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在数据存储模型中，通常有“空间 ”这个概念，在 MySQL 中被称为“ 表空间 ”，有时候在 InnoDB 中也被称为“ 文件空间”。一个空间可能由一个操作系统中的多个理论文件组成（例如 ibdata1, ibdata2 等等），实际上只是一个逻辑文件 – 多个文理文件被当做一个连贯在一起的文件解决。

InnoDB 中每个 空间 都被调配了一个 32 位的无符号整型空间 ID，这个 ID 被用来在不同的中央援用指向这个空间。InnoDB 总是有一个“零碎空间”，他的空间 ID 是 0。零碎空间用于保留 InnoDB 的一系列元数据的记录。通过 MySQL，InnoDB 目前只反对“一个表一个文件”空间模式的额定空间，这将为每一个 MySQL 表创立 .ibd 文件。从外部来看，这个 .ibd 文件理论是一个能够包容多个表的残缺的 空间，然而在 MySQL 的实现中，它只能蕴含一个表。

页
=

每个 空间 被切分成了 页，个别每 页 16 KiB（也能够通过在编译时指定 UNIV_PAGE_SIZE 批改，或者开启了 InnoDB 压缩）。空间 中的 页会被调配一个 32 位的页码，这个页码被称为 偏移 ，其实这个页码就是从 空间 地址结尾的 页偏移 。所以，第 0 页位于文件偏移 0 的地位，第 1 页位于文件偏移 16384 的地位，以此类推。可能这里有些人会想起来，InnoDB 的 数据大小限度是 64 TiB，这个其实是每个 空间 的大小限度。因为页码是一个 32 位的无符号整型，并且默认的页大小是 16 KiB，这样空间最大大小是 2^32 * 16 KiB = 64 TiB

页 的构造如下：

每一页都有一个 38 字节的 FIL 头部和一个 FIL 尾部（FIL这个名字其实就是出自“file”的简写）。头部蕴含一个示意页类型的字段，这个类型决定了页的剩下局部的构造。FIL 头部和 FIL 尾部构造如下所示：

FIL 头部以及尾部蕴含以下构造：

• 页类型 （2 bytes）：这对于解析剩下的页数据是很重要的。很多模块以及场景下须要调配页存储，包含 文件空间治理 ， 范畴治理 ， 事务零碎 ， 数据字段 ，undo log，blobs 数据 还有 索引 以及 表数据。
• 空间 ID（4 bytes）
• 页码 （4 bytes）：当 页被初始化的时候页码就被存入了。查看该字段保留的页码与依据文件偏移量读取到的页码是否匹配，有助于表明读取是否是正确的。并且，如果这个字段被初始化了，表明这个 页也被初始化了
• checksum（4 bytes）和 老版 checksum（4 bytes）
• 上一页 （4 bytes）与 下一页 （4 bytes）的指针：这样能够构建双向链表，并用于 索引 页来讲所有页在同一级别链接起来，从而进步索引全扫描的效率。然而有很多页面类型不应用这些字段。
• 头部保留 最近批改对应的 LSN（日志序列号，8 bytes），同时这个序列号的 低 32 位也保留在尾部。
• 全局最大的日志序列号（被称为 flush LSN，8 bytes），真正的序列号只保留在第 0 个空间的第 0 页，其余页这个字段的值都是 0，相当于都复用第 0 个空间的第 0 页的这个字段。这样全局产生批改的时候只用批改一个字段就行了。

空间 文件

一个 空间文件 是很多 页（最多 2^32）的聚合链接，为了更高效的治理，页 被聚合成很多个 1 MiB 大小的块（64 个间断页，默认页大小是 16 KiB），这个块被称为“区”（extent）。很多构造只通过援用 区来在一个 空间 中调配 页

InnoDB 须要做一些元数据记录，来追踪所有 页，区 以及 空间 自身。

空间 中的第一页是 FSP_HDR(文件空间头页)。FSP_HDR 页蕴含一个 FSP 构造，记录像是 空间的大小 ， 闲暇区 、 碎片区 和满区 的列表等数据（未来我会写一篇具体的对于闲暇空间治理介绍的文章）。一页 FSP_HDR 只有够保留 256 个 区（相当于 16384 页 ，256 MiB）信息的空间，所以每 16384 页之后，都须要额定记录这些页信息的空间。XDES 页和 FSP_HDR 页的构造是雷同的，只是在 XDES 中 FSP 占用的存储都是被 0 填充的。这些额定的 页会随着空间文件的增长而主动调配。

INODE 页用来保留文件 段（Segmentation，蕴含一组 区以及一个只会独自调配的碎片区的数组）的列表。每个 INDOE 页能够保留 85 个 INODE 元素，每个索引须要两个 INODE 元素（未来我会写一篇具体的对于 INDOE 元素内容和文件 区的文章）。

IBUF_BITMAP 页保留对于插入缓存的信息，不在本系列的探讨范畴内。

零碎 空间

零碎空间 (第 0 个空间) 比拟非凡，蕴含许多按固定页码调配的页面，以存储对 InnoDB 操作至关重要的大量信息。零碎空间与任何其余空间一样，也须要 FSP_HDR, IBUF_BITMAP，Inode 这三个页面作为头三页。这之后，与其余页面有点区别。

• 第 3 页，SYS 类型：与插入缓存相干的头信息。
• 第 4 页，INDEX 类型：用于插入缓冲的索引构造的根页。
• 第 5 页，TRX_SYS 类型：与 InnoDB 事务零碎的操作相干的信息，例如最新的事务 ID、MySQL 二进制日志信息和双写缓冲区范畴的地位。
• 第 6 页，SYS 类型：第一个回滚段页。依据须要调配其余页 (或整个区段) 来存储回滚段数据。
• 第 7 页，SYS 类型：与数据字典相干的头信息，蕴含组成数据字典的索引的根页码。这些信息可能找到任何其余索引(表)，因为它们的根页码就存储在这个数据字典中。
• 第 64 – 127 页：双写缓冲区中第一块（蕴含 64 页），双写缓冲区是 InnoDB 复原机制的一个重要局部
• 第 128 – 191 页：双写缓冲区中第二块

其余页按需分配给索引、回滚段、吊销日志（undo logs）等.

每个表空间文件

InnoDB 提供了“每个表一个文件”模式，该模式将为每个 MySQL 表创立一个文件 (如上所述实际上是一个 空间)。可能叫做“每个表一个空间”更适合一些。每个表都会创立 .ibd 文件，它的构造如下：

疏忽疾速增加索引（即在运行时增加索引），在必须的 3 个初始页之后，空间中调配的下一个页面将是表中每个索引的根页，按 表创立中定义的索引程序 排列。第 3 页将是汇集索引的根 ， 第 4 页将是第一个二级索引的根，以此类推。

因为 InnoDB 的大部分元数据结构都存储在 零碎空间 中，因而在“每个表一个空间”中调配的大多数页都是 INDEX 类型的并存储表数据。