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技术分享-InnoDB-的表空间管理

jiezi

作者：Mayank Prasad
翻译：管长龙
原文：https://mysqlserverteam.com/i…

在 InnoDB 中，用户定义的表及其对应的索引数据存储在扩展名为 .ibd 的文件中。表空间有两种类型，常规（或共享）表空间和每表独立表空间。对于共享表空间，来自许多不同表及其对应索引的数据可以驻留在单个 .ibd 文件中。而对于每表独立表空间，单个表的数据及其索引位于一个 .ibd 文件中。

. IBD 文件

这些文件通常位于数据目录中。让我们尝试创建一个表 test.t1。

mysql>CREATE TABLE test.t1 (c INT) engine=InnoDB;

$ cd <PATH_TO_DATA_DIR>/test
$ ls
t1.ibd

上面是独立表空间文件，即与表 t1 相关的表和索引数据将驻留在此文件中。

表空间（TABLESPACE）

对于每表独立表空间，表空间名称与 文件 / 表 名称的名称相同，即对于上面的表 t1，表空间名称将为 t1。如果它是使用名称 my_tablespace 创建的常规（或共享）表空间，则该表空间名称将是 my_tablespace。

这些表空间用唯一的 ID 标识，称为 tablespace ID。

页（PAGES）

表空间文件由固定大小的页数组成。有不同类型的页面可用于不同目的。我们将在接下来的部分中详细介绍所有这些内容。在此只需记住，表空间文件是许多固定大小的页面的集合。

区（EXTENTS）

区是表空间内连续页面的集合。区大小为 1 MB。因此，如果页面大小为 16Kb，则一个区中可能有 64 页。

因此，如果我们再次查看表空间文件，它是区的集合。

标头页（HEADER PAGE）

表空间的元数据信息没有单独的存储。它存储在标头页（始终为 0 页）的同一文件中。现在让我们详细了解一下。

空闲片段列表（FREE FRAGS LIST）：

区段链接列表的基节点指针，这些区段具有要“单独”分配的页面。此列表包含具有至少一个可用页面分配的范围。

完整列表（FULL FRAGS LIST）：

区段链接列表的基节点指针，这些区段具有要“单独”分配的页面。此列表包含没有可用页面分配的范围。

空闲列表（FREE LIST）：

区自由分配的链接列表的基本节点指针。该列表的区可以分配给文件段（稍后描述），也可以分配给空闲片段列表。

XDES 条目（XDES Entries）：

表空间中第一组扩展的扩展描述符条目（稍后描述）。

扩展描述符页（XDES 页）

区是页的集合。我们需要存储与属于某个范围的页相关的一些元数据信息。要存储此信息，我们有“扩展描述符页”。

对于 16K 的页大小，一个 XDES 条目（稍后描述）的大小为 40 字节，用于提供有关 64 页的元数据信息。为了易于实现，一个 XDES 页面条目所覆盖的页面数等于页大小。基于此，可以很容易地找到每个页面大小的 XDES 页中 XDES 条目的数量。

随着表空间的增加（即添加了更多数据），将分配更多的扩展数据块（更多的页）。一旦区的总数量大于 XDES 页可以跟踪的范围，就会分配一个新的 XDES 页，该页将用于跟踪下一组区。

注意：对于第一组扩展，标头页用于存储 XDES 条目。

下图描述了一个 EXTENT 描述符页和各个 XDES 条目。

注意：列表节点中的上一个和下一个指针指向列表中的 上一个 / 下一个 区：

  • FULL，NOT_FULL 和 FREE LIST（如果此区属于文件段）。
  • FREE_FRAG，FULL_FRAG，FREE，其它。

一些数字！

一个扩展区大小 = 1 MB

一页大小 = 16 KB

一个区内的总页数 = 64 页

一个 XDES 页中的 XDES 条目总数 = 256

可以在一个 XDES 页面中涵盖总范围 = 256

总页面数可以包含一个 XDES 页面 = 16384

因此，一旦表空间大小超过 16384 页，我们需要分配一个新的 XDES 页以保留更多数据区（待分配）。

节点页（INODE PAGE）

这些页面保留有关文件段（FSEG）的信息。因此，在进入 INDOE 页条目之前，让我们了解文件段。

文件段（FILE SEGMENT）

文件段是一个逻辑单元，是页面和区段的集合。下图描述了文件段的高级逻辑（非物理）视图。

  • FRAG ARRAY

分配给该段的单页数组（32 个条目）。

  • NOT FULL LIST

基本节点指针，指向分配给该段的扩展区的链接列表，并具有至少一个空闲页面。

  • FULL LIST

指向分配给此段的扩展区的链表的基本节点指针，并且没有空闲页。

  • FREE LIST

指向分配给该段的扩展区的链接列表的基本节点指针，并具有所有可用页。

注意 1：FRAG ARRAY 中的页面属于一个区，该区是 FRAG_FULL / FRAG_FREE LIST 的一部分（即文件段 ID 为 0），并在表空间标头页中维护。如前所述，这些扩展区中的页面被许多段共享。如下图所示：

注意 2：当扩展区变为空闲（即不再使用的页面）时，它不会移动到“文件段”的“空闲”列表中。相反，它将移至在表空间级别维护的 FREE LIST。

问：为什么我们需要文件段？

答：这是为了简化页面管理。因此，一旦删除文件段，就知道要释放所有扩展区和页面。

随着表的增长，它将在每个文件段中分配各个页面，直到片段数组变满为止，然后切换到一次分配一个扩展区，最终切换到一次分配四个扩展区。

INODE 页（重新访问）

现在，让我们回到 INODE 页面。INODE 页保留文件段的条目，即 INODE 页中的每个条目代表一个文件段。上面描述的图 6（在其中描述了文件段的高级视图）实际上是 INODE 页面中的条目，被称为“INODE 文件段条目”。让我们再来看一看：

问：索引中如何使用文件段？

答：InnoDB 中的每个索引（由 B + 树表示）使用两个文件段。

  • 叶子页段：将叶子页存储在 B 树中。
  • 非叶子页段：将非叶子（中间）页面存储在 B 树中。

在页面上，FSEG HEADER 是存储这两个文件段 INODE 条目信息的位置。从这些条目中，我们查询 INODE 页面以找到相应的文件段信息。

注意：对于索引，因为索引只有一个叶子段和一个非叶子段，所以仅使用根页的 FSEG HEADER 存储这些信息。对于 B 树中的其余页面，FSEG HEADER 填充为 0。

杰里米·科尔（Jeremy Cole）在他的博客中给出的一个很好的说明性示例：

“例如，在一个新创建的表中，唯一存在的页面将是根页面，它也是一个叶页面，但存在于“内部”文件段中（因此以后不必移动它）。“叶”文件段 INODE 列表和片段数组将全部为空。“内部”文件段 INODE 列表将全部为空，并且单个根页面将在片段数组中。”

摘要

那么，当我们 创建 / 删除 索引时，它们如何工作？

如上所述，一旦创建索引（即，至少创建根页面），将为该索引分配两个文件段。一个用于叶子页面，到目前为止将没有页面，一个用于非叶子页面，将仅分配一个页面即根页面。

现在，随着索引大小的增长，即 B 树的增长，

  • 新页面在 FRAG ARRAY 中分配。
  • 需求跨越 32 页后，便会将一个区分配给分段并将其移至“FREE LIST”。
  • 一旦使用了该新扩展区的页面，该扩展区将移至“非完整列表”。
  • 一旦使用了该区的所有页面，它将移至“FULL LIST”并分配一个新的区（与步骤 3
  • 相同）。

从根页面删除索引后，我们将知道两个文件段。我们继续将这两个文件段中的所有扩展区标记为空闲。

感谢您使用 MySQL！

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