MySql存盤結構

參考視頻：MySql存盤結構

1.表空間

不同的存盤引擎在磁盤檔案上的結構均不一致，這里以InnoDB為例：

CREATE TABLE t(id int(11)) Engine = INNODB;

在新表創建的程序中，InnoDB會在磁盤的data目錄下創建與這個表對應的兩個檔案：t.frm、t.ibd，

t.frm 存盤了表結構等資訊，檔案相對較小
t.ibd 就是常說的”表空間“檔案，它用來存盤表的資料和索引，檔案大小取決于表中的資料量，

注意：只有在mysql5.7版本后才會為每個表生成一個ibd檔案，稱為獨立表空間，在此之前所有表的資料和索引都會存盤系統表空間中，系統表空間也被稱為共享表空間，即所有表共享一個物理表空間檔案，

在mysql8.0之后開始去掉了frm檔案，表結構定義默認內置到InnoDB的ibd檔案中

我們也可以通過全域引數 innodb file per table 來進行設定，

-- 查看每個表都創建表空間檔案狀態
SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_file_per_table';
-- 開啟"每個表都創建表空間檔案功能"
SET @@global.innodb_file_per_table= ON;

表空間共分為五類，除了上面說的獨立表空間，系統表空間，還有Undo表空間、通用表空間、臨時表空間，在官方的的檔案中，獨立表空間相比于系統表空間，具有可壓縮，可傳輸等優勢，

2.頁

在ibd檔案中，最重要的結構體就是”頁“（Pages），即InnoDB中記憶體和磁盤互動的最小存盤單元，Mysql每次記憶體于磁盤互動資料，都會至少讀寫一個“頁”的大小，因此在磁盤中每個“頁”內部的地址都是連續的，

要查詢的資料很多情況下都是連續存在的，因此存在這樣的機制，只需在磁盤中讀取一段連續的資料放入記憶體（Buffer Pool），后續的查詢大概率可以直接從記憶體中找到，這樣就減少了磁盤的訪問次數，從而大大提升效率，這一段固定的連續的資料就被稱為“頁”，

頁的大小為固定的16KB，即使沒有資料也會占用16KB大小，這16KB的內容具體結構比較多樣，在不同的場景會使用不同型別的“頁”，一共有12種頁型別，但無論什么型別的頁均會包含“頁頭”（File Header）和“頁尾”（File Trailer），在頁頭和頁尾之間的頁的“主體資訊”會根據不同的頁型別由不同的結構，

最為常用的就是用來存盤資料和索引的“索引頁”，它的主體資訊會使用資料“行”進行填充，

-- 查看某表的行型別
SELECT t.SPACE,t.NAME,t.ROW_FORMAT FROM information_schema.INNODB_SYS_TABLESPACES

相比頁的大小為固定值，行則不同，它是一個最大為8K但大小不固定的結構，內部主要包括表里某一行的真實資料和一些額外資訊，

3.區

Mysql所有的表資料都會通過“行”、“頁”的方式存盤在磁盤中，但是每一個頁只有16KB，當要存盤的資料和讀寫量暴增時，跨“頁”讀取就變得再平常不過了，

如果多個頁之間的物理距離過大，那多份資料在磁盤中就很有可能不在同一個磁道，為了讀取資料，就會發生磁頭移動，這種移動是物理擺動，相比磁片每分鐘幾千上萬次的旋轉讀取要緩慢得多，所以磁頭移動會大大降低性能，

需要盡可能在磁道上讀取連續的資料，減少磁頭的移動才能提升效率，因此MySql還存在一個叫“區”的結構，每個區都固定為1MB，存放64個連續地址的頁，這樣即使跨頁讀取相關資料，大概率都在附近的地址，減少了磁頭移動，提高了效率，

于此同時，如果頻繁地讀取某個“區”內的”頁“，Mysql就會將這個區中的所有資料讀取出來，放入記憶體中，減少后續查詢對磁盤的訪問次數，

當然，在程式員創建新表時，由于不知道表未來的資料大小，為了不至于一次性占用過大的磁盤空間而導致浪費，所以在新建一個表時只會創建6個“頁”，而不是一個完整的區，共占用16*6=96KB的大小，

當然在mysql 8.0版本后初次會創建7個頁

這些零散”頁“會被放在表空間中一個叫碎片區的地方，決議了這6個頁后可以看到它們各有不同，其中后兩個頁為空閑頁，即可用頁，前4個頁分別記錄了表空間和區組條目資訊、Change buffer相關資訊、段資訊、索引根資訊

當要存盤的資料越來越多，6個初始“頁”空間不夠用的時候，就需要一個一個地新增“頁”來滿足存盤需求，當構建了32個零散”頁“之后，后續每次都會直接申請完整的”區“來存盤更多的資料，

4.組

然而，當''區“的數量也越來越多時，為了有效地管理區，Mysql又會使用到“組”結構，

每一個“區組”管理固定的256個區，即256MB，它的結構比較簡單，就是由256個區直接構成，其中第一個“區組”中的首個“區”的前四頁比較特殊，就是之前所說的6個初始頁中的前4個：即File Space Header、Insert Buffer Bitmap、File Segment inode、B-tree Node，

而其他區組中首個區的結構均一致，前兩個頁分別記錄了區組條目資訊，Change buffer資訊，即Extent Descriptor（XDES）、Insert Buffer Bitmap

InnoDB通過“區組”，可以在物理結構層面，非常高效地管理和定位到每個區

5.段

與區、區組這種物理結構不同，”段“是一個邏輯概念，并不對應表空間中連續的物理區域，可以看成區、頁的一個附加的標注資訊，

段的主要作用是用來區分不同功能的“區”和在碎片區中的”頁“，分為”葉子節點段“和”非葉子節點段“等，這兩個段與我們常說的B+樹索引中的葉子、非葉子節點相對應，也可以簡單地理解為“非葉子節點段”存盤和管理索引樹，“葉子節點段”存盤和管理實際資料，

從邏輯上講，最終由葉子節點段和非葉子節點段等段構成了最終的表空間ibd檔案，

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