## 綜述 從上層的角度來看，InnoDB層的文件，除了redo日志外，基本上具有相當統一的結構，都是固定block大小，普遍使用的btree結構來管理數據。只是針對不同的block的應用場景會分配不同的頁類型。通常默認情況下，每個block的大小為 UNIV_PAGE_SIZE，在不做任何配置時值為16kb，你還可以選擇在安裝實例時指定一個塊的block大小。對于壓縮表，可以在建表時指定block size，但在內存中表現的解壓頁依舊為統一的頁大小。 從物理文件的分類來看，有日志文件、主系統表空間文件ibdata、undo tablespace文件、臨時表空間文件、用戶表空間。 日志文件主要用于記錄redo log，InnoDB采用循環使用的方式，你可以通過參數指定創建文件的個數和每個文件的大小。默認情況下，日志是以512字節的block單位寫入。由于現代文件系統的block size通常設置到4k，InnoDB提供了一個選項，可以讓用戶將寫入的redo日志填充到4KB，以避免read-modify-write的現象；而Percona Server則提供了另外一個選項，支持直接將redo日志的block size修改成指定的值。 ibdata是InnoDB最重要的系統表空間文件，它記錄了InnoDB的核心信息，包括事務系統信息、元數據信息，記錄InnoDB change buffer的btree，防止數據損壞的double write buffer等等關鍵信息。我們稍后會展開描述。 undo獨立表空間是一個可選項，通常默認情況下，undo數據是存儲在ibdata中的，但你也可以通過配置選項?`innodb_undo_tablespaces`?來將undo 回滾段分配到不同的文件中，目前開啟undo tablespace 只能在install階段進行。在主流版本進入5.7時代后，我們建議開啟獨立undo表空間，只有這樣才能利用到5.7引入的新特效：online undo truncate。 MySQL 5.7 新開辟了一個臨時表空間，默認的磁盤文件命名為ibtmp1，所有非壓縮的臨時表都存儲在該表空間中。由于臨時表的本身屬性，該文件在重啟時會重新創建。對于云服務提供商而言，通過ibtmp文件，可以更好的控制臨時文件產生的磁盤存儲。 用戶表空間，顧名思義，就是用于自己創建的表空間，通常分為兩類，一類是一個表空間一個文件，另外一種則是5.7版本引入的所謂General Tablespace，在滿足一定約束條件下，可以將多個表創建到同一個文件中。除此之外，InnoDB還定義了一些特殊用途的ibd文件，例如全文索引相關的表文件。而針對空間數據類型，也構建了不同的數據索引格式R-tree。 在關鍵的地方本文注明了代碼函數，建議讀者邊參考代碼邊閱讀本文，本文的代碼部分基于MySQL 5.7.11版本，不同的版本函數名或邏輯可能會有所不同。請讀者閱讀本文時盡量選擇該版本的代碼。 ## 文件管理頁 InnoDB 的每個數據文件都歸屬于一個表空間，不同的表空間使用一個唯一標識的space id來標記。例如ibdata1, ibdata2… 歸屬系統表空間，擁有相同的space id。用戶創建表產生的ibd文件，則認為是一個獨立的tablespace，只包含一個文件。 每個文件按照固定的 page size 進行區分，默認情況下，非壓縮表的page size為16Kb。而在文件內部又按照64個Page（總共1M）一個Extent的方式進行劃分并管理。對于不同的page size，對應的Extent大小也不同，對應為： | page size | file space extent size | | --- | --- | | 4 KiB | 256 pages = 1 MiB | | 8 KiB | 128 pages = 1 MiB | | 16 KiB | 64 pages = 1 MiB | | 32 KiB | 64 pages = 2 MiB | | 64 KiB | 64 pages = 4 MiB | 盡管支持更大的Page Size，但目前還不支持大頁場景下的數據壓縮，原因是這涉及到修改壓縮頁中slot的固定size（其實實現起來也不復雜）。在不做聲明的情況下，下文我們默認使用16KB的Page Size來闡述文件的物理結構。 為了管理整個Tablespace，除了索引頁外，數據文件中還包含了多種管理頁，如下圖所示，一個用戶表空間大約包含這些頁來管理文件，下面會一一進行介紹。  InnoDB 管理頁 ### 文件鏈表 首先我們先介紹基于文件的一個基礎結構，即文件鏈表。為了管理Page，Extent這些數據塊，在文件中記錄了許多的節點以維持具有某些特征的鏈表，例如在在文件頭維護的inode page鏈表，空閑、用滿以及碎片化的Extent鏈表等等。 在InnoDB里鏈表頭稱為`FLST_BASE_NODE`，大小為`FLST_BASE_NODE_SIZE`(16個字節)。BASE NODE維護了鏈表的頭指針和末尾指針，每個節點稱為`FLST_NODE`，大小為`FLST_NODE_SIZE`（12個字節）。相關結構描述如下： `FLST_BASE_NODE`: | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FLST_LEN | 4 | 存儲鏈表的長度 | | FLST_FIRST | 6 | 指向鏈表的第一個節點 | | FLST_LAST | 6 | 指向鏈表的最后一個節點 | `FLST_NODE`: | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FLST_PREV | 6 | 指向當前節點的前一個節點 | | FLST_NEXT | 6 | 指向當前節點的下一個節點 | 如上所述，文件鏈表中使用6個字節來作為節點指針，指針的內容包括： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FIL_ADDR_PAGE | 4 | Page No | | FIL_ADDR_BYTE | 2 | Page內的偏移量 | 該鏈表結構是InnoDB表空間內管理所有page的基礎結構，下圖先感受下，具體的內容可以繼續往下閱讀。  InnoDB 表空間page管理 文件鏈表管理的相關代碼參閱：include/fut0lst.ic, fut/fut0lst.cc ### FSP_HDR PAGE 數據文件的第一個Page類型為`FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR`，在創建一個新的表空間時進行初始化(`fsp_header_init`)，該page同時用于跟蹤隨后的256個Extent(約256MB文件大小)的空間管理，所以每隔256MB就要創建一個類似的數據頁，類型為`FIL_PAGE_TYPE_XDES`?，XDES Page除了文件頭部外，其他都和`FSP_HDR`頁具有相同的數據結構，可以稱之為Extent描述頁，每個Extent占用40個字節，一個XDES Page最多描述256個Extent。 `FSP_HDR`頁的頭部使用`FSP_HEADER_SIZE`個字節來記錄文件的相關信息，具體的包括： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FSP_SPACE_ID | 4 | 該文件對應的space id | | FSP_NOT_USED | 4 | 如其名，保留字節，當前未使用 | | FSP_SIZE | 4 | 當前表空間總的PAGE個數，擴展文件時需要更新該值（`fsp_try_extend_data_file_with_pages`） | | FSP_FREE_LIMIT | 4 | 當前尚未初始化的最小Page No。從該Page往后的都尚未加入到表空間的FREE LIST上。 | | FSP_SPACE_FLAGS | 4 | 當前表空間的FLAG信息，見下文 | | FSP_FRAG_N_USED | 4 | FSP_FREE_FRAG鏈表上已被使用的Page數，用于快速計算該鏈表上可用空閑Page數 | | FSP_FREE | 16 | 當一個Extent中所有page都未被使用時，放到該鏈表上，可以用于隨后的分配 | | FSP_FREE_FRAG | 16 | FREE_FRAG鏈表的Base Node，通常這樣的Extent中的Page可能歸屬于不同的segment，用于segment frag array page的分配（見下文） | | FSP_FULL_FRAG | 16 | Extent中所有的page都被使用掉時，會放到該鏈表上，當有Page從該Extent釋放時，則移回FREE_FRAG鏈表 | | FSP_SEG_ID | 8 | 當前文件中最大Segment ID + 1，用于段分配時的seg id計數器 | | FSP_SEG_INODES_FULL | 16 | 已被完全用滿的Inode Page鏈表 | | FSP_SEG_INODES_FREE | 16 | 至少存在一個空閑Inode Entry的Inode Page被放到該鏈表上 | 在文件頭使用FLAG（對應上述`FSP_SPACE_FLAGS`）描述了創建表時的如下關鍵信息： | Macro | Desc | | --- | --- | | FSP_FLAGS_POS_ZIP_SSIZE | 壓縮頁的block size，如果為0表示非壓縮表 | | FSP_FLAGS_POS_ATOMIC_BLOBS | 使用的是compressed或者dynamic的行格式 | | FSP_FLAGS_POS_PAGE_SSIZE | Page Size | | FSP_FLAGS_POS_DATA_DIR | 如果該表空間顯式指定了data_dir，則設置該flag | | FSP_FLAGS_POS_SHARED | 是否是共享的表空間，如5.7引入的General Tablespace，可以在一個表空間中創建多個表 | | FSP_FLAGS_POS_TEMPORARY | 是否是臨時表空間 | | FSP_FLAGS_POS_ENCRYPTION | 是否是加密的表空間，MySQL 5.7.11引入 | | FSP_FLAGS_POS_UNUSED | 未使用的位 | 除了上述描述信息外，其他部分的數據結構和XDES PAGE（`FIL_PAGE_TYPE_XDES`）都是相同的，使用連續數組的方式，每個XDES PAGE最多存儲256個XDES Entry，每個Entry占用40個字節，描述64個Page（即一個Extent）。格式如下： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | XDES_ID | 8 | 如果該Extent歸屬某個segment的話，則記錄其ID | | XDES_FLST_NODE | 12(FLST_NODE_SIZE) | 維持Extent鏈表的雙向指針節點 | | XDES_STATE | 4 | 該Extent的狀態信息，包括：XDES_FREE，XDES_FREE_FRAG，XDES_FULL_FRAG，XDES_FSEG，詳解見下文 | | XDES_BITMAP | 16 | 總共16*8= 128個bit，用2個bit表示Extent中的一個page，一個bit表示該page是否是空閑的(XDES_FREE_BIT)，另一個保留位，尚未使用（XDES_CLEAN_BIT） | `XDES_STATE`表示該Extent的四種不同狀態： | Macro | Desc | | --- | --- | | XDES_FREE(1) | 存在于FREE鏈表上 | | XDES_FREE_FRAG(2) | 存在于FREE_FRAG鏈表上 | | XDES_FULL_FRAG(3) | 存在于FULL_FRAG鏈表上 | | XDES_FSEG(4) | 該Extent歸屬于ID為XDES_ID記錄的值的SEGMENT。 | 通過`XDES_STATE`信息，我們只需要一個`FLIST_NODE`節點就可以維護每個Extent的信息，是處于全局表空間的鏈表上，還是某個btree segment的鏈表上。 ### IBUF BITMAP PAGE 第2個page類型為`FIL_PAGE_IBUF_BITMAP`，主要用于跟蹤隨后的每個page的change buffer信息，使用4個bit來描述每個page的change buffer信息。 | Macro | bits | Desc | | --- | --- | --- | | IBUF_BITMAP_FREE | 2 | 使用2個bit來描述page的空閑空間范圍：0（0 bytes）、1（512 bytes）、2（1024 bytes）、3（2048 bytes） | | IBUF_BITMAP_BUFFERED | 1 | 是否有ibuf操作緩存 | | IBUF_BITMAP_IBUF | 1 | 該Page本身是否是Ibuf Btree的節點 | 由于bitmap page的空間有限，同樣每隔256個Extent Page之后，也會在XDES PAGE之后創建一個ibuf bitmap page。 關于change buffer，這里我們不展開討論，感興趣的可以閱讀之前的這篇月報： [MySQL · 引擎特性 · Innodb change buffer介紹](http://mysql.taobao.org/monthly/2015/07/01/) ### INODE PAGE 數據文件的第3個page的類型為`FIL_PAGE_INODE`，用于管理數據文件中的segement，每個索引占用2個segment，分別用于管理葉子節點和非葉子節點。每個inode頁可以存儲`FSP_SEG_INODES_PER_PAGE`（默認為85）個記錄。 | Macro | bits | Desc | | --- | --- | --- | | FSEG_INODE_PAGE_NODE | 12 | INODE頁的鏈表節點，記錄前后Inode Page的位置，BaseNode記錄在頭Page的FSP_SEG_INODES_FULL或者FSP_SEG_INODES_FREE字段。 | | Inode Entry 0 | 192 | Inode記錄 | | Inode Entry 1 | ? | ? | | …… | ? | ? | | Inode Entry 84 | ? | ? | 每個Inode Entry的結構如下表所示： | Macro | bits | Desc | | --- | --- | --- | | FSEG_ID | 8 | 該Inode歸屬的Segment ID，若值為0表示該slot未被使用 | | FSEG_NOT_FULL_N_USED | 8 | FSEG_NOT_FULL鏈表上被使用的Page數量 | | FSEG_FREE | 16 | 完全沒有被使用并分配給該Segment的Extent鏈表 | | FSEG_NOT_FULL | 16 | 至少有一個page分配給當前Segment的Extent鏈表，全部用完時，轉移到FSEG_FULL上，全部釋放時，則歸還給當前表空間FSP_FREE鏈表 | | FSEG_FULL | 16 | 分配給當前segment且Page完全使用完的Extent鏈表 | | FSEG_MAGIC_N | 4 | Magic Number | | FSEG_FRAG_ARR 0 | 4 | 屬于該Segment的獨立Page。總是先從全局分配獨立的Page，當填滿32個數組項時，就在每次分配時都分配一個完整的Extent，并在XDES PAGE中將其Segment ID設置為當前值 | | …… | …… | ? | | FSEG_FRAG_ARR 31 | 4 | 總共存儲32個記錄項 | #### 文件維護 從上文我們可以看到，InnoDB通過Inode Entry來管理每個Segment占用的數據頁，每個segment可以看做一個文件頁維護單元。Inode Entry所在的inode page有可能存放滿，因此又通過頭Page維護了Inode Page鏈表。 在ibd的第一個Page中還維護了表空間內Extent的FREE、`FREE_FRAG`、`FULL_FRAG`三個Extent鏈表；而每個Inode Entry也維護了對應的FREE、`NOT_FULL`、FULL三個Extent鏈表。這些鏈表之間存在著轉換關系，以高效的利用數據文件空間。 當創建一個新的索引時，實際上構建一個新的btree(`btr_create`)，先為非葉子節點Segment分配一個inode entry，再創建root page，并將該segment的位置記錄到root page中，然后再分配leaf segment的Inode entry，并記錄到root page中。 當刪除某個索引后，該索引占用的空間需要能被重新利用起來。 創建Segment 首先每個Segment需要從ibd文件中預留一定的空間(`fsp_reserve_free_extents`)，通常是2個Extent。但如果是新創建的表空間，且當前的文件小于1個Extent時，則只分配2個Page。 當文件空間不足時，需要對文件進行擴展(`fsp_try_extend_data_file`)。文件的擴展遵循一定的規則：如果當前小于1個Extent，則擴展到1個Extent滿；當表空間小于32MB時，每次擴展一個Extent；大于32MB時，每次擴展4個Extent（`fsp_get_pages_to_extend_ibd`）。 在預留空間后，讀取文件頭Page并加鎖（`fsp_get_space_header`），然后開始為其分配Inode Entry(`fsp_alloc_seg_inode`)。首先需要找到一個合適的inode page。 我們知道Inode Page的空間有限，為了管理Inode Page，在文件頭存儲了兩個Inode Page鏈表，一個鏈接已經用滿的inode page，一個鏈接尚未用滿的inode page。如果當前Inode Page的空間使用完了，就需要再分配一個inode page，并加入到`FSP_SEG_INODES_FREE`鏈表上(`fsp_alloc_seg_inode_page`)。對于獨立表空間，通常一個inode page就足夠了。 當拿到目標inode page后，從該Page中找到一個空閑（`fsp_seg_inode_page_find_free`）未使用的slot（空閑表示其不歸屬任何segment，即FSEG_ID置為0）。 一旦該inode page中的記錄用滿了，就從`FSP_SEG_INODES_FREE`鏈表上轉移到`FSP_SEG_INODES_FULL`鏈表。 獲得inode entry后，遞增頭page的`FSP_SEG_ID`，作為當前segment的seg id寫入到inode entry中。隨后進行一些列的初始化。 在完成inode entry的提取后，就將該inode entry所在inode page的位置及頁內偏移量存儲到其他某個page內（對于btree就是記錄在根節點內，占用10個字節，包含space id, page no, offset）。 Btree的根節點實際上是在創建non-leaf segment時分配的，root page被分配到該segment的frag array的第一個數組元素中。 Segment分配入口函數：?`fseg_create_general` 分配數據頁 隨著btree數據的增長，我們需要為btree的segment分配新的page。前面我們已經講過，segment是一個獨立的page管理單元，我們需要將從全局獲得的數據空間納入到segment的管理中。 Step 1：空間擴展 當判定插入索引的操作可能引起分裂時，會進行悲觀插入(`btr_cur_pessimistic_insert`)，在做實際的分裂操作之前，會先對文件進行擴展，并嘗試預留(tree_height / 16 + 3)個Extent，大多數情況下都是3個Extent。 這里有個意外場景：如果當前文件還不超過一個Extent，并且請求的page數小于1/2個Extent時，則如果指定page數，保證有2個可用的空閑Page，或者分配指定的page，而不是以Extent為單位進行分配。 注意這里只是保證有足夠的文件空間，避免在btree操作時進行文件Extent。如果在這一步擴展了ibd文件(`fsp_try_extend_data_file`)，新的數據頁并未初始化，也未加入到任何的鏈表中。 在判定是否有足夠的空閑Extent時，本身ibd預留的空閑空間也要納入考慮，對于普通用戶表空間是2個Extent + file_size * 1%。這些新擴展的page此時并未進行初始化，也未加入到，在頭page的`FSP_FREE_LIMIT`記錄的page no標識了這類未初始化頁的范圍。 Step 2：為segment分配page 隨后進入索引分裂階段(`btr_page_split_and_insert`)，新page分配的上層調用棧： ~~~ btr_page_alloc |--> btr_page_alloc_low |--> fseg_alloc_free_page_general |--> fseg_alloc_free_page_low ~~~ 在傳遞的參數中，有個hint page no，通常是當前需要分裂的page no的前一個（direction = FSP_DOWN）或者后一個page no(direction = FSP_UP)，其目的是將邏輯上相鄰的節點在物理上也盡量相鄰。 在Step 1我們已經保證了物理空間有足夠的數據頁，只是還沒進行初始化。將page分配到當前segment的流程如下(`fseg_alloc_free_page_low`)： 1. 計算當前segment使用的和占用的page數 * 使用的page數存儲包括`FSEG_NOT_FULL`鏈表上使用的page數(存儲在inode entry的`FSEG_NOT_FULL_N_USED`中) + 已用滿segment的`FSEG_FULL`鏈表上page數 + 占用的frag array page數量； * 占用的page數包括`FSEG_FREE`、`FSEG_NOT_FULL`、`FSEG_FULL`三個鏈表上的Extent + 占用的frag array page數量。 2. 根據hint page獲取對應的xdes entry (`xdes_get_descriptor_with_space_hdr`) 3. 當滿足如下條件時該hint page可以直接拿走使用： * Extent狀態為`XDES_FSEG`，表示屬于一個segment * hint page所在的Extent已被分配給當前segment(檢查xdes entry的XDES_ID) * hint page對應的bit設置為free，表示尚未被占用 * 返回hint page 4. 當滿足條件：1) xdes entry當前是空閑狀態(XDES_FREE)；2) 該segment中已使用的page數大于其占用的page數的7/8 (`FSEG_FILLFACTOR`)；3) 當前segment已經使用了超過32個frag page，即表示其inode中的frag array可能已經用滿。 * 從表空間分配hint page所在的Extent (`fsp_alloc_free_extent`)，將其從FSP_FREE鏈表上移除 * 設置該Extent的狀態為XDES_FSEG，寫入seg id，并加入到當前segment的FSEG_FREE鏈表中。 * 返回hint page 5. 當如下條件時：1) direction != FSP_NO_DIR，對于Btree分裂，要么FSP_UP，要么FSP_DOWN；2）已使用的空間小于已占用空間的7/8； 3）當前segment已經使用了超過32個frag page * 嘗試從segment獲取一個Extent(`fseg_alloc_free_extent`)，如果該segment的FSEG_FREE鏈表為空，則需要從表空間分配（`fsp_alloc_free_extent`）一個Extent，并加入到當前segment的FSEG_FREE鏈表上 * direction為FSP_DOWN時，返回該Extent最后一個page，為FSP_UP時，返回該Extent的第一個Page 6. xdes entry屬于當前segment且未被用滿，從其中取一個空閑page并返回 7. 如果該segment占用的page數大于實用的page數，說明該segment還有空閑的page，則依次先看`FSEG_NOT_FULL`鏈表上是否有未滿的Extent，如果沒有，再看FSEG_FREE鏈表上是否有完全空閑的Extent。從其中取一個空閑Page并返回 8. 當前已經實用的Page數小于32個page時，則分配獨立的page（`fsp_alloc_free_page`）并加入到該inode的frag array page數組中，然后返回該block 9. 當上述情況都不滿足時，直接分配一個Extent(`fseg_alloc_free_extent`)，并從其中取一個page返回。 上述流程看起來比較復雜，但可以總結為： 1. 對于一個新的segment，總是優先填滿32個frag page數組，之后才會為其分配完整的Extent，可以利用碎片頁，并避免小表占用太多空間。 2. 盡量獲得hint page; 3. 如果segment上未使用的page太多，則盡量利用segment上的page。 上文提到兩處從表空間為segment分配數據頁，一個是分配單獨的數據頁，一個是分配整個Extent 表空間單獨數據頁的分配調用函數`fsp_alloc_free_page`: 1. 如果hint page所在的Extent在鏈表`XDES_FREE_FRAG`上，可以直接使用；否則從根據頭page的`FSP_FREE_FRAG`鏈表查看是否有可用的Extent； 2. 未能從上述找到一個可用Extent，直接分配一個Extent，并加入到`FSP_FREE_FRAG`鏈表中； 3. 從獲得的Extent中找到描述為空閑（`XDES_FREE_BIT`）的page。 4. 分配該page (`fsp_alloc_from_free_frag`) * 設置page對應的bitmap的`XDES_FREE_BIT`為false，表示被占用； * 遞增頭page的`FSP_FRAG_N_USED`字段； * 如果該Extent被用滿了，就將其從`FSP_FREE_FRAG`移除，并加入到`FSP_FULL_FRAG`鏈表中。同時對頭Page的`FSP_FRAG_N_USED`遞減1個Extent(`FSP_FRAG_N_USED`只存儲未滿的Extent使用的page數量)； * 對Page內容進行初始化(`fsp_page_create`)。 表空間Extent的分配函數`fsp_alloc_free_extent`: 1. 通常先通過頭page看FSP_FREE鏈表上是否有空閑的Extent，如果沒有的話，則將新的Extent（例如上述step 1對文件做擴展產生的新page，從`FSP_FREE_LIMIT`算起）加入到`FSP_FREE`鏈表上(`fsp_fill_free_list`)： * 一次最多加4個Extent(`FSP_FREE_ADD`)； * 如果涉及到xdes page，還需要對xdes page進行初始化； * 如果Extent中存在類似xdes page這樣的系統管理頁，這個Extent被加入到`FSP_FREE_FRAG`鏈表中而不是`FSP_FREE`鏈表； * 取鏈表上第一個Extent為當前使用； 2. 將獲得的Extent從`FSP_FREE`移除，并返回對應的xdes entry(`xdes_lst_get_descriptor`)。 回收Page 數據頁的回收分為兩種，一種是整個Extent的回收，一種是碎片頁的回收。在刪除索引頁或者drop索引時都會發生。 當某個數據頁上的數據被刪光時，我們需要從其所在segmeng上刪除該page（`btr_page_free -->fseg_free_page --> fseg_free_page_low`），回收的流程也比較簡單： 1. 首先如果是該segment的frag array中的page，將對應的slot設置為FIL_NULL, 并返還給表空間(`fsp_free_page`): * page在xdes entry中的狀態置為空閑； * 如果page所在Extent處于`FSP_FULL_FRAG`鏈表，則轉移到`FSP_FREE_FRAG`中； * 如果Extent中的page完全被釋放掉了，則釋放該Extent(`fsp_free_extent`)，將其轉移到FSP_FREE鏈表； * 從函數返回； 2. 如果page所處于的Extent當前在該segment的FSEG_FULL鏈表上，則轉移到`FSEG_NOT_FULL`鏈表； 3. 設置Page在xdes entry的bitmap對應的XDES_FREE_BIT為true； 4. 如果此時該Extent上的page全部被釋放了，將其從`FSEG_NOT_FULL`鏈表上移除，并加入到表空間的`FSP_FREE`鏈表上(而非Segment的`FSEG_FREE`鏈表)。 釋放Segment 當我們刪除索引或者表時，需要刪除btree（`btr_free_if_exists`），先刪除除了root節點外的其他部分(`btr_free_but_not_root`)，再刪除root節點(`btr_free_root`) 由于數據操作都需要記錄redo，為了避免產生非常大的redo log，leaf segment通過反復調用函數`fseg_free_step`來釋放其占用的數據頁： 1. 首先找到leaf segment對應的Inode entry（`fseg_inode_try_get`）； 2. 然后依次查找inode entry中的`FSEG_FULL`、或者`FSEG_NOT_FULL`、或者`FSEG_FREE`鏈表，找到一個Extent，注意著里的鏈表元組所指向的位置實際上是描述該Extent的Xdes Entry所在的位置。因此可以快速定位到對應的Xdes Page及Page內偏移量(`xdes_lst_get_descriptor`)； 3. 現在我們可以將這個Extent安全的釋放了(`fseg_free_extent`，見后文)； 4. 當反復調用`fseg_free_step`將所有的Extent都釋放后，segment還會最多占用32個碎片頁，也需要依次釋放掉(`fseg_free_page_low`) 5. 最后，當該inode所占用的page全部釋放時，釋放inode entry： * 如果該inode所在的inode page中當前被用滿，則由于我們即將釋放一個slot，需要從`FSP_SEG_INODES_FULL`轉移到`FSP_SEG_INODES_FREE`（更新第一個page）； * 將該inode entry的SEG_ID清除為0，表示未使用； * 如果該inode page上全部inode entry都釋放了，就從`FSP_SEG_INODES_FREE`移除，并刪除該page。 non-leaf segment的回收和leaf segment的回收基本類似，但要注意btree的根節點存儲在該segment的frag arrary的第一個元組中，該Page暫時不可以釋放(`fseg_free_step_not_header`) btree的root page在完成上述步驟后再釋放，此時才能徹底釋放non-leaf segment ## 索引頁 ibd文件中真正構建起用戶數據的結構是BTREE，在你創建一個表時，已經基于顯式或隱式定義的主鍵構建了一個btree，其葉子節點上記錄了行的全部列數據（加上事務id列及回滾段指針列）；如果你在表上創建了二級索引，其葉子節點存儲了鍵值加上聚集索引鍵值。本小節我們探討下組成索引的物理存儲頁結構，這里默認討論的是非壓縮頁，我們在下一小節介紹壓縮頁的內容。 每個btree使用兩個Segment來管理數據頁，一個管理葉子節點，一個管理非葉子節點，每個segment在inode page中存在一個記錄項，在btree的root page中記錄了兩個segment信息。 當我們需要打開一張表時，需要從ibdata的數據詞典表中load元數據信息，其中SYS_INDEXES系統表中記錄了表，索引，及索引根頁對應的page no（`DICT_FLD__SYS_INDEXES__PAGE_NO`），進而找到btree根page，就可以對整個用戶數據btree進行操作。 索引最基本的頁類型為`FIL_PAGE_INDEX`。可以劃分為下面幾個部分。 Page Header 首先不管任何類型的數據頁都有38個字節來描述頭信息（`FIL_PAGE_DATA`, or?`PAGE_HEADER`），包含如下信息： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM | 4 | 在MySQL4.0之前存儲space id，之后的版本用于存儲checksum | | FIL_PAGE_OFFSET | 4 | 當前頁的page no | | FIL_PAGE_PREV | 4 | 通常用于維護btree同一level的雙向鏈表，指向鏈表的前一個page，沒有的話則值為FIL_NULL | | FIL_PAGE_NEXT | 4 | 和FIL_PAGE_PREV類似，記錄鏈表的下一個Page的Page No | | FIL_PAGE_LSN | 8 | 最近一次修改該page的LSN | | FIL_PAGE_TYPE | 2 | Page類型 | | FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN | 8 | 只用于系統表空間的第一個Page，記錄在正常shutdown時安全checkpoint到的點，對于用戶表空間，這個字段通常是空閑的，但在5.7里，FIL_PAGE_COMPRESSED類型的數據頁則另有用途。下一小節單獨介紹 | | FIL_PAGE_SPACE_ID | 4 | 存儲page所在的space id | Index Header 緊隨`FIL_PAGE_DATA`之后的是索引信息，這部分信息是索引頁獨有的。 | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | PAGE_N_DIR_SLOTS | 2 | Page directory中的slot個數 （見下文關于Page directory的描述） | | PAGE_HEAP_TOP | 2 | 指向當前Page內已使用的空間的末尾便宜位置，即free space的開始位置 | | PAGE_N_HEAP | 2 | Page內所有記錄個數，包含用戶記錄，系統記錄以及標記刪除的記錄，同時當第一個bit設置為1時，表示這個page內是以Compact格式存儲的 | | PAGE_FREE | 2 | 指向標記刪除的記錄鏈表的第一個記錄 | | PAGE_GARBAGE | 2 | 被刪除的記錄鏈表上占用的總的字節數，屬于可回收的垃圾碎片空間 | | PAGE_LAST_INSERT | 2 | 指向最近一次插入的記錄偏移量，主要用于優化順序插入操作 | | PAGE_DIRECTION | 2 | 用于指示當前記錄的插入順序以及是否正在進行順序插入，每次插入時，PAGE_LAST_INSERT會和當前記錄進行比較，以確認插入方向，據此進行插入優化 | | PAGE_N_DIRECTION | 2 | 當前以相同方向的順序插入記錄個數 | | PAGE_N_RECS | 2 | Page上有效的未被標記刪除的用戶記錄個數 | | PAGE_MAX_TRX_ID | 8 | 最近一次修改該page記錄的事務ID，主要用于輔助判斷二級索引記錄的可見性。 | | PAGE_LEVEL | 2 | 該Page所在的btree level，根節點的level最大，葉子節點的level為0 | | PAGE_INDEX_ID | 8 | 該Page歸屬的索引ID | Segment Info 隨后20個字節描述段信息，僅在Btree的root Page中被設置，其他Page都是未使用的。 | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | PAGE_BTR_SEG_LEAF | 10(FSEG_HEADER_SIZE) | leaf segment在inode page中的位置 | | PAGE_BTR_SEG_TOP | 10(FSEG_HEADER_SIZE) | non-leaf segment在inode page中的位置 | 10個字節的inode信息包括： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FSEG_HDR_SPACE | 4 | 描述該segment的inode page所在的space id （目前的實現來看，感覺有點多余…） | | FSEG_HDR_PAGE_NO | 4 | 描述該segment的inode page的page no | | FSEG_HDR_OFFSET | 2 | inode page內的頁內偏移量 | 通過上述信息，我們可以找到對應segment在inode page中的描述項，進而可以操作整個segment。 系統記錄 之后是兩個系統記錄，分別用于描述該page上的極小值和極大值，這里存在兩種存儲方式，分別對應舊的InnoDB文件系統，及新的文件系統（compact page） | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | REC_N_OLD_EXTRA_BYTES + 1 | 7 | 固定值，見infimum_supremum_redundant的注釋 | | PAGE_OLD_INFIMUM | 8 | “infimum\0” | | REC_N_OLD_EXTRA_BYTES + 1 | 7 | 固定值，見infimum_supremum_redundant的注釋 | | PAGE_OLD_SUPREMUM | 9 | “supremum\0” | Compact的系統記錄存儲方式為： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | REC_N_NEW_EXTRA_BYTES | 5 | 固定值，見infimum_supremum_compact的注釋 | | PAGE_NEW_INFIMUM | 8 | “infimum\0” | | REC_N_NEW_EXTRA_BYTES | 5 | 固定值，見infimum_supremum_compact的注釋 | | PAGE_NEW_SUPREMUM | 8 | “supremum”，這里不帶字符0 | 兩種格式的主要差異在于不同行存儲模式下，單個記錄的描述信息不同。在實際創建page時，系統記錄的值已經初始化好了，對于老的格式(REDUNDANT)，對應代碼里的`infimum_supremum_redundant`，對于新的格式(compact)，對應`infimum_supremum_compact`。infimum記錄的固定heap no為0，supremum記錄的固定Heap no 為1。page上最小的用戶記錄前節點總是指向infimum，page上最大的記錄后節點總是指向supremum記錄。 具體參考索引頁創建函數：`page_create_low` 用戶記錄 在系統記錄之后就是真正的用戶記錄了，heap no 從2（`PAGE_HEAP_NO_USER_LOW`）開始算起。注意Heap no僅代表物理存儲順序，不代表鍵值順序。 根據不同的類型，用戶記錄可以是非葉子節點的Node指針信息，也可以是只包含有效數據的葉子節點記錄。而不同的行格式存儲的行記錄也不同，例如在早期版本中使用的redundant格式會被現在的compact格式使用更多的字節數來描述記錄，例如描述記錄的一些列信息，在使用compact格式時，可以改為直接從數據詞典獲取。因為redundant屬于漸漸被拋棄的格式，本文的討論中我們默認使用Compact格式。在文件rem/rem0rec.cc的頭部注釋描述了記錄的物理結構。 每個記錄都存在rec header，描述如下（參閱文件include/rem0rec.ic） | bytes | Desc | | --- | --- | | 變長列長度數組 | 如果列的最大長度為255字節，使用1byte；否則，0xxxxxxx (one byte, length=0..127), or 1exxxxxxxxxxxxxx (two bytes, length=128..16383, extern storage flag) | | SQL-NULL flag | 標示值為NULL的列的bitmap，每個位標示一個列，bitmap的長度取決于索引上可為NULL的列的個數(dict_index_t::n_nullable)，這兩個數組的解析可以參閱函數`rec_init_offsets` | | 下面5個字節（REC_N_NEW_EXTRA_BYTES）描述記錄的額外信息 | …. | | REC_NEW_INFO_BITS (4 bits) | 目前只使用了兩個bit，一個用于表示該記錄是否被標記刪除(`REC_INFO_DELETED_FLAG`)，另一個bit(REC_INFO_MIN_REC_FLAG)如果被設置，表示這個記錄是當前level最左邊的page的第一個用戶記錄 | | REC_NEW_N_OWNED (4 bits) | 當該值為非0時，表示當前記錄占用page directory里一個slot，并和前一個slot之間存在這么多個記錄 | | REC_NEW_HEAP_NO (13 bits) | 該記錄的heap no | | REC_NEW_STATUS (3 bits) | 記錄的類型，包括四種：`REC_STATUS_ORDINARY`(葉子節點記錄)，?`REC_STATUS_NODE_PTR`（非葉子節點記錄），`REC_STATUS_INFIMUM`(infimum系統記錄)以及`REC_STATUS_SUPREMUM`(supremum系統記錄) | | REC_NEXT (2bytes) | 指向按照鍵值排序的page內下一條記錄數據起點，這里存儲的是和當前記錄的相對位置偏移量（函數`rec_set_next_offs_new`） | 在記錄頭信息之后的數據視具體情況有所不同： * 對于聚集索引記錄，數據包含了事務id，回滾段指針； * 對于二級索引記錄，數據包含了二級索引鍵值以及聚集索引鍵值。如果二級索引鍵和聚集索引有重合，則只保留一份重合的，例如pk (col1, col2)，sec key(col2, col3)，在二級索引記錄中就只包含(col2, col3, col1); * 對于非葉子節點頁的記錄，聚集索引上包含了其子節點的最小記錄鍵值及對應的page no；二級索引上有所不同，除了二級索引鍵值外，還包含了聚集索引鍵值，再加上page no三部分構成。 Free space 這里指的是一塊完整的未被使用的空間，范圍在頁內最后一個用戶記錄和Page directory之間。通常如果空間足夠時，直接從這里分配記錄空間。當判定空閑空間不足時，會做一次Page內的重整理，以對碎片空間進行合并。 Page directory 為了加快頁內的數據查找，會按照記錄的順序，每隔4~8個數量（`PAGE_DIR_SLOT_MIN_N_OWNED`?~?`PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED`）的用戶記錄，就分配一個slot （每個slot占用2個字節，`PAGE_DIR_SLOT_SIZE`），存儲記錄的頁內偏移量，可以理解為在頁內構建的一個很小的索引(sparse index)來輔助二分查找。 Page Directory的slot分配是從Page末尾（倒數第八個字節開始）開始逆序分配的。在查詢記錄時。先根據page directory 確定記錄所在的范圍，然后在據此進行線性查詢。 增加slot的函數參閱?`page_dir_add_slot` 頁內記錄二分查找的函數參閱?`page_cur_search_with_match_bytes` FIL Trailer 在每個文件頁的末尾保留了8個字節（`FIL_PAGE_DATA_END`?or?`FIL_PAGE_END_LSN_OLD_CHKSUM`），其中4個字節用于存儲page checksum，這個值需要和page頭部記錄的checksum相匹配，否則認為page損壞(`buf_page_is_corrupted`) ## 壓縮索引頁 InnoDB當前存在兩種形式的壓縮頁，一種是Transparent Page Compression，還有一種是傳統的壓縮方式，下文分別進行闡述。 ### Transparent Page Compression 這是MySQL5.7新加的一種數據壓縮方式，其原理是利用內核Punch hole特性，對于一個16kb的數據頁，在寫文件之前，除了Page頭之外，其他部分進行壓縮，壓縮后留白的地方使用punch hole進行 “打洞”，在磁盤上表現為不占用空間 （但會產生大量的磁盤碎片）。 這種方式相比傳統的壓縮方式具有更好的壓縮比，實現邏輯也更加簡單。 對于這種壓縮方式引入了新的類型`FIL_PAGE_COMPRESSED`，在存儲格式上略有不同，主要表現在從`FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN`開始的8個字節被用作記錄壓縮信息： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | FIL_PAGE_VERSION | 1 | 版本，目前為1 | | FIL_PAGE_ALGORITHM_V1 | 1 | 使用的壓縮算法 | | FIL_PAGE_ORIGINAL_TYPE_V1 | 2 | 壓縮前的Page類型，解壓后需要恢復回去 | | FIL_PAGE_ORIGINAL_SIZE_V1 | 2 | 未壓縮時去除FIL_PAGE_DATA后的數據長度 | | FIL_PAGE_COMPRESS_SIZE_V1 | 2 | 壓縮后的長度 | 打洞后的page其實際存儲空間需要是磁盤的block size的整數倍。 這里我們不展開闡述，具體參閱我之前寫的這篇文章：[MySQL · 社區動態 · InnoDB Page Compression](http://mysql.taobao.org/monthly/2015/08/01/) ### 傳統壓縮存儲格式 當你創建或修改表，指定`row_format=compressed key_block_size=1|2|4|8`?時，創建的ibd文件將以對應的block size進行劃分。例如`key_block_size`設置為4時，對應block size為4kb。 壓縮頁的格式可以描述如下表所示： | Macro | Desc | | --- | --- | | FIL_PAGE_HEADER | 頁面頭數據，不做壓縮 | | Index Field Information | 索引的列信息，參閱函數`page_zip_fields_encode`及`page_zip_fields_decode`，在崩潰恢復時可以據此恢復出索引信息 | | Compressed Data | 壓縮數據，按照heap no排序進入壓縮流，壓縮數據不包含系統列(trx_id, roll_ptr)或外部存儲頁指針 | | Modification Log(mlog) | 壓縮頁修改日志 | | Free Space | 空閑空間 | | External_Ptr (optional) | 存在外部存儲頁的列記錄指針數組，只存在聚集索引葉子節點，每個數組元素占20個字節(`BTR_EXTERN_FIELD_REF_SIZE`)，參閱函數`page_zip_compress_clust_ext` | | Trx_id, Roll_Ptr(optional) | 只存在于聚集索引葉子節點，數組元素和其heap no一一對應 | | Node_Ptr | 只存在于索引非葉子節點，存儲節點指針數組，每個元素占用4字節(REC_NODE_PTR_SIZE) | | Dense Page Directory | 分兩部分，第一部分是有效記錄，記錄其在解壓頁中的偏移位置，n_owned和delete標記信息，按照鍵值順序；第二部分是空閑記錄；每個slot占兩個字節。 | 在內存中通常存在壓縮頁和解壓頁兩份數據。當對數據進行修改時，通常先修改解壓頁，再將DML操作以一種特殊日志的格式記入壓縮頁的mlog中。以減少被修改過程中重壓縮的次數。主要包含這幾種操作： * Insert: 向mlog中寫入完整記錄 * Update: * Delete-insert update，將舊記錄的dense slot標記為刪除，再寫入完整新記錄 * In-place update，直接寫入新更新的記錄 * Delete: 標記對應的dense slot為刪除 頁壓縮參閱函數?`page_zip_compress` 頁解壓參閱函數?`page_zip_decompress` ## 系統數據頁 這里我們將所有非獨立的數據頁統稱為系統數據頁，主要存儲在ibdata中，如下圖所示：  InnoDB 系統數據頁 ibdata的三個page和普通的用戶表空間一樣，都是用于維護和管理文件頁。其他Page我們下面一一進行介紹。 FSP_IBUF_HEADER_PAGE_NO Ibdata的第4個page是Change Buffer的header page，類型為`FIL_PAGE_TYPE_SYS`，主要用于對ibuf btree的Page管理。 FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO 用于存儲change buffer的根page，change buffer目前存儲于Ibdata中，其本質上也是一顆btree，root頁為固定page，也就是Ibdata的第5個page。 IBUF HEADER Page 和Root Page聯合起來對ibuf的數據頁進行管理。 首先Ibuf btree自己維護了一個空閑Page鏈表，鏈表頭記錄在根節點中，偏移量在`PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST`處，實際上利用的是普通索引根節點的`PAGE_BTR_SEG_LEAF`字段。Free List上的Page類型標示為`FIL_PAGE_IBUF_FREE_LIST` 每個Ibuf page重用了`PAGE_BTR_SEG_LEAF`字段，以維護IBUF FREE LIST的前后文件頁節點（`PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST_NODE`）。 由于root page中的segment字段已經被重用，因此額外的開辟了一個Page，也就是Ibdata的第4個page來進行段管理。在其中記錄了ibuf btree的segment header，指向屬于ibuf btree的inode entry。 關于ibuf btree的構建參閱函數?`btr_create` FSP_TRX_SYS_PAGE_NO/FSP_FIRST_RSEG_PAGE_NO ibdata的第6個page，記錄了InnoDB重要的事務系統信息，主要包括： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | TRX_SYS | 38 | 每個數據頁都會保留的文件頭字段 | | TRX_SYS_TRX_ID_STORE | 8 | 持久化的最大事務ID，這個值不是實時寫入的，而是256次遞增寫一次 | | TRX_SYS_FSEG_HEADER | 10 | 指向用來管理事務系統的segment所在的位置 | | TRX_SYS_RSEGS | 128 * 8 | 用于存儲128個回滾段位置，包括space id及page no。每個回滾段包含一個文件segment（`trx_rseg_header_create`） | | …… | 以下是Page內UNIV_PAGE_SIZE - 1000的偏移位置 | ? | | TRX_SYS_MYSQL_LOG_MAGIC_N_FLD | 4 | Magic Num ，值為873422344 | | TRX_SYS_MYSQL_LOG_OFFSET_HIGH | 4 | 事務提交時會將其binlog位點更新到該page中，這里記錄了在binlog文件中偏移量的高位的4字節 | | TRX_SYS_MYSQL_LOG_OFFSET_LOW | 4 | 同上，記錄偏移量的低4位字節 | | TRX_SYS_MYSQL_LOG_NAME | 4 | 記錄所在的binlog文件名 | | …… | 以下是Page內UNIV_PAGE_SIZE - 200 的偏移位置 | ? | | TRX_SYS_DOUBLEWRITE_FSEG | 10 | 包含double write buffer的fseg header | | TRX_SYS_DOUBLEWRITE_MAGIC | 4 | Magic Num | | TRX_SYS_DOUBLEWRITE_BLOCK1 | 4 | double write buffer的第一個block(占用一個Extent)在ibdata中的開始位置，連續64個page | | TRX_SYS_DOUBLEWRITE_BLOCK2 | 4 | 第二個dblwr block的起始位置 | | TRX_SYS_DOUBLEWRITE_REPEAT | 12 | 重復記錄上述三個字段，即MAGIC NUM, block1, block2，防止發生部分寫時可以恢復 | | TRX_SYS_DOUBLEWRITE_SPACE_ID_STORED | 4 | 用于兼容老版本，當該字段的值不為TRX_SYS_DOUBLEWRITE_SPACE_ID_STORED_N時，需要重置dblwr中的數據 | 在5.7版本中，回滾段既可以在ibdata中，也可以在獨立undo表空間，或者ibtmp臨時表空間中，一個可能的分布如下圖所示（摘自我之前的[這篇文章](http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/)）。  InnoDB Undo 回滾段結構 由于是在系統剛啟動時初始化事務系統，因此第0號回滾段頭頁總是在ibdata的第7個page中。 事務系統創建參閱函數?`trx_sysf_create` InnoDB最多可以創建128個回滾段，每個回滾段需要單獨的Page來維護其擁有的undo slot，Page類型為`FIL_PAGE_TYPE_SYS`。描述如下： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | TRX_RSEG | 38 | 保留的Page頭 | | TRX_RSEG_MAX_SIZE | 4 | 回滾段允許使用的最大Page數，當前值為ULINT_MAX | | TRX_RSEG_HISTORY_SIZE | 4 | 在history list上的undo page數，這些page需要由purge線程來進行清理和回收 | | TRX_RSEG_HISTORY | FLST_BASE_NODE_SIZE(16) | history list的base node | | TRX_RSEG_FSEG_HEADER | (FSEG_HEADER_SIZE)10 | 指向當前管理當前回滾段的inode entry | | TRX_RSEG_UNDO_SLOTS | 1024 * 4 | undo slot數組，共1024個slot，值為FIL_NULL表示未被占用，否則記錄占用該slot的第一個undo page | 回滾段頭頁的創建參閱函數?`trx_rseg_header_create` 實際存儲undo記錄的Page類型為`FIL_PAGE_UNDO_LOG`，undo header結構如下 | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | TRX_UNDO_PAGE_HDR | 38 | Page 頭 | | TRX_UNDO_PAGE_TYPE | 2 | 記錄Undo類型，是TRX_UNDO_INSERT還是TRX_UNDO_UPDATE | | TRX_UNDO_PAGE_START | 2 | 事務所寫入的最近的一個undo log在page中的偏移位置 | | TRX_UNDO_PAGE_FREE | 2 | 指向當前undo page中的可用的空閑空間起始偏移量 | | TRX_UNDO_PAGE_NODE | 12 | 鏈表節點，提交后的事務，其擁有的undo頁會加到history list上 | undo頁內結構及其與回滾段頭頁的關系參閱下圖：  InnoDB Undo 頁內結構 關于具體的Undo log如何存儲，本文不展開描述，可閱讀我之前的這篇文章：[MySQL · 引擎特性 · InnoDB undo log 漫游](http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/) FSP_DICT_HDR_PAGE_NO ibdata的第8個page，用來存儲數據詞典表的信息 （只有拿到數據詞典表，才能根據其中存儲的表信息，進一步找到其對應的表空間，以及表的聚集索引所在的page no） Dict_Hdr Page的結構如下表所示： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | DICT_HDR | 38 | Page頭 | | DICT_HDR_ROW_ID | 8 | 最近被賦值的row id，遞增，用于給未定義主鍵的表，作為其隱藏的主鍵鍵值來構建btree | | DICT_HDR_TABLE_ID | 8 | 當前系統分配的最大事務ID，每創建一個新表，都賦予一個唯一的table id，然后遞增 | | DICT_HDR_INDEX_ID | 8 | 用于分配索引ID | | DICT_HDR_MAX_SPACE_ID | 4 | 用于分配space id | | DICT_HDR_MIX_ID_LOW | 4 | ? | | DICT_HDR_TABLES | 4 | SYS_TABLES系統表的聚集索引root page | | DICT_HDR_TABLE_IDS | 4 | SYS_TABLE_IDS索引的root page | | DICT_HDR_COLUMNS | 4 | SYS_COLUMNS系統表的聚集索引root page | | DICT_HDR_INDEXES | 4 | SYS_INDEXES系統表的聚集索引root page | | DICT_HDR_FIELDS | 4 | SYS_FIELDS系統表的聚集索引root page | dict_hdr頁的創建參閱函數?`dict_hdr_create` double write buffer InnoDB使用double write buffer來防止數據頁的部分寫問題，在寫一個數據頁之前，總是先寫double write buffer，再寫數據文件。當崩潰恢復時，如果數據文件中page損壞，會嘗試從dblwr中恢復。 double write buffer存儲在ibdata中，你可以從事務系統頁(ibdata的第6個page)獲取dblwr所在的位置。總共128個page，劃分為兩個block。由于dblwr在安裝實例時已經初始化好了，這兩個block在Ibdata中具有固定的位置，Page64 ~127 劃屬第一個block，Page 128 ~191劃屬第二個block。 在這128個page中，前120個page用于batch flush時的臟頁回寫，另外8個page用于SINGLE PAGE FLUSH時的臟頁回寫。 ## 外部存儲頁 對于大字段，在滿足一定條件時InnoDB使用外部頁進行存儲。外部存儲頁有三種類型： 1. `FIL_PAGE_TYPE_BLOB`：表示非壓縮的外部存儲頁，結構如下圖所示：  2. `FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB`：壓縮的外部存儲頁，如果存在多個blob page，則表示第一個 `FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB2`：如果存在多個壓縮的blob page，則表示blob鏈隨后的page； 結構如下圖所示：  而在記錄內只存儲了20個字節的指針以指向外部存儲頁，指針描述如下： | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | BTR_EXTERN_SPACE_ID | 4 | 外部存儲頁所在的space id | | BTR_EXTERN_PAGE_NO | 4 | 第一個外部頁的Page no | | BTR_EXTERN_OFFSET | 4 | 對于壓縮頁，為12，該偏移量存儲了指向下一個外部頁的的page no；對于非壓縮頁，值為38，指向blob header，如上圖所示 | 外部頁的寫入參閱函數?`btr_store_big_rec_extern_fields` ## MySQL5.7新數據頁：加密頁及R-TREE頁 MySQL 5.7版本引入了新的數據頁以支持表空間加密及對空間數據類型建立R-TREE索引。本文對這種數據頁不做深入討論，僅僅簡單描述下，后面我們會單獨開兩篇文章分別進行介紹。 數據加密頁 從MySQL5.7.11開始InnoDB支持對單表進行加密，因此引入了新的Page類型來支持這一特性，主要加了三種Page類型： * `FIL_PAGE_ENCRYPTED`：加密的普通數據頁 * `FIL_PAGE_COMPRESSED_AND_ENCRYPTED`：數據頁為壓縮頁(transparent page compression) 并且被加密（先壓縮，再加密） * `FIL_PAGE_ENCRYPTED_RTREE`：GIS索引R-TREE的數據頁并被加密 對于加密頁，除了數據部分被替換成加密數據外，其他部分和大多數表都是一樣的結構。 加解密的邏輯和Transparent Compression類似，在寫入文件前加密(`os_file_encrypt_page --> Encryption::encrypt`)，在讀出文件時解密數據(`os_file_io_complete --> Encryption::decrypt`) 秘鑰信息存儲在ibd文件的第一個page中（`fsp_header_init --> fsp_header_fill_encryption_info`），當執行SQL?`ALTER INSTANCE ROTATE INNODB MASTER KEY`時，會更新每個ibd存儲的秘鑰信息(`fsp_header_rotate_encryption`) 默認安裝時，一個新的插件`keyring_file`被安裝并且默認Active，在安裝目錄下，會產生一個新的文件來存儲秘鑰，位置在$MYSQL_INSTALL_DIR/keyring/keyring，你可以通過參數[keyring_file_data](http://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/server-system-variables.html#sysvar_keyring_file_data)來指定秘鑰的存放位置和文件命名。 當你安裝多實例時，需要為不同的實例指定keyring文件。 開啟表加密的語法很簡單，在CREATE TABLE或ALTER TABLE時指定選項ENCRYPTION=‘Y’來開啟，或者ENCRYPTION=‘N’來關閉加密。 關于InnoDB表空間加密特性，參閱該[commit](https://github.com/mysql/mysql-server/commit/9340eb1146fedc538cc54e96a45f95a58b345fbf)及[官方文檔](http://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-tablespace-encryption.html)。 R-TREE索引頁 在MySQL 5.7中引入了新的索引類型R-TREE來描述空間數據類型的多維數據結構，這類索引的數據頁類型為`FIL_PAGE_RTREE`。 R-TREE的相關設計參閱官方[WL#6968](http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6968)，?[WL#6609](http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6609),?[WL#6745](http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6745) ## 臨時表空間ibtmp MySQL5.7引入了臨時表專用的表空間，默認命名為ibtmp1，創建的非壓縮臨時表都存儲在該表空間中。系統重啟后，ibtmp1會被重新初始化到默認12MB。你可以通過設置參數[innodb_temp_data_file_path](http://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-parameters.html#sysvar_innodb_temp_data_file_path)來修改ibtmp1的默認初始大小，以及是否允許autoExtent。默認值為 “ibtmp1:12M:autoExtent”。 除了用戶定義的非壓縮臨時表外，第1~32個臨時表專用的回滾段也存放在該文件中（0號回滾段總是存放在ibdata中）(`trx_sys_create_noredo_rsegs`)， ## 日志文件ib_logfile 關于日志文件的格式，網上已經有很多的討論，在之前的[系列文章](http://mysql.taobao.org/monthly/2015/05/01/)中我也有專門介紹過，本小節主要介紹下MySQL5.7新的修改。 首先是checksum算法的改變，當前版本的MySQL5.7可以通過參數`innodb_log_checksums`來開啟或關閉redo checksum，但目前唯一支持的checksum算法是CRC32。而在之前老版本中只支持效率較低的InnoDB本身的checksum算法。 第二個改變是為Redo log引入了版本信息([WL#8845](http://dev.mysql.com/worklog/task/?id=8845))，存儲在ib_logfile的頭部，從文件頭開始，描述如下 | Macro | bytes | Desc | | --- | --- | --- | | LOG_HEADER_FORMAT | 4 | 當前值為1(LOG_HEADER_FORMAT_CURRENT)，在老版本中這里的值總是為0 | | LOG_HEADER_PAD1 | 4 | 新版本未使用 | | LOG_HEADER_START_LSN | 8 | 當前iblogfile的開始LSN | | LOG_HEADER_CREATOR | 32 | 記錄版本信息，和MySQL版本相關，例如在5.7.11中，這里存儲的是”MySQL 5.7.11”(LOG_HEADER_CREATOR_CURRENT) | 每次切換到下一個iblogfile時，都會更新該文件頭信息(`log_group_file_header_flush`) 新的版本支持兼容老版本（`recv_find_max_checkpoint_0`），但升級到新版本后，就無法在異常狀態下in-place降級到舊版本了（除非做一次clean的shutdown，并清理掉iblogfile）。 具體實現參閱該[commit](https://github.com/mysql/mysql-server/commit/af0acedd885eb7103e319f79d25fda7386ef1506)。