五、Innodb的表空间

    前面介绍过B+树索引，也知道通过B+树能快速的定位用户记录。那么我们就一定能快速的获取数据了吗？其实不然，Innodb查询数据分为两步：①定位记录的位置 ②读取记录。这两步B+树只能加快步骤①，步骤②它无能为力。

    试想快递员收发信件，今天要收3号楼每一户共计30户的信件。他有两个方案收取信件：方案①按顺序从第1户一直收到第30户户 方案②随机。那么现实情况下哪种方案更省时省力呢？

    这跟Innodb读取数据时面临的问题一样，读取1万行记录，顺序着读出来成为顺序IO，随意读成为随机IO。显然顺序io的性能远比随意io强大，所以我们希望通过索引定位到的记录能是顺序保存在文件中的。那么Innodb如何保证数据是顺序存放的呢？

    Innodb保存数据的地方成为表空间，对应着真实的数据库文件。表空间又分为系统表空间和独立表空间，系统表空间对应在mysql/data下的ibdata1文件，此文件初始大小为12M，可以自动扩展。独立表空间对应mysql/data下，Innodb以每个数据库为名建立对应的文件夹，数据库中的每张表都生成xx.frm与xx.idb文件。xx.frm保存表的结构定义信息,xx.idb保存用的记录并可以自动扩展。

    对于idb文件来说，可没有什么页的概念，它就是文件系统的一部分，只知道bit、Byte、MByte、GByte。那么问题来了，当我们新增数据的时候，文件系统可不会这么好心替你按照数据库、数据表、主键安排空间，它只知道空间已经用了300B，下次新增的数据将占用第301B的位置，至于这是啥数据，跟谁有关系它可不管。换句话说，你现在新增一条数据占用了磁盘第301B的位置，新增下一条数据时占用磁盘的哪个位置就不一定了。就想我跟相亲的对象一起看电影，买了我的票之后，再买她的票时发现已经不是邻座了，这谁受得了哦。

1、Innodb的页

     既然受不了，Innodb当然要解决。既然磁盘系统给分配了idb文件，那就能在这个磁盘文件里搞搞事情，Innodb操作的最小单位是页，大小一般16KB，所以你可以理解idb文件被分成了很多页，相当于一个页的大容器。又因为不同的业务就产生了各种页，但通用的部分还是可以读懂的：

 

File Header包含页面的检验标志，上一页下一页、页号、页的类型等信息，之前咱们介绍过页的结构。

2、区

     Innodb直接操作页，但是一个idb文件可以基于文件系统不断增加，1MB空间就是64个页，1GB对应65536页了。持续增长的情况下就会有数不清的页要管理。这依然是个头大的问题，于是有了区extend的概念。一个区相当于64个页，也就是1M空间。又将每256区分为一组进行分组管理。

2.1、大概形式就是一个表空间的可扩展文件可以管理好多组，每组又管理了256个区，每区又管理着64页。

OK，基于以上的设计。Mysql的大牛为区设计了XDES Entry实体以便操作，这个结构对应着磁盘上一个独立的区，通过这个结构你可以知道相邻的区、属于哪个组，以及区的页面的使用情况。

2.2、新建一张表时，里面一条数据都没有，几页可能就完全能存储，难道也要分一个独立的区吗？考虑到更好的使用磁盘，大牛又把区进行了分类：

• 空间区：没表使用的区，新建数据库时，磁盘里都是这样的区
• 有剩余空间的碎片区：当需要一页或多页(小于32页)的空间时，从这种区中申请
• 没有空间可使用的碎片区：碎片区里的空间被使用完了，不能再被申请了
• 属于某个组织的区：专属于某个组织，别人不能用

大致分为四类：空闲区、碎片未满区、碎片已满区、专属区。基于使用逻辑，Mysql会构建三种链表来组织关系，分别为Free链表、Free_FRAG碎片未满链表、Full_FRAG碎片已满链表。专属区只服务于某个组织，其他区则服务于所有组织。

新表建立需要向碎片区申请页来使用，如果碎片区没有剩余空间，就会向空闲区申请一块空间作为新的碎片区进行分配。当同一种组织(比如索引或记录)使用的页大于32张时，就会直接申请一个空闲区作为自己的专属区，将碎片区的数据复制到专属区，剩余的空间用零值填充。

2.3、目前我们已将磁盘空间与逻辑对象关联；为了更快的查询，大牛又将记录与索引存放在不同的区里，于是又设计出INODE Entry结构，成为段，一张新表会建立两个段，成为数据段与索引段。

     段的结构一开始也是从碎片区申请页来使用，当页的数量占满32个时就申请整个区来使用。最后段这一结构也就是一些碎片区的页和一些专属区的集合。同样，段越来越大时，也会带来管理上的麻烦。于是INODE Entry结构里保存了属于段的Free链表、NOT_Full链表、Full链表，通过INODE Entry结构能区别段的身份、段里的内存使用情况等。

     一张新表对应着两个段(其实每个索引都对应两个段)，每个段对应三条属于段的链表，段还要负责维护区的三条链表。一共要维护9条链表。每个链表固定位置还会存在一个链表基结点，基结点会保存当前链表的长度，头节点或尾节点的指针

3、表空间文件对应多组，每组有256个区，每区有64页。在每组的第一个区中，前几个页面是做统计信息的。第一组第一个区的前几个页保存着本组所有区的使用情况、关联关系、统计信息；除此以外还有表空间的一些统计信息，比如隐藏row_id的递增值，事务trx_id的递增值等。其他组的第一个区前几个页保存的信息作用类似，只是不需要保存表空间的信息了。