不同类型的页简介

页是InnoDB管理存储空间的基本单位,一个页的大小一般是16KB。InnoDB涉及了多种不同类型的页。

数据页接口

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总共是16KB
一个InnoDB 数据页的存储空间大致被划分成了7 个部分,7个部分都存储的内容:

名称中文名占用空间(字节)简单描述
File Header文件头38页的通用信息
Page Header页面头56数据页专有的信息
Infimum + Supremum最大、最小记录26两个虚拟的行记录
User Records用户记录不确定实际存储的行记录内容
Free Space空闲空间不确定页中尚未使用的空间
Page Directory页面目录不确定页中的某些记录的相对位置
File Trailer文件尾8校验页是否完整

记录在页中的存储

在页的7个组成部分中,自己存储的记录会按照指定的行格式存储到User Records 部分。最开始生成页的时候,并没有User Records部分,每插入一条记录,都会从Free Space部分,即尚未使用的存储空间中申请一个记录大小的空间划分到User Records部分。当Free Space部分的全部空间被User Records部分替代之后,意味这个页用完了,再插入新的记录就需要申请新的页了。

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记录头信息

先创建一个表page_demo,使用ASCII字符集与Compact行格式:

CREATE TABLE page_demo(
    c1 INT,
    c2 INT,
    c3 VARCHAR(10000),
    PRIMARY KEY (c1)
) CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;

这个表中记录的行格式示意图就是这样的:
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Compact行格式,记录头信息的各个属性的含义:

名称大小(位)描述
预留位11没有使用
预留位21没有使用
delete_flag1标记该记录是否被删除
min_rec_flag1B+树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记
n_owned4表示当前记录拥有的记录数
heap_no13表示当前记录在记录堆的位置信息
record_type3表示当前记录的类型, 0 表示普通记录, 1 表示B+树非叶子节点记录, 2 表示最小记录, 3表示最大记录
next_record16表示下一条记录的相对位置

为了便于理解,只在page_demo 表的行格式演示图中画出有关的头信息属性以及c1 、c2 、c3 列的信息,只看记录头部分,简化后的行格式示意图:
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向表中插入4条数据:

INSERT INTO page_demo VALUES(1, 100, 'aaaa'), (2, 200, 'bbbb'), (3, 300, 'cccc'),(4, 400, 'dddd');

把记录中头信息和实际的列数据都用十进制表示出来(其实是一堆二进制位),这些记录的示意图:

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各条记录在User Records 中存储的时候并没有空隙,这里只是为了观看方便才把每条记录单独画在一行中。现在分析下记录头信息中每个属性的含义:

delete_mask

这个属性标记着当前记录是否被删除,占用1个二进制位,值为0 的时候代表记录并没有被删除,为1 的时候代表记录被删除掉了。

需要注意,被删除的记录其实还在磁盘里。这些被删除的记录不立即从磁盘上移除,因为移除它们之后把其他的记录在磁盘上重新排列需要性能消耗,所以只是打一个删除标记而已。所有被删除掉的记录都会组成一个所谓的 垃圾链表 ,在这个链表中的记录占用的空间称之为所谓的 可重用空间 ,之后如果有新记录插入到表中的话,可能把这些被删除的记录占用的存储空间覆盖掉。

将这个delete_mask位设置为1和将被删除的记录加入到垃圾链表中其实是两个阶段,后面undo日志时候会讲

min_rec_mask

B+树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记。后面索引的时候讲

n_owned

heap_no

在数据页的User Records中插入的记录是一条一条紧凑的排列的,这种紧凑排列的结构又被称为 。为了便于管理这个堆,把记录在堆中的相对位置给定一个编号——heap_no。所以heap_no这个属性表示当前记录在本页中的位置。

在例子中,插入的4条记录在本页中的位置分别是: 2 、3 、4 、5。为什么没有0和1呢?

是因为每个页里面加了两个记录,这两个记录并不是我们自己插入的,所以有时候也称为伪记录或者 虚拟记录 。这两个伪记录一个代表最小记录 Infimum,一个代表最大记录 Supremum,对应的heap_no分别为0和1。

记录可以比较大小,对于一条完整的记录来说,比较记录的大小就是比较主键的大小。

不管我们向页中插入了多少记录,InnoDB 规定任何用户记录都要比最小记录大,比最大记录小。这两条记录的构造,都是由5字节大小的记录头信息和8字节大小的固定部分组成的,如图:image.png

最大最小记录不是自己定义的记录,所以它们并不存放在页的User Records 部分,而是被单独放在一个称为Infimum + Supremum 的部分,如图所示:
image.png
从图中可以看出来,最小记录和最大记录的heap_no 值分别是0 和1 ,也就是说它们的位置也在Uesr Records前面。

堆中记录的heap_no值在分配之后就不会发生改动了,即使之后删除了堆中的某条记录,这条被删除记录的heap_no值也仍然保持不变

record_type

这个属性表示当前记录的类型,一共有4种类型的记录, 0 表示普通用户记录, 1 表示B+树非叶节点记录, 2 表示最小记录, 3 表示最大记录。

next_record

这个属性非常重要!!它 表示从当前记录的真实数据到下一条记录的真实数据的地址偏移量 ,可以理解为指向下一条记录地址的指针。值为正数说明下一条记录在当前记录后面,为负数说明下一条记录在当前记录的前面。比方说第1条记录的next_record 值为32 ,意味着从第1条记录的真实数据的地址处向后找32 个字节便是下一条记录的真实数据。这里的 下一条记录指得并不是按照我们插入顺序的下一条记录,而是按照主键值由小到大的顺序的下一条记录image.png

从图中可以看出来,我们的记录按照主键从小到大的顺序形成了一个单链表。最大记录的next_record 的值为0 ,这也就是说最大记录是没有下一条记录了,它是这个单链表中的最后一个节点。

如果从中删除掉一条记录,这个链表也是会跟着变化的,比如我们把第2条记录删掉:

DELETE FROM page_demo WHERE c1 = 2;

删掉第2条记录后的示意图就是:
image.png
从图中可以看出来,删除第2条记录前后主要发生的变化:

  • 被删记录没有从存储空间中移除,而是把该记录的delete_mask 设置为1 ,next_record 变为0;
  • 被删记录的前一条记录的next_record 指向后一条记录:第1条记录的next_record 指向了第3条记录;
  • 最大记录的n_owned 值减1。

所以,不论我们怎么对页中的记录做增删改操作,InnoDB始终会维护一条记录的单链表,链表中的各个节点是按照主键值由小到大的顺序连接起来的。并规定 Infimum记录(也就是最小记录) 的下一条记录就是本页中主键值最小的用户记录,而本页中主键值最大的用户记录的下一条记录就是 Supremum记录(也就是最大记录)。

而当我们再次插入第二条记录的时候 不会申请新的空间,而是直接连接被删的记录的next_record。

Page Directory(页目录)

记录在页中按照主键值由小到大顺序串联成一个单链表,那如果我们想根据主键值查找页中的某条记录该咋办呢?比如说这样的查询语句:

SELECT * FROM page_demo WHERE c1 = 3;

可以采用遍历链表的方式,从Infimum 记录(最小记录)开始,向后查找,因为是按照主键值从小到大存放的,当找到或找到大于查找的主键值的时候,就结束了。但这种方法效率太低了。

为了解决直接遍历查询缓慢的问题,设计了类似于课本目录的 页目录

  • 记录分组 :将所有正常的记录(包括最大和最小记录,不包括标记为已删除的记录)划分为几个组。
  • 组内最大记录的n_owned 属性记录记录条数 :每个组的最后一条记录(也就是组内最大的那条记录)的头信息中的n_owned 属性表示该记录拥有多少条记录,也就是该组内共有几条记录。
  • 根据最大最小记录的地址偏移量构造页目录 :将每个组的最后一条记录的地址偏移量单独提取出来按顺序存储到靠近页的尾部的地方,这个地方就是所谓的Page Directory ,也就是页目录(此时应该返回头看看页面各个部分的图)。页面目录中的这些地址偏移量被称为槽(英文名: Slot ),所以这个页面目录就是由槽组的。每个槽占用2字节。页目录就是多个槽组成的。
一个正常的页面也就是16KB大小,16384字节,而2字节可以表示的地址偏移量的范围是0~65535,所以用2字节表示一个槽足够。

image.png
从上图来看,需要注意:

页目录里面有两个槽,说明分为了两个组,分别是最小记录为一组,四条用户记录与最大记录为一组。所以最小记录的n_owned 属性为1,最大记录的n_owned 属性为5。

99 和112 这样的地址偏移量很不直观,我们用箭头指向的方式替代数字,这样更易于我们理解,所以修改后的示意图就是这样:

image.png

为了更加直观好看,画为这样子:

image.png
对于分组规定的规则:

  • 对于最小记录所在的分组只能有 1 条记录,最大记录所在的分组拥有的记录条数只能在 1~8 条之间,剩下的分组中记录的条数范围只能在是 4~8 条之间。
  • 初始情况下一个数据页里只有最小记录和最大记录两条记录,它们分属于两个分组。
  • 之后每插入一条记录,都会从页目录中找到主键值比本记录的主键值大并且差值最小的槽,然后把该槽中对应的最大记录的n_owned 值加1,表示本组内又添加了一条记录,直到该组中的记录数等于8个。
  • 在一个组中的记录数等于8个后再插入一条记录时,会将组中的记录拆分成两个组,一个组中4条记录,另一个5条记录。这个过程会在页目录中新增一个槽来记录这个新增分组中最大的那条记录的偏移量。

往表里继续插入数据,

INSERT INTO page_demo VALUES(5, 500, 'eeee'), (6, 600, 'ffff'), (7, 700, 'gggg'),(8, 800, 'hhhh'), (9, 900, 'iiii'), (10, 1000, 'jjjj'), (11, 1100, 'kkkk'), (12, 1200, 'llll'), (13, 1300, 'mmmm'), (14, 1400, 'nnnn'), (15, 1500, 'oooo'), (16, 1600, 'pppp');

注意看,最小记录始终是在用户最小记录之前,最大记录始终是在用户最大记录之后。
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可以看到,每个槽点都记录了每组中最大记录的地址偏移量。

当我们需要在一个数据页中查找指定主键值的记录的过程分为两步:

  • 通过二分法确定该记录所在的槽,并找到该槽中主键值最小的那条记录。
  • 通过记录的next_record 属性遍历该槽所在的组中的各个记录。

Page Header(页面头部)

为了能得到 一个数据页中存储的记录的状态信息 ,比如本页中已经存储了多少条记录,第一条记录的地址是什么,页目录中存储了多少个槽等等,特意在页中定义了一个叫Page Header 的部分,它是页结构的第二部分,这个部分占用固定的56 个字节,专门存储各种状态信息,具体各个字节都是干嘛的看下表:

名称占用空间(字节)描述
PAGE_N_DIR_SLOTS2在页目录中的槽数量
PAGE_HEAP_TOP2还未使用的空间最小地址,也就是说从该地址之后就是Free Space
PAGE_BTR_SEG_TOP10本页中的记录的数量(包括最小和最大记录以及标记为删除的记录)
PAGE_N_HEAP2第一个已经标记为删除的记录地址(各个已删除的记录通过next_record 也会组成一个单链表,单链表中的记录可以被重新利用)
PAGE_FREE2已删除记录占用的字节数
PAGE_GARBAGE2最后插入记录的位置
PAGE_LAST_INSERT2记录插入的方向
PAGE_DIRECTION2一个方向连续插入的记录数量
PAGE_N_DIRECTION2该页中记录的数量(不包括最小和最大记录以及被标记为删除的记录)
PAGE_N_RECS2修改当前页的最大事务ID,该值仅在二级索引中定义
PAGE_MAX_TRX_ID8当前页在B+树中所处的层级
PAGE_LEVEL2索引ID,表示当前页属于哪个索引
PAGE_INDEX_ID8B+树叶子段的头部信息,仅在B+树的Root页定义
PAGE_BTR_SEG_LEAF10B+树非叶子段的头部信息,仅在B+树的Root页定义
  • PAGE_DIRECTION

假如新插入的一条记录的主键值比上一条记录的主键值大,我们说这条记录的插入方向是右边,反之则是左边。用来表示最后一条记录插入方向的状态就是PAGE_DIRECTION 。

  • PAGE_N_DIRECTION

假设连续几次插入新记录的方向都是一致的, InnoDB 会把沿着同一个方向插入记录的条数记下来,这个条数就用PAGE_N_DIRECTION 这个状态表示。当然,如果最后一条记录的插入方向改变了的话,这个状态的值会被清零重新统计。

File Header(文件头部)

Page Header 是专门针对数据页记录的各种状态信息,比方说页里头有多少个记录,有多少个槽等信息。

而File Header 是针对各种类型的页都通用,也就是说不同类型的页都会以File Header 作为第一个组成部分,它描述了一些针对各种页都通用的一些信息,比方说这个页的编号是多少,它的上一个页、下一个页是谁, 这个部分占用固定的38 个字节,是由下边这些内容组成的:

名称占用空间(字节)描述
FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM4页的校验和(checksum值)
FIL_PAGE_OFFSET4页号
FIL_PAGE_PREV4上一个页的页号
FIL_PAGE_NEXT4下一个页的页号
FIL_PAGE_LSN8页面被最后修改时对应的日志序列位置(英文名是:Log SequenceNumber)
FIL_PAGE_TYPE2该页的类型
FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN8仅在系统表空间的一个页中定义,代表文件至少被刷新到了对应的LSN值
FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID4页属于哪个表空间

看几个重要的部分:

  • FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM

这个代表当前页面的校验和(checksum)。校验和:就是对于一个很长很长的字节串来说,通过某种算法来计算一个比较短的值来代表这个很长的字节串,这个比较短的值就称为校验和。这样在比较两个很长的字节串之前先比较这两个长字节串的校验和,如果校验和都不一样两个长字节串肯定是不同的,所以省去了直接比较两个比较长的字节串的时间损耗。

  • FIL_PAGE_OFFSET

每一个页都有一个单独的页号,就跟你的身份证号码一样, InnoDB 通过页号来可以唯一定位一个页。

  • FIL_PAGE_TYPE

InnoDB 为了不同的目的而把页分为不同的类型,这篇文章介绍的其实都是存储记录的 数据页 ,也就是所谓的索引页。其实还有很多别的类型的页:日志页、溢出页等。

  • FIL_PAGE_PREV 和FIL_PAGE_NEXT

InnoDB 都是以页为单位存放数据的,存放某种类型的数据占用的空间非常大(比方说一张表中可以有成千上万条记录), InnoDB 可能不可以一次性为这么多数据分配一个非常大的存储空间,如果分散到多个不连续的页中存储的话需要把这些页关联起来, FIL_PAGE_PREV 和FIL_PAGE_NEXT就分别代表本页的上一个和下一个页的页号。这样通过建立一个双向链表把许许多多的页就都串联起来了,而无需这些页在物理上真正连着。

需要注意的是,并不是所有类型的页都有上一个和下一个页的属性,不过本文中唠叨的数据页(也就是类型为FIL_PAGE_INDEX 的页)是有这两个属性的,所以索引的数据页其实是一个双链表。

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File Trailer(文件尾部)

InnoDB 存储引擎会把数据存储到磁盘上,但是磁盘速度太慢,需要以页为单位把数据加载到内存中处理,如果该页中的数据在内存中被修改了,那么在修改后的某个时间需要把数据同步到磁盘中。但是在同步了一半的时候中断电了咋办,这不是莫名尴尬么?为了检测一个页是否完整(也就是在同步的时候有没有发生只同步一半的尴尬情况),在每个页的尾部都加了一个File Trailer 部分,这个部分由8 个字节组成,可以分成2个小部分:

  • 前4个字节代表页的校验和

这个部分是和File Header 中的校验和相对应的。每当一个页面在内存中修改了,在同步之前就要把它的校验和算出来,因为File Header 在页面的前边,所以校验和会被首先同步到磁盘,当完全写完时,校验和也会被写到页的尾部,如果完全同步成功,则页的首部和尾部的校验和应该是一致的。如果写了一半儿断电了,那么在File Header 中的校验和就代表着已经修改过的页,而在File Trialer 中的校验和代表着原先的页,二者不同则意味着同步中间出了错。

  • 后4个字节代表页面被最后修改时对应的日志序列位置(LSN)

这个部分也是为了校验页的完整性的,只不过我们目前还没说LSN 是个什么意思,所以大家可以先不用管这个属性。这个File Trailer 与File Header 类似,都是所有类型的页通用的。

最后修改:2022 年 04 月 30 日
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