本篇文章针对 InnoDB 引擎展开讨论。一个 InnoDB 表包含两部分，即：表结构定义和数据。在 MySQL 8.0 版本以前，表结构是存在以.frm 为后缀的文件里。而 MySQL 8.0 版本，则已经允许把表结构定义放在系统数据表中了。因为表结构定义占用的空间很小，所以今天主要讨论的是表数据。
参数 innodb_file_per_table
表数据既可以存在共享表空间里，也可以是单独的文件。这个行为是由参数 innodb_file_per_table 控制的：
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这个参数设置为 OFF 表示的是，表的数据放在系统共享表空间，也就是跟数据字典放在一起；
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这个参数设置为 ON 表示的是，每个 InnoDB 表数据存储在一个以 .ibd 为后缀的文件中。
从 MySQL 5.6.6 版本开始，它的默认值就是 ON 了。一个表单独存储为一个文件更容易管理，而且在不需要这个表的时候，通过 drop table 命令，系统就会直接删除这个文件。而如果是放在共享表空间中，即使表删掉了，空间也是不会回收的。
所以，将 innodb_file_per_table 设置为 ON，是推荐做法，下面的讨论都是基于这个设置展开的。在删除整个表的时候，可以使用 drop table 命令回收表空间。但是，我们遇到的更多的删除数据的场景是删除某些行，这时就遇到了我们文章标题的问题：表中的数据被删除了，但是表空间却没有被回收。
要彻底搞明白这个问题的话，就要从数据删除流程说起了。
数据删除流程
先再来看一下 InnoDB 中一个索引的示意图。InnoDB 里的数据都是用 B+ 树的结构组织的。
假设，要删掉 R4 这个记录，InnoDB 引擎只会把 R4 这个记录标记为删除。如果之后要再插入一个 ID 在 300 和 600 之间的记录时，可能会复用这个位置。但是，磁盘文件的大小并不会缩小。
我们已经知道，InnoDB的数据是按照页存储的，那么如果我们删掉了一个数据页上的所有记录，会怎么样？答案是，整个数据页就可以被复用了。
但是，数据页的复用跟记录的复用是不同的。
记录的复用，只限于符合范围条件的数据。比如上面的这个例子，R4 这条记录被删除后，如果插入一个 ID 是 400 的行，可以直接复用这个空间。但如果插入的是一个 ID 是 800 的行，就不能复用这个位置了。
而当整个页从 B+ 树里面摘掉以后，可以复用到任何位置。以图 1 为例，如果将数据页 page A 上的所有记录删除以后，page A 会被标记为可复用。这时候如果要插入一条 ID=50 的记录需要使用新页的时候，page A 是可以被复用的。
对于另外一种情况：如果相邻的两个数据页利用率都很小，系统就会把这两个页上的数据合到其中一个页上，另外一个数据页就被标记为可复用。
进一步地，如果用 delete 命令把整个表的数据删除，所有的数据页都会被标记为可复用。但是磁盘上，文件不会变小。
现在知道了，delete 命令其实只是把记录的位置，或者数据页标记为了“可复用”，但磁盘文件的大小是不会变的。这些可以复用，而没有被使用的空间，看起来就像是“空洞”。
实际上，不止是删除数据会造成空洞，插入数据也会。
如果数据是按照索引递增顺序插入的，那么索引是紧凑的。但如果数据是随机插入的，就可能造成索引的数据页分裂。
假设图 1 中 page A 已经满了，这时要再插入一行数据：
由于 page A 满了，再插入一个 ID 是 550 的数据时，就不得不再申请一个新的页面 page B 来保存数据了。页分裂完成后，page A 的末尾就留下了空洞（注意：实际上，可能不止 1 个记录的位置是空洞）。
另外，更新索引上的值，可以理解为删除一个旧的值，再插入一个新值。不难理解，这也是会造成空洞的。
也就是说，经过大量增删改的表，都是可能是存在空洞的。所以，如果能够把这些空洞去掉，就能达到收缩表空间的目的。而重建表，就可以达到这样的目的。
重建表
如果现在有一个表 A，需要做空间收缩，为了把表中存在的空洞去掉，应该怎么做呢？
可以新建一个与表 A 结构相同的表 B，然后按照主键 ID 递增的顺序，把数据一行一行地从表 A 里读出来再插入到表 B 中。
由于表 B 是新建的表，所以表 A 主键索引上的空洞，在表 B 中就都不存在了。显然地，表 B 的主键索引更紧凑，数据页的利用率也更高。如果我们把表 B 作为临时表，数据从表 A 导入表 B 的操作完成后，用表 B 替换 A，从效果上看，就起到了收缩表 A 空间的作用。
这里，可以使用 alter table A engine=InnoDB 命令来重建表。在 MySQL 5.5 版本之前，这个命令的执行流程跟我们前面描述的差不多，区别只是这个临时表 B 不需要你自己创建，MySQL 会自动完成转存数据、交换表名、删除旧表的操作。
显然，花时间最多的步骤是往临时表插入数据的过程，如果在这个过程中，有新的数据要写入到表 A 的话，就会造成数据丢失。因此，在整个 DDL 过程中，表 A 中不能有更新。也就是说，这个 DDL 不是 Online 的。而在MySQL 5.6 版本开始引入的 Online DDL，对这个操作流程做了优化。
简单描述一下引入了 Online DDL 之后，重建表的流程：
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建立一个临时文件，扫描表 A 主键的所有数据页；
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用数据页中表 A 的记录生成 B+ 树，存储到临时文件中；
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生成临时文件的过程中，将所有对 A 的操作记录在一个日志文件（row log）中，对应的是图中 state2 的状态；
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临时文件生成后，将日志文件中的操作应用到临时文件，得到一个逻辑数据上与表 A 相同的数据文件，对应的就是图中 state3 的状态；
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用临时文件替换表 A 的数据文件。
与第一种重建表过程过程的不同之处在于，由于日志文件记录和重放操作这个功能的存在，这个方案在重建表的过程中，允许对表 A 做增删改操作。DDL 之前是要拿 MDL 写锁的，这样还能叫 Online DDL 吗？
在第二种重建表的流程中，alter 语句在启动的时候需要获取 MDL 写锁，但是这个写锁在真正拷贝数据之前就退化成读锁了。
为什么要退化呢？为了实现 Online，MDL 读锁不会阻塞增删改操作。写锁下其他线程不能进行增删改查
那为什么不干脆直接解锁呢？为了保护自己，禁止其他线程对这个表同时做 DDL。
而对于一个大表来说，Online DDL 最耗时的过程就是拷贝数据到临时表的过程，这个步骤的执行期间可以接受增删改操作。所以，相对于整个 DDL 过程来说，锁的时间非常短。对业务来说，就可以认为是 Online 的。
什么是MDL锁？
即元数据锁
Online 和 inplace
说到 Online，有另一个跟 DDL 有关的、容易混淆的概念 inplace 的区别。
在第一种的重建表图中，把表 A 中的数据导出来的存放位置叫作 tmp_table。这是一个临时表，是在 server 层创建的。
在第二种重建表图中，根据表 A 重建出来的数据是放在“tmp_file”里的，这个临时文件是 InnoDB 在内部创建出来的。整个 DDL 过程都在 InnoDB 内部完成。对于 server 层来说，没有把数据挪动到临时表，是一个“原地”操作，这就是“inplace”名称的来源。
所以现在问你，如果有一个 1TB 的表，现在磁盘间是 1.2TB，能不能做一个 inplace 的 DDL 呢？
答案是不能。因为，tmp_file 也是要占用临时空间的。
使用 optimize table、analyze table 和 alter table 这三种方式重建表的区别：
- 从 MySQL 5.6 版本开始，alter table t engine = InnoDB（也就是 recreate）默认的就是上面第二种重建表的流程了；
- analyze table t 其实不是重建表，只是对表的索引信息做重新统计，没有修改数据，这个过程中加了 MDL 读锁；
- optimize table t 等于 recreate+analyze。
