHAR(M)类型的列就最多可以存储65533个字节，这样就可能出现一个页存放不了一条记录，这种现象称为行溢出。
  
  在Compact和Reduntant行格式中，对于占用存储空间非常大的列，在记录的真实数据处只会存储该列的一部分数据，把剩余的数据分散存储在几个其他的页中进行分页存储，然后记录的真实数据处用20个字节存储指向这些页的地址（当然这20个字节中还包括这些分散在其他页面中的数据的占用的字节数），从而可以找到剩余数据所在的页。
- Dynamic和Compressed行格式的区别
  
  在MySQL 8.0中，默认行格式就是Dynamic，Dynamic、Compressed行格式和Compact行格式挺像，只不过在处理行溢出数据时有分歧：
  
  Compressed和Dynamic两种记录格式对于存放在BLOB中的数据采用了完全的行溢出的方式。在数据页中只存放20个字节的指针（溢出页的地址），实际的数据都存放在Off Page（溢出页）中。
  
  Compact和Redundant两种格式会在记录的真实数据处存储一部分数据（存放768个前缀字节）。
  
  Compressed行记录格式的另一个功能就是，存储在其中的行数据会以zlib的算法进行压缩，因此对于BLOB、TEXT、VARCHAR这类大长度类型的数据能够进行非常有效的存储。

列名	是否必须	占用空间	描述
`row_id`	否	6字节	行`ID`，唯一标识一条记录
`transaction_id`	是	6字节	事物`ID`
`roll_pointer`	是	7字节	回滚指针

Redundant行格式

Redundant是MySQL 5.0版本之前InnoDB的行记录存储方式，MySQL 5.0支持Redundant是为了兼容之前版本的页格式。
在这里插入图片描述

字段长度偏移列表

注意Compact行格式的开头是变长字段长度列表，而Redundant行格式的开头是字段长度偏移列表，与变长字段长度列表有两处不同：

少了“变长”两个字：Redundant行格式会把该条记录中所有列（包括隐藏列）的长度信息都按照逆序存储到字段长度偏移列表.

多了“偏移”两个字：这意味着计算列值长度的方式不像Compact行格式那么直观，它是采用两个相邻数值的差值来计算各个列值的长度。

记录头信息

不同于Compact行格式，Redundant行格式中的记录头信息固定占用6个字节（48位），每位的含义见下表

名称	大小(`bit`)	描述
()	1	未使用
()	1	未使用
`delete_mask`	1	该行是否已被删除
`min_rec_mask`	1	`B+`树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记
`n_owned`	4	该记录拥有的记录数
`heap_no`	13	索引堆中该条记录的位置信息
`n_fields`	10	记录中列的数量
`lbyte_offs_flag`	1	记录字段长度偏移列表中每个列对应的偏移量使用1字节还是2字节表示
`next_record`	16	页中下一条记录的绝对位置

25.4：区、段与碎片区

为什么要有区

B+树的每一层中的页都会形成一个双向链表，如果是以页为单位来分配存储空间的话，双向链表相邻的两个页之间的物理位置可能离得非常远。我们介绍B+树索引的适用场景的时候特别提到范围查询只需要定位到最左边的记录和最右边的记录，然后沿着双向链表一直扫描就可以了，而如果链表中相邻的两个页物理位置离得非常远，就是所谓的随机I/0。再一次强调，磁盘的速度和内存的速度差了好几个数量级，随机I/0是非常慢的，所以我们应该尽量让链表中相邻的页的物理位置也相邻，这样进行范围查询的时候才可以使用所谓的顺序I/0。
引入区的概念，一个区就是在物理位置上连续的64个页。因为InnoDB中的页大小默认是16KB,所以一个区的大小是64*16KB=1MB。在表中数据量大的时候，为某个索引分配空间的时候就不再按照页为单位分配了，而是按照区为单位分配，甚至在表中的数据特别多的时候，可以一次性分配多个连续的区。虽然可能造成一点点空间的浪费（数据不足以填充满整个区），但是从性能角度看，可以消除很多的随机I/O,功大于过！
为什么要有段

对于范围查询，其实是对B+树叶子节点中的记录进行顺序扫描，而如果不区分叶子节点和非叶子节点，统统把节点代表的页面放到申请到的区中的话，进行范围扫描的效果就大打折扣了。所以InnoDB对B+树的叶子节点和非叶子节点进行了区别对待，也就是说叶子节点有自己独有的区，非叶子节点也有自己独有的区。存放叶子节点的区的集合就算是一个段(segment),存放非叶子节点的区的集合也算是一个段。也就是说一个索引会生成2个段，一个叶子节点段，一个非叶子节点段。
除了索引的叶子节点段和非叶子节点段之外，InnoDB中还有为存储一些特殊的数据而定义的段，比如回滚段。所以，常见的段有数据段、索引段、回滚段。数据段即为B+树的叶子节点，索段即为B+树的非叶子节点。
在InnoDB存储引擎中，对段的管理都是由引擎自身所完成，DBA不能也没有必要对其进行控制。这从一定程度上简化了DBA对于段的管理。段其实不对应表空间中某一个连续的物理区域，而是一个逻辑上的概念，由若干个零散的页面以及一些完整的区组成。
为什么要有碎片区

默认情况下，一个使用InnoDB存储引擎的表只有一个聚簇索引，一个索引会生成2个段，而段是以区为单位申请存储空间的，一个区默认占用1M(64*16Kb=1024Kb)存储空间，所以默认情况下一个只存了几条记录的小表也需要2M的存储空间么？以后每次添加一个索引都要多申请2M的存储空间么？这对于存储记录比较少的表简直是天大的浪费。这个问题的症结在于到现在为止我们介绍的区都是非常纯粹的，也就是一个区被整个分配给某一个段，或者说区中的所有页面都是为了存储同一个段的数据而存在的，即使段的数据填不满区中所有的页面，那余下的页面也不能挪作他用。
为了考虑以完整的区为单位分配给某个段对于数据量较小的表太浪费存储空间的这种情况，InnoDB提出了一个碎片(fragment)区的慨念。在一个碎片区中，并不是所有的页都是为了存储同一个段的数据而存在的，而是碎片区中的页可以用于不同的目的，比如有些页用于段，有些页用于段B,有些页甚至哪个段都不属于。碎片区直属于表空间，并不属于任何一个段。

所以此后为某个段分配存储空间的策略是这样的
- 在刚开始向表中插入数据的时候，段是从某个碎片区以单个页面为单位来分配存储空间的。
- 当某个段已经占用了32个碎片区页面之后，就会申请以完整的区为单位来分配存储空间。
所以现在段不能仅定义为是某些区的集合，更精确的应该是某些零散的页面以及一些完整的区的集合。
区的分类

区大体上可以分为4种类型：
- 空闲的区(FREE)：现在还没有用到这个区中的任何页面。
- 有剩余空间的碎片区(FREE_FRAG)：表示碎片区中还有可用的页面。
- 没有剩余空间的碎片区(FULL_FRAG)：表示碎片区中的所有页面都被使用，没有空闲页面。
- 附属于某个段的区(FSEG)：每一个索引都可以分为叶子节点段和非叶子节点段。
处于FREE、FREE_FRAG以及FULL_FRAG这三种状态的区都是独立的，直属于表空间。而处于FSEG状态的区是附属于某个段的。

25.5：表空间

表空间可以看做是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层，所有的数据都存放在表空间中。

表空间是一个逻辑容器，表空间存储的对象是段，在一个表空间中可以有一个或多个段，但是一个段只能属于一个表空间。表空间数据库由一个或多个表空间组成，表空间从管理上可以划分为系统表空间(Systemtablespace)、独立表空间(File-per-table tablespace)、撤销表空间(Undo Tablespace)和临时表空间(Temporary Tablespace)等。

独立表空间

独立表空间，即每张表有一个独立的表空间，也就是数据和索引信息都会保存在自己的表空间中。独立的表空间(即：单表)可以在不同的数据库之间进行迁移。

空间可以回收(DROP TABLE操作可自动回收表空间；其他情况，表空间不能自己回收)。如果对于统计分析或是日志表，删除大量数据后可以通过：alter table TableName engine=innodb;回收不用的空间。对于使用独立表空间的表，不管怎么删除，表空间的碎片不会太严重的影响性能，而且还有机会处理。

我们到数据目录里看，会发现一个新建的表对应的.ibd文件只占用了96K,才6个页面大小(MySQL5.7中)，这是因为一开始表空间占用的空间很小，因为表里边都没有数据。不过别忘了这些.ibb文件是自扩展的，随着表中数据的增多，表空间对应的文件也逐渐增大。
```
# 查看InnoDB的表空间类型
mysql show variables like innodb_file_per_table';
```

系统表空间

系统表空间的结构和独立表空间基本类似，只不过由于整个MySQL进程只有一个系统表空间，在系统表空间中会额外记录一些有关整个系统信息的页面，这部分是独立表空间中没有的。

InnoDB数据字典

每当我们向一个表中插入一条记录的时候，MySQL校验过程如下：先要校验一下插入语句对应的表存不存在，插入的列和表中的列是否符合，如果语法没有问题的话，还需要知道该表的聚簇索引和所有二级索引对应的根页面是哪个表空间的哪个页面，然后把记录插入对应索引的B+树中。所以说，MySQL除了保存着我们插入的用户数据之外，还需要保存许多额外的信息。

上述这些数据并不是我们使用INSERT语句插入的用户数据，实际上是为了更好的管理我们这样用户数据而不得已引入的一些额外数据，这些数据也称为元数据。InnoDB存储引擎特意定义了一些列的内部系统表(internalsystem table)来记录这些这些元数据：

表名	描述
`SYS_TABLES`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的表的信息
`SYS_COLUMNS`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的列的信息
`SYS_INDEXES`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的索引的信息
`SYS_FIELDS`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的索引对应的列的信息
`SYS_FOREIGN`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的外键的信息
`SYS_FOREIGN_COLS`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的外键对应列的信息
`SYS_TABLESPACES`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的表空间信息
`SYS_DATAFILES`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的表空间对应文件系统的文件路径信息
`SYS_VIRTUAL`	整个`InnoDB`存储引擎中所有的虚拟生成的信息

这些系统表也被称为数据字典，它们都是以B+树的形式保存在系统表空间的某些页面中，其中SYS_TABLES、SYS_COLUMNS、SYS_INDEXES、SYS_FIELDS这四个表尤其重要，称之为基本系统表(basic system tables)。

SYS_TABLES表结构

列名	描述
`NAME`	表的名称。主键
`ID`	`InnoDB`存储引擎中每个表都有一个唯一的`ID`。
`N_COLS`	该表拥有列的个数
`TYPE`	表的类型，记录了一些文件文件格式、行格式、压缩等信息。
`MIX_ID`	已过时。
`MIX_LEN`	表的一些额外的属性
`CLUSTER_ID`	未使用，忽略
`SPACE`	该表所属表空间的`ID`

SYS_COLUMNS表结构

列名	描述
`TABLE_ID`	该列所属表对应的`ID`
`POS`	该列在表中是第几列
`NAME`	该列的名称
`MTYPE`	`main data type`，主数据类型，就是那堆`INT`、`CHAR`、`VARCHAR`、`FLOAT`、`DOUBLE`
`PRTYPE`	`precise type`，精确数据类型，就是修饰主数据类型的
`LEN`	该列最多占用存储空间的字节数
`PREC`	该列的精度，不过这列貌似都没有使用，默认值都是0。

SYS_INDEXES表结构

列名	描述
`TABLE_ID`	该索引所属表对应的`ID`。(与`ID`一起构成联合主键)
`ID`	`InnoDB`存储引擎中每个索引都有一个唯一的`ID`。
`NAME`	该索引的名称
`N_FIELDS`	该索引包含列的个数
`TYPE`	该索引的类型
`SPACE`	跟索引根页面所在的表空间
`PAGE_NO`	该索引根页面所在的页面号
`MERGE_THRESHOLD`	如果页面中的记录被删除到某个比例，就把该页面和相邻页面合并

SYS_FLELDS

列名描述
INDEX_ID 该索引列所属的索引的ID。
POS 该索引列在某个索引中是第几列。
COL_NAME 该索引列的名称。
注意：用户是不能直接访问InnoDB的这些内部系统表，除非你直接去解析系统表空间对应文件系统上的文件。所以在系统数据库information_schema中提供了一些以innodb_sys开头的表。
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USE information_schema;
SHOW TABLE LIKE 'innodb_sys%';
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在information_schema数据库中的这些以INNODB_SYS开头的表并不是真正的内部系统表，而是在存储引擎启动时读取这些以SYS开头的系统表，然后填充到这些以INNODB_SYS开头的表中。以INNODB_SYS开头的表和以SYS开头的表中的字段并不完全一样。