MySQL ·InnoDB 檔案系統之檔案物理結構

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從上層的角度來看，InnoDB層的檔案，除了redo日誌外，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結構來管理資料。只是針對不同的block的應用情境會分配不同的頁類型。通常預設情況下，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執行個體時指定一個塊的block大小。對於壓縮表，可以在建表時指定block size，但在記憶體中表現的解壓頁依舊為統一的頁大小。

從物理檔案的分類來看，有記錄檔、主系統資料表空間檔案ibdata、undo tablespace檔案、暫存資料表空間檔案、使用者資料表空間。

記錄檔主要用於記錄redo log，InnoDB採用迴圈使用的方式，你可以通過參數指定建立檔案的個數和每個檔案的大小。預設情況下，日誌是以512位元組的block單位寫入。由於現代檔案系統的block size通常設定到4k，InnoDB提供了一個選項，可以讓使用者將寫入的redo日誌填充到4KB，以避免read-modify-write的現象；而Percona Server則提供了另外一個選項，支援直接將redo日誌的block size修改成指定的值。

ibdata是InnoDB最重要的系統資料表空間檔案，它記錄了InnoDB的核心資訊，包括事務系統資訊、中繼資料資訊，記錄InnoDB change buffer的btree，防止資料損毀的double write buffer等等關鍵資訊。我們稍後會展開描述。

undo獨立資料表空間是一個可選項，通常預設情況下，undo資料是儲存在ibdata中的，但你也可以通過配置選項 innodb_undo_tablespaces 來將undo 復原段分配到不同的檔案中，目前開啟undo tablespace 只能在install階段進行。在主流版本進入5.7時代後，我們建議開啟獨立undo資料表空間，只有這樣才能利用到5.7引入的新特效：online undo truncate。

MySQL 5.7 新開闢了一個暫存資料表空間，預設的磁碟檔案命名為ibtmp1，所有非壓縮的暫存資料表都儲存在該資料表空間中。由於暫存資料表的本身屬性，該檔案在重啟時會重新建立。對於雲端服務供應商而言，通過ibtmp檔案，可以更好的控制臨時檔案產生的磁碟儲存。

使用者資料表空間，顧名思義，就是用於自己建立的資料表空間，通常分為兩類，一類是一個資料表空間一個檔案，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，可以將多個表建立到同一個檔案中。除此之外，InnoDB還定義了一些特殊用途的ibd檔案，例如全文索引相關的表檔案。而針對空間資料類型，也構建了不同的資料索引格式R-tree。

在關鍵的地方本文註明了代碼函數，建議讀者邊參考代碼邊閱讀本文，本文的代碼部分基於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。 檔案管理頁

InnoDB 的每個資料檔案都歸屬於一個資料表空間，不同的資料表空間使用一個唯一標識的space id來標記。例如ibdata1, ibdata2… 歸屬系統資料表空間，擁有相同的space id。使用者建立表產生的ibd檔案，則認為是一個獨立的tablespace，只包含一個檔案。

每個檔案按照固定的 page size 進行區分，預設情況下，非壓縮表的page size為16Kb。而在檔案內部又按照64個Page（總共1M）一個Extent的方式進行劃分並管理。對於不同的page size，對應的Extent大小也不同，對應為：

儘管支援更大的Page Size，但目前還不支援大頁情境下的資料壓縮，原因是這涉及到修改壓縮頁中slot的固定size（其實實現起來也不複雜）。在不做聲明的情況下，下文我們預設使用16KB的Page Size來闡述檔案的物理結構。

為了管理整個Tablespace，除了索引頁外，資料檔案中還包含了多種管理頁，如所示，一個使用者資料表空間大約包含這些頁來管理檔案，下面會一一進行介紹。

InnoDB 管理頁 檔案鏈表

首先我們先介紹基於檔案的一個基礎結構，即檔案鏈表。為了管理Page，Extent這些資料區塊，在檔案中記錄了許多的節點以維持具有某些特徵的鏈表，例如在在檔案頭維護的inode page鏈表，空閑、用滿以及片段化的Extent鏈表等等。

在InnoDB裡鏈表頭稱為FLST_BASE_NODE，大小為FLST_BASE_NODE_SIZE(16個位元組)。BASE NODE維護了鏈表的頭指標和末尾指標，每個節點稱為FLST_NODE，大小為FLST_NODE_SIZE（12個位元組）。相關結構描述如下：

FLST_BASE_NODE:

FLST_NODE:

如上所述，檔案鏈表中使用6個位元組來作為節點指標，指標的內容包括：

該鏈表結構是InnoDB資料表空間內管理所有page的基礎結構，先感受下，具體的內容可以繼續往下閱讀。

InnoDB 資料表空間page管理

檔案鏈表管理的相關代碼參閱：include/fut0lst.ic, fut/fut0lst.cc FSP_HDR PAGE

資料檔案的第一個Page類型為FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR，在建立一個新的資料表空間時進行初始化(fsp_header_init)，該page同時用於跟蹤隨後的256個Extent(約256MB檔案大小)的空間管理，所以每隔256MB就要建立一個類似的資料頁，類型為FIL_PAGE_TYPE_XDES ，XDES Page除了檔案頭部外，其他都和FSP_HDR頁具有相同的資料結構，可以稱之為Extent描述頁，每個Extent佔用40個位元組，一個XDES Page最多描述256個Extent。

FSP_HDR頁的頭部使用FSP_HEADER_SIZE個位元組來記錄檔案的相關資訊，具體的包括：

 

在檔案頭使用FLAG（對應上述FSP_SPACE_FLAGS）描述了建立表時的如下關鍵資訊：

除了上述描述資訊外，其他部分的資料結構和XDES PAGE（FIL_PAGE_TYPE_XDES）都是相同的，使用連續數組的方式，每個XDES PAGE最多儲存256個XDES Entry，每個Entry佔用40個位元組，描述64個Page（即一個Extent）。格式如下：

XDES_STATE表示該Extent的四種不同狀態：

通過XDES_STATE資訊，我們只需要一個FLIST_NODE節點就可以維護每個Extent的資訊，是處於全域資料表空間的鏈表上，還是某個btree segment的鏈表上。 IBUF BITMAP PAGE

第2個page類型為FIL_PAGE_IBUF_BITMAP，主要用於跟蹤隨後的每個page的change buffer資訊，使用4個bit來描述每個page的change buffer資訊。

由於bitmap page的空間有限，同樣每隔256個Extent Page之後，也會在XDES PAGE之後建立一個ibuf bitmap page。

關於change buffer，這裡我們不展開討論，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

資料檔案的第3個page的類型為FIL_PAGE_INODE，用於管理資料檔案中的segement，每個索引佔用2個segment，分別用於管理葉子節點和非葉子節點。每個inode頁可以儲存FSP_SEG_INODES_PER_PAGE（預設為85）個記錄。

每個Inode Entry的結構如下表所示：

檔案維護

從上文我們可以看到，InnoDB通過Inode Entry來管理每個Segment佔用的資料頁，每個segment可以看做一個檔案頁維護單元。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中還維護了資料表空間內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係，以高效的利用資料檔案空間。

當建立一個新的索引時，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，再建立root page，並將該segment的位置記錄到root page中，然後再分配leaf segment的Inode entry，並記錄到root page中。

當刪除某個索引後，該索引佔用的空間需要能被重新利用起來。

建立Segment
首先每個Segment需要從ibd檔案中預留一定的空間(fsp_reserve_free_extents)，通常是2個Extent。但如果是新建立的資料表空間，且當前的檔案小於1個Extent時，則只分配2個Page。

當檔案空間不足時，需要對檔案進行擴充(fsp_try_extend_data_file)。檔案的擴充遵循一定的規則：如果當前小於1個Extent，則擴充到1個Extent滿；當資料表空間小於32MB時，每次擴充一個Extent；大於32MB時，每次擴充4個Extent（fsp_get_pages_to_extend_ibd）。

在預留空間後，讀取檔案頭Page並加鎖（fsp_get_space_header），然後開始為其分配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，在檔案頭儲存了兩個Inode Page鏈表，一個連結已經用滿的inode page，一個連結尚未用滿的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，並加入到FSP_SEG_INODES_FREE鏈表上(fsp_alloc_seg_inode_page)。對於獨立資料表空間，通常一個inode page就足夠了。

當拿到目標inode page後，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後，遞增頭page的FSP_SEG_ID，作為當前segment的seg id寫入到inode entry中。隨後進行一些列的初始化。

在完成inode entry的提取後，就將該inode entry所在inode page的位置及頁內位移量儲存到其他某個page內（對於btree就是記錄在根節點內，佔用10個位元組，包含space id, page no, offset）。

Btree的根節點實際上是在建立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

分配資料頁
隨著btree資料的增長，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嵌入式管理單元，我們需要將從全域獲得的資料空間納入到segment的管理中。

Step 1：空間擴充

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，會先對檔案進行擴充，並嘗試預留(tree_height / 16 + 3)個Extent，大多數情況下都是3個Extent。

這裡有個意外情境：如果當前檔案還不超過一個Extent，並且請求的page數小於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。

注意這裡只是保證有足夠的檔案空間，避免在btree操作時進行檔案Extent。如果在這一步擴充了ibd檔案(fsp_try_extend_data_file)，新的資料頁並未初始化，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，對於普通使用者資料表空間是2個Extent + file_size * 1%。這些新擴充的page此時並未進行初始化，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範圍。

Step 2：為segment分配page

隨後進入索引分裂階段(btr_page_split_and_insert)，新page分配的上層調用棧：

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）或者後一個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資料頁，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使用的和佔用的page數

· 使用的page數儲存包括FSEG_NOT_FULL鏈表上使用的page數(儲存在inode entry的FSEG_NOT_FULL_N_USED中) + 已用滿segment的FSEG_FULL鏈表上page數 + 佔用的frag array page數量；

· 佔用的page數包括FSEG_FREE、FSEG_NOT_FULL、FSEG_FULL三個鏈表上的Extent + 佔用的frag array page數量。

2. 根據hint page擷取對應的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，表示屬於一個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設定為free，表示尚未被佔用

· 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數大於其佔用的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。

· 從資料表空間分配hint page所在的Extent (fsp_alloc_free_extent)，將其從FSP_FREE鏈表上移除

· 設定該Extent的狀態為XDES_FSEG，寫入seg id，並加入到當前segment的FSEG_FREE鏈表中。

· 返回hint page

5. 當如下條件時：1) direction != FSP_NO_DIR，對於Btree分裂，要麼FSP_UP，要麼FSP_DOWN；2）已使用的空間小於已佔用空間的7/8； 3）當前segment已經使用了超過32個frag page

· 嘗試從segment擷取一個Extent(fseg_alloc_free_extent)，如果該segment的FSEG_FREE鏈表為空白，則需要從資料表空間分配（fsp_alloc_free_extent）一個Extent，並加入到當前segment的FSEG_FREE鏈表上

· direction為FSP_DOWN時，返回該Extent最後一個page，為FSP_UP時，返回該Extent的第一個Page

6. xdes entry屬於當前segment且未被用滿，從其中取一個空閑page並返回

7. 如果該segment佔用的page數大於實用的page數，說明該segment還有閒置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鏈表上是否有完全閒置Extent。從其中取一個空閑Page並返回

8. 當前已經實用的Page數小於32個page時，則分配獨立的page（fsp_alloc_free_page）並加入到該inode的frag array page數組中，然後返回該block

9. 當上述情況都不滿足時，直接分配一個Extent(fseg_alloc_free_extent)，並從其中取一個page返回。

上述流程看起來比較複雜，但可以總結為：

1. 對於一個新的segment，總是優先填滿32個frag page數組，之後才會為其分配完整的Extent，可以利用片段頁，並避免小表佔用太多空間。

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。

上文提到兩處從資料表空間為segment分配資料頁，一個是分配單獨的資料頁，一個是分配整個Extent

資料表空間單獨資料頁的分配調用函數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，並加入到FSP_FREE_FRAG鏈表中；

3. 從獲得的Extent中找到描述為空白閑（XDES_FREE_BIT）的page。

4. 分配該page (fsp_alloc_from_free_frag)

· 設定page對應的bitmap的XDES_FREE_BIT為false，表示被佔用；

· 遞增頭page的FSP_FRAG_N_USED欄位；

· 如果該Extent被用滿了，就將其從FSP_FREE_FRAG移除，並加入到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只儲存未滿的Extent使用的page數量)；

· 對Page內容進行初始化(fsp_page_create)。

資料表空間Extent的分配函數fsp_alloc_free_extent:

1. 通常先通過頭page看FSP_FREE鏈表上是否有閒置Extent，如果沒有的話，則將新的Extent（例如上述step 1對檔案做擴充產生的新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，並返回對應的xdes entry(xdes_lst_get_descriptor)。

回收Page
資料頁的回收分為兩種，一種是整個Extent的回收，一種是片段頁的回收。在刪除索引頁或者drop索引時都會發生。

當某個資料頁上的資料被刪光時，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設定為FIL_NULL, 並返還給資料表空間(fsp_free_page):

· page在xdes entry中的狀態置為空白閑；

· 如果page所在Extent處於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所處於的Extent當前在該segment的FSEG_FULL鏈表上，則轉移到FSEG_NOT_FULL鏈表；

3. 設定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，並加入到資料表空間的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)

由於資料操作都需要記錄redo，為了避免產生非常大的redo log，leaf segment通過反覆調用函數fseg_free_step來釋放其佔用的資料頁：

1. 首先找到leaf segment對應的Inode entry（fseg_inode_try_get）；

2. 然後依次尋找inode entry中的FSEG_FULL、或者FSEG_NOT_FULL、或者FSEG_FREE鏈表，找到一個Extent，注意著裡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內位移量(xdes_lst_get_descriptor)；

3. 現在我們可以將這個Extent安全的釋放了(fseg_free_extent，見後文)；

4. 當反覆調用fseg_free_step將所有的Extent都釋放後，segment還會最多佔用32個片段頁，也需要依次釋放掉(fseg_free_page_low)

5. 最後，當該inode所佔用的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，則由於我們即將釋放一個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，並刪除該page。

non-leaf segment的回收和leaf segment的回收基本類似，但要注意btree的根節點儲存在該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在完成上述步驟後再釋放，此時才能徹底釋放non-leaf segment 索引頁

ibd檔案中真正構建起使用者資料的結構是BTREE，在你建立一個表時，已經基於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資料（加上事務id列及復原段指標列）；如果你在表上建立了二級索引，其葉子節點儲存了索引值加上叢集索引索引值。本小節我們探討下組成索引的實體儲存體頁結構，這裡預設討論的是非壓縮頁，我們在下一小節介紹壓縮頁的內容。

每個btree使用兩個Segment來管理資料頁，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資訊。

當我們需要開啟一張表時，需要從ibdata的資料詞典表中load中繼資料資訊，其中SYS_INDEXES系統資料表中記錄了表，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，就可以對整個使用者資料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資料頁都有38個位元組來描述頭資訊（FIL_PAGE_DATA, or PAGE_HEADER），包含如下資訊：

Index Header
緊隨FIL_PAGE_DATA之後的是索引資訊，這部分資訊是索引頁專屬的。

Segment Info
隨後20個位元組描述段資訊，僅在Btree的root Page中被設定，其他Page都是未使用的。

10個位元組的inode資訊包括：

通過上述資訊，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
之後是兩個系統記錄，分別用於描述該page上的極小值和極大值，這裡存在兩種儲存方式，分別對應舊的InnoDB檔案系統，及新的檔案系統（compact page）

Compact的系統記錄儲存方式為：

兩種格式的主要差異在於不同行儲存模式下，單個記錄的描述資訊不同。在實際建立page時，系統記錄的值已經初始化好了，對於老的格式(REDUNDANT)，對應代碼裡的infimum_supremum_redundant，對於新的格式(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上最小的使用者記錄前節點總是指向infimum，page上最大的記錄後節點總是指向supremum記錄。

具體參考索引頁建立函數：page_create_low

使用者記錄
在系統記錄之後就是真正的使用者記錄了，heap no 從2（PAGE_HEAP_NO_USER_LOW）開始算起。注意Heap no僅代表實體儲存體順序，不代表索引值順序。

根據不同的類型，使用者記錄可以是非葉子節點的Node指標資訊，也可以是只包含有效資料的葉子節點記錄。而不同的行格式儲存的行記錄也不同，例如在早期版本中使用的redundant格式會被現在的compact格式使用更多的位元組數來描述記錄，例如描述記錄的一些列資訊，在使用compact格式時，可以改為直接從資料詞典擷取。因為redundant屬於漸漸被拋棄的格式，本文的討論中我們預設使用Compact格式。在檔案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（參閱檔案include/rem0rec.ic）

在記錄頭資訊之後的資料視具體情況有所不同：

· 對於叢集索引記錄，資料包含了事務id，復原段指標；

· 對於二級索引記錄，資料包含了二級索引索引值以及叢集索引索引值。如果二級索引鍵和叢集索引有重合，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);

· 對於非葉子節點頁的記錄，叢集索引上包含了其子節點的最小記錄索引值及對應的page no；二級索引上有所不同，除了二級索引索引值外，還包含了叢集索引索引值，再加上page no三部分構成。

Free space
這裡指的是一塊完整的未被使用的空間，範圍在頁內最後一個使用者記錄和Page directory之間。通常如果空間足夠時，直接從這裡分配記錄空間。當判定空閑空間不足時，會做一次Page內的重整理，以對片段空間進行合并。

Page directory
為了加快頁內的資料尋找，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）的使用者記錄，就分配一個slot （每個slot佔用2個位元組，PAGE_DIR_SLOT_SIZE），儲存記錄的頁內位移量，可以理解為在頁內構建的一個很小的索引(sparse index)來輔助二分尋找。

Page Directory的slot分配是從Page末尾（倒數第八個位元組開始）開始逆序分配的。在查詢記錄時。先根據page directory 確定記錄所在的範圍，然後在據此進行線性查詢。

增加slot的函數參閱 page_dir_add_slot

頁內記錄二分尋找的函數參閱 page_cur_search_with_match_bytes

FIL Trailer
在每個檔案頁的末尾保留了8個位元組（FIL_PAGE_DATA_END or FIL_PAGE_END_LSN_OLD_CHKSUM），其中4個位元組用於儲存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新加的一種資料壓縮方式，其原理是利用核心Punch hole特性，對於一個16kb的資料頁，在寫檔案之前，除了Page頭之外，其他部分進行壓縮，壓縮後留白的地方使用punch hole進行 “打洞”，在磁碟上表現為不佔用空間 （但會產生大量的磁碟片段）。 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。

對於這種壓縮方式引入了新的類型FIL_PAGE_COMPRESSED，在儲存格式上略有不同，主要表現在從FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN開始的8個位元組被用作記錄壓縮資訊：

打洞後的page其實際儲存空間需要是磁碟的block size的整數倍。

這裡我們不展開闡述，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/） 傳統壓縮儲存格式

當你建立或修改表，指定row_format=compressed key_block_size=1|2|4|8 時，建立的ibd檔案將以對應的block size進行劃分。例如key_block_size設定為4時，對應block size為4kb。

壓縮頁的格式可以描述如下表所示：

在記憶體中通常存在壓縮頁和解壓頁兩份資料。當對資料進行修改時，通常先修改解壓頁，再將DML操作以一種特殊日誌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 系統資料頁

這裡我們將所有非獨立的資料頁統稱為系統資料頁，主要儲存在ibdata中，如所示：

InnoDB 系統資料頁

ibdata的三個page和普通的使用者資料表空間一樣，都是用於維護和管理檔案頁。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，主要用於對ibuf btree的Page管理。

FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO
用於儲存change buffer的根page，change buffer目前儲存於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的資料頁進行管理。

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，位移量在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欄位。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欄位，以維護IBUF FREE LIST的前後檔案頁節點（PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST_NODE）。

由於root page中的segment欄位已經被重用，因此額外的開闢了一個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，指向屬於ibuf btree的inode entry。

關於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重要的事務系統資訊，主要包括：

 

在5.7版本中，復原段既可以在ibdata中，也可以在獨立undo資料表空間，或者ibtmp暫存資料表空間中，一個可能的分布如所示（摘自我之前的這篇文章[http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/]）。

 

InnoDB Undo 復原段結構

由於是在系統剛啟動時初始化事務系統，因此第0號復原段頭頁總是在ibdata的第7個page中。

事務系統建立參閱函數 trx_sysf_create

InnoDB最多可以建立128個復原段，每個復原段需要單獨的Page來維護其擁有的undo slot，Page類型為FIL_PAGE_TYPE_SYS。描述如下：

復原段頭頁的建立參閱函數 trx_rseg_header_create

實際儲存undo記錄的Page類型為FIL_PAGE_UNDO_LOG，undo header結構如下

undo頁內結構及其與復原段頭頁的關係參閱：

InnoDB Undo 頁內結構

關於具體的Undo log如何儲存，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 漫遊(http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/)

FSP_DICT_HDR_PAGE_NO
ibdata的第8個page，用來儲存資料詞典表的資訊 （只有拿到資料詞典表，才能根據其中儲存的表資訊，進一步找到其對應的資料表空間，以及表的叢集索引所在的page no）

Dict_Hdr Page的結構如下表所示：

dict_hdr頁的建立參閱函數 dict_hdr_create

double write buffer
InnoDB使用double write buffer來防止資料頁的部分寫問題，在寫一個資料頁之前，總是先寫double write buffer，再寫資料檔案。當崩潰恢複時，如果資料檔案中page損壞，會嘗試從dblwr中恢複。

double write buffer儲存在ibdata中，你可以從事務系統頁(ibdata的第6個page)擷取dblwr所在的位置。總共128個page，劃分為兩個block。由於dblwr在安裝執行個體時已經初始化好了，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用於batch flush時的髒頁回寫，另外8個page用於SINGLE PAGE FLUSH時的髒頁回寫。 外部儲存頁

對於大欄位，在滿足一定條件時InnoDB使用外部頁進行儲存。外部儲存頁有三種類型：

1. FIL_PAGE_TYPE_BLOB：表示非壓縮的外部儲存頁，結構如所示：

2. FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB：壓縮的外部儲存頁，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鏈隨後的page；
結構如所示：

而在記錄內只儲存了20個位元組的指標以指向外部儲存頁，指標描述如下：

外部頁的寫入參閱函數 btr_store_big_rec_extern_fields MySQL5.7新資料頁：加密頁及R-TREE頁

MySQL 5.7版本引入了新的資料頁以支援資料表空間加密及對空間資料類型建立R-TREE索引。本文對這種資料頁不做深入討論，僅僅簡單描述下，後面我們會單獨開兩篇文章分別進行介紹。

資料加密頁
從MySQL5.7.11開始InnoDB支援對單表進行加密，因此引入了新的Page類型來支援這一特性，主要加了三種Page類型：

· FIL_PAGE_ENCRYPTED：加密的普通資料頁

· FIL_PAGE_COMPRESSED_AND_ENCRYPTED：資料頁為壓縮頁(transparent page compression) 並且被加密（先壓縮，再加密）

· FIL_PAGE_ENCRYPTED_RTREE：GIS索引R-TREE的資料頁並被加密

對於加密頁，除了資料部分被替換成加密資料外，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，在寫入檔案前加密(os_file_encrypt_page --> Encryption::encrypt)，在讀出檔案時解密資料(os_file_io_complete --> Encryption::decrypt)

秘鑰資訊儲存在ibd檔案的第一個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儲存的秘鑰資訊(fsp_header_rotate_encryption)

預設安裝時，一個新的外掛程式keyring_file被安裝並且預設Active，在安裝目錄下，會產生一個新的檔案來儲存秘鑰，位置在$MYSQL_INSTALL_DIR/keyring/keyring，你可以通過參數keyring_file_data來指定秘鑰的存放位置和檔案命名。 當你安裝多執行個體時，需要為不同的執行個體指定keyring檔案。

開啟表加密的文法很簡單，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。

關於InnoDB資料表空間加密特性，參閱該commit及官方文檔。

R-TREE索引頁
在MySQL 5.7中引入了新的索引類型R-TREE來描述空間資料類型的多維資料結構，這類索引的資料頁類型為FIL_PAGE_RTREE。

R-TREE的相關設計參閱官方WL#6968， WL#6609, WL#6745 暫存資料表空間ibtmp

MySQL5.7引入了暫存資料表專用的資料表空間，預設命名為ibtmp1，建立的非壓縮暫存資料表都儲存在該資料表空間中。系統重啟後，ibtmp1會被重新初始化到預設12MB。你可以通過設定參數innodb_temp_data_file_path來修改ibtmp1的預設初始大小，以及是否允許autoExtent。預設值為 “ibtmp1:12M:autoExtent”。

除了使用者定義的非壓縮暫存資料表外，第1~32個暫存資料表專用的復原段也存放在該檔案中（0號復原段總是存放在ibdata中）(trx_sys_create_noredo_rsegs)， 記錄檔ib_logfile

關於記錄檔的格式，網上已經有很多的討論，在之前的系列文章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演算法的改變，目前的版本的MySQL5.7可以通過參數innodb_log_checksums來開啟或關閉redo checksum，但目前唯一支援的checksum演算法是CRC32。而在之前老版本中只支援效率較低的InnoDB本身的checksum演算法。

第二個改變是為Redo log引入了版本資訊(WL#8845)，儲存在ib_logfile的頭部，從檔案頭開始，描述如下

每次切換到下一個iblogfile時，都會更新該檔案頭資訊(log_group_file_header_flush)

新的版本支援相容老版本（recv_find_max_checkpoint_0），但升級到新版本後，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，並清理掉iblogfile）。

MySQL ·InnoDB 檔案系統之檔案物理結構