这一章主要是关于表空间的内容。我们可以把表空间看作是页池

另外这一章的逻辑比较复杂，层级关系较多。在阅读书籍/我的博客时，一定要牢记这个顺序：表空间 > 组 > 段 > 区 > 页

9.1

这一节主要是复习前面章节的知识。
首先是常用的页面类型有哪些：

其次是页面的通用部分。基本是任何种类的页面都有File Header和File Trailer。其中后者主要是用于校验。前者的组成相对比较复杂：

9.2

这一节内容很多。都是关于独立表空间结构的。
首先要介绍的是“区”这个概念。

区

每个区默认1MB。对于16KB的页来说，就是64个页。

之所以引入区的概念，是为了降低随机磁盘io。
传统的数据库都是使用机械硬盘的，机械硬盘的主要io开销在磁臂旋转上，如果是随机磁盘io，则磁臂会不停的转来转去，效率低。
如果想避免这种情况，就需要让磁臂尽量少的旋转，想要实现这种场景就需要让数据页在磁盘中连续存储。这样磁臂就不会乱转，只会一次往下转一点点。
而想要让磁盘中的页连续，就需要在申请空间的时候申请一大块磁盘空间，而非一个单独页那么大的空间，那样很有可能不连续。
因此，我们有了区的概念。一个区由64个页组成，以区为单位进行申请，就会很大程度上避免页的存储不连续问题。

而256个区放在一起又会形成“组”。

根据层级关系可知，每个组对应着大量的页面。而其中必然有一些页面是用来描述组的元信息以及区的元信息的（其实还有段的一些元信息）。描述这些信息的页是第一个组的前三个页和其他所有组的前两个页。

下面介绍一下这些页面都是干什么用的。

FSP_HDR：这个页面记录了表空间的元信息以及本组所有的区的元信息
XDES：和FSP基本相同，也是记录本组所有区的元信息。区别在于它不会再记录表空间的元信息了。
IBUF_BITMAP：用来存储change buff的元信息。change buffer主要是用来缓存操作的。对磁盘上页面的修改操作会被缓存在change buffer中，等到页面因为某些事件实际加载到内存中时再进行执行。原来change buffer只缓存插入操作，因此原来叫insert buffer。
INODE：记录了段的相关信息。段会在后面进行介绍。

段

之前提到区是一组页面的集合。对于B+树来说，一组页面里既有叶子节点，又有内部叶节点。如果区中什么都存储，则会让我们在遍历叶子结点的链表时效率很低。
因此，我们会把一类页面放到一些区中，另一类放到不同的区中。这种只存储一类页面的区的集合就叫段。从这里也不难看出，段是个逻辑概念。

另外，段还不只是区，段是区和一些零散页面的组合。之所以这么说，是因为有些页面既不属于叶子结点那个区，又不属于内部叶节点那个区，可它们也应该被划分到段中。所以严格来说，段是区和零散页面的组合。

那么什么样的页面不是内部叶子结点那个区，也不是普通叶子结点那个区呢？这里要引出一个概念，就是碎片区。

碎片区

由上文可知，内部叶节点区的集合 和 叶子结点区的集合分别对应一个段。可是即使每种页面只有一个区，那也需要2MB的空间。如果一个表里还没什么记录就要2MB的空间，那也太多了吧？？

因此，当每个表刚开始有数据的时候，我们会把这些数据存放到碎片区的页面里。碎片区里什么类型的数据都有，既有内部叶节点，又有叶子结点。这也就意味着碎片区里的数据属于不同的段。

所以，每个段中一开始的一些数据，严格来说是前32个页面，都是来源于碎片区的。之后如果还有数据，则会实际分配一个又一个的区域区存储他们。

到这里，我们介绍了碎片区的概念，才能往下介绍区的类别。

区的分类

区可以被分为以下几类：

• 空闲区：完全崭新的区域，好像白纸。
• 有剩余空间的碎片区：掺杂着数据的碎片区，新的数据会插入到这里的页面中。
• 无剩余空间的碎片区：都满了。
• 附属于某个段的区：就是普通的区，里面的页面都属于一个段。比较“专一”

四种类别也叫四种state，对应英文名FREE、FREE_FRAG、FULL_FRAG、 FSEG。

这些状态存储在哪里呢？存储在表示区域元信息的结构体里，这种结构体叫XDES ENTRY。每个结构体都对应一个区。

这些字段的作用如下：

• SegmentID：表示这个区所属段的编号。如果该区不属于某个段则这个编号没意义。碎片区就不属于什么段对吧？
• ListNode：这个部分是链表。可以把自己和兄弟们连起来。
• State：上边介绍过了，主要是说明区的状态
• PageStateBitmap：一共128位，每个页占用2位。第一位表示页是否空闲，第二位还没用到呢。

额外补充一下ListNode结构。这个结构细分来看是两组属性，每一组都有一个页号和页内偏移。通过页号和页内偏移可以唯一的定位一个XDES Entry。

XDES链表

上文中我们提到了XDES链表，为什么需要这样的结构呢？
想象这样一个场景，你想要新增一条记录到碎片区。如果有没用完的碎片区，可以直接把数据存到那个碎片区的页里。如果都用完了呢？你需要申请一个崭新的碎片区，然后把数据存到其中的某个页里。在这过程中你还要修改对应的区的状态。

可是我们怎么知道哪些区是有空位的，哪些区不是呢？如果有几千个区，难道要一个一个遍历找空闲区吗？很显然不能。
因此，InnoDb之父把崭新的区、没用完的碎片区、用完的碎片区各自拿链表穿起来，形成了FREE、FREE_FRAG、FULL_FRAG这三条链表。

然而还有一类问题没解决，就是附属于某个段的区。附属于某个段的区经常需要根据段信息被检索到，因此应该以段号为依据，把它们也串联起来。可是附属于某个段的区也有崭新的、空闲的和已满的，因此每个段都要对应三个链表，分别叫FREE、NOT_FULL、FULL。

这里简单整理一下：

每个索引都有叶子结点和内部叶节点。也就是说每个索引至少对应两个段。
假设我们的表里有两个索引，最起码有4个段，全表有4*3+3个链表。

最后有个小问题是如何找到这些链表。想唯一定位一个链表里的xdes entry节点，需要页号和页内偏移。innodb设计者干脆设计了这样的结构：

如图所示，这种结构叫做List Base Node。里面有链表长和定位链表首尾节点的属性。

段的结构

段是区和零散页面的集合。描述段的元信息也需要一些结构体。我们把这种结构体叫做INODE entry。

• 段号：没啥说的，必须有
• NOT_FULL_N_USED：未用完区的链表中已经使用了多少页面
• 三个链表的首尾节点：必须有
• Magic Number：标识这个INODE Entry是否已经被初始化了
• Fragment Array Entry：之前说过段是区和零散页面的集合，那32个零散页面因为都是碎片区的，所以不在链表里。单独有32个属性记录这些页的页号。

各类页面详细情况

前面的文章中有些信息没怎么介绍，比如XDES ENTRY的链表到底存放在什么地方。下面将继续介绍这些细节。

FSP_HDR

固定是每个独立表空间的第一个页面。它存储了表的元信息以及第一个组里的256个XDES ENTRY。（这里要弄清一件事情，链表只是在逻辑上表示第几个区的entry是哪一类的。比如第1 3 5 7 9个entry是FULL的。但它们在物理上还是连续存储在每一组的第一个页面中的。）

Header和Trailer已经说很多次了。EmptySpace就是没用的空间。XDES ENTRY占用的那部分空间也介绍过了。剩下的就是File Space Header了。

下面介绍一下各个字段的用处。

• SpaceID：一看就懂
• Not Used：一看就懂
• Size：当前表空间拥有的页面数
• FRAG_N_USED：表明在FREE_FRAG中已经使用的页面数量
• List Base Node for FREE/FREE_FREG/FULL_FRAG List：表空间所拥有的三个链表的首尾节点位置
• FREE_LIMIT：表空间对应的那个磁盘文件是自动扩容的。自动扩容每次都会扩容不少，这导致大部分表空间内的区都是空闲的。如果把这些区全部加入到表空间级的FREE链表里，那表空间的FREE链表就太长了，而且这样的操作本身就很费时间，更何况通常这些崭新的页也都是在物理上连续的。因此InnoDb之父用FREE_LIMIT字段表示一个页号。这个页号以后的页都是崭新的页。
• Next Unused Segment ID：下一个没使用的段号。在创建新的段时就不用遍历所有的Inode Entry结构了。
• Space Flags：表空间级的一些属性，详情如下（现在不用一个一个记，没用）
• List Base Node for SEG_INODES_FREE/FULL List：每个段对应的inode entry都会存放到INODE类型的页面中。如果一个INODE页面存不下，就需要多个INODE页面，这些INODE页面会形成链表。这两个属性就是记录两种链表的首尾节点的。（两种很好理解吧？一种是满的，一种是不满的）

XDES

这个类型的页面就是除第一组以外其他组存放XDES ENTRY的页面。

可以看到，没有Space Header那部分。剩下的结构都是一样的。

IBUF_BITMAP

这类页面就是存储一些有关change buffer的信息。change buffer在这本书里基本不会介绍，唯一的一点介绍已经写在前面了，简单来说就是更新操作的缓冲池。

INODE

这类页面是存放INODE ENTRY的。每一组的第三个页面是INODE类型的。

结构如图所示。文件头、尾、空区间就不再介绍了。
一个INODE页面可以存放85个ENTRY，这个规则在介绍XDES和FSP的时候已经涉及到了。多个INODE页面会形成链表。链表分两种，刚才已经介绍过了，存放在FSP页面的space header里。
上文也提到了，唯一定位一个entry需要靠页号和页内偏移。所以定位前后两个entry需要四个属性，也就是List Node for INODE Page List。

这样在创建段的时候，会先去看空闲inode页面链表，找一页插入新的inode entry。如果没有空闲页面了则需要把崭新的页面变成INODE ENTRY空闲页面。

如何通过段找到对应的INODE

B+树对应两种段，如何通过B+树定位到段的inode结构呢？定位INODE结构需要页号+页内偏移，那这个数据存在哪呢？答案是存到B+树根节点所在页面里。在B+树（也就是Index类型的页面）页面的File Header下面，有一个Page Header字段，里面有PAGE_BTR_SEG_LEAF和PAGE_BTR_SEG_TOP两个子字段，这两个子字段就分别存储了叶子节点和内部叶节点的段头信息（其实还存储了表空间id）

9.3

这一节主要记录系统表空间。
其实和独立表空间差不多，主要差距在第一个组的前几个页面上。

可以看出，除了第一组的第一个区有几个页面不一样之外，其他的都差不多。
特有的页面如下所示：

在这里，我们只简单介绍一下数据字典头部信息。

InnoDB数据字典

MySQL会帮我们保管插入的用户记录。对外来说也许可以看成是记录的池子，但对内来说，插入记录是很复杂的。要校验表信息正确不正确，列正确不正确，对应的索引是哪个表空间的，具体的页面在哪，等等。
这些数据也就是元数据，InnoDB定义了一些表去存储这些元数据。


这些记录元信息的系统表叫做数据字典。其中最重要的是TABLES、COLUMNS、INDEXSES、FIELDS这四个系统表。

SYS_TABLES

这个表有两个索引，分别是NAME为主键建立的聚簇索引和以ID为主键建立的二级索引。

SYS_COLUMNS

这个表有一个聚簇索引，是以TABLE_ID和POS为主键的聚簇索引。

SYS_INDEXES

SYS_FIELDS

Data Dictionary Header页面

有了这四个基本表，就可以获取其他系统表和用户自定义的表的元数据。
那么这四个基本表的元数据去哪找呢？不能套娃，只能硬编码到代码里了。就是我们之前看到的系统表空间中的第七个页面，这个页面会固定的存储这些信息。

注意这里的段头不是B+树里记录内部叶节点和叶子结点对应的段的INODE信息的段头。我们这个第七页是数据字典段。

接下来其实主要就是介绍一下Data Dictionary Header

• Max Table ID：最大的表id，每次新建表这个数值都加1
• Max Index ID：每次创建索引这个值就加1
• Max Row ID：每个表都默认有聚簇索引。如果不定义主键也没有非空的unique列，就会用row id来做聚簇索引。这个值就是记录最大的row id。
• Max Space ID：每次创建表空间都会把这个值+1
• Mix ID Low（Unused）：还没用
• Root of …：表示那四张最重要的的系统表的索引的根页面。因为Table表有两个索引，所以加起来是5个root。

最后要注意的是这些表是不能直接访问的，但有些数据又有用，因此在information_shcema里提供了一些以INNODB_SYS开头的表，这些表会读取系统表的信息，给我们查询用。它和系统表多少有些差异，但是够用了。

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