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MySQL 数据目录和 InnoDB 表空间补充知识：详细结构

news 2025/8/29 6:35:45

1. 数据目录

在Ubuntu下，MySQL的数据目录为/var/lib/mysql

1.1 数据库在文件系统中的表示

（1）创建数据库时，会在数据目录下创建一个与数据库名同名的子目录。（除了information_schema这个系统数据外）

（2）db.opt文件存储数据库的一些属性

MySQL 8.0 之后不再提供

1.2 表在文件系统中的表示

（1）表结构定义。表名.frm文件

（2）表数据

1.2.1 InnoDB

（1）系统表空间。只有一份，默认为数据目录下的ibdata1文件

（2）独立表空间；表名.ibd文件。

MySQL 8.0将ibd文件和frm文件合并，只有一个ibd文件，并且不再提供db.opt文件，其中的字符集、比较规则信息也放在ibd文件中。
存储到系统表空间中的表转移到独立表空间
ALTER TABLE 表名 TABLESPACE innodb_system
存储在独立表空间中的表转移到系统表空间
ALTER TABLE 表名 TABLESPACE innodb_file_per_table

1.2.2 MyISAM

表名.MYD、表名.MYI分别表示表的数据文件和索引文件

2. InnoDB的表空间

2.1 页面通用部分

每个页都包含了File Header和File Trailer

（1）FIL_PAGE_OFFSET表空间下描述页号，4字节，因此一个表空间最多 64TB，即 (2^32)*16KB

（2）FIL_PAGE_PREV 和 FIL_PAGE_NEXT 上/下页的页号，主要是数据页（INDEX 类型）使用。

（3）FIL_PAGE_TYPE据此区分页的类型

2.2 独立表空间结构

表空间划分为一个一个的区（每个 1 MB），每 256 个区组成一个组。
图9-3
（1）第一个组最开始的 3 个页面的类型是固定的。

FSP_HDR：整个表空间中只有一个 FSP_HDR 类型的页面；登记表空间的一些整体属性和本组索引的区。

File Space Header		共 112 字节
Space ID	4	表空间 ID
Not Used	4	未使用，可忽略
Size	4	拥有的页面数
FREE Limit	4	尚未被初始化的最小页号，该字段表示页号之后的区都未被使用，且没有加入到 FREE 链表中
Space Flags	4	页面大小，是否为共享/临时表空间等属性
FRAG_N_USED	4	FREE_FRAG 链表中已使用的页面数量
List Base Node for FREE list	16	FREE 链表基节点
List Base Node for FREE_FRAG list	16	FREE_FRAG 链表基节点
List Base Node for FULL_FRAG list	16	FULL_FRAG 链表基节点
Next Unused Segment ID	8	当前表空间中下一个未使用的 Segment ID，递增
List Base Node for SEG_INODES_FULL list	16	SEG_INODES_FULL 链表基节点
List Base Node for SEG_INODES_FREE list	16	SEG_INODES_FREE 链表基节点

INODE：存储 INODE Entry 数据结构

每个段对应的 INODE Entry 结构会存储到 INODE 页中。段特别多的情况下。会有多个 INODE 页，会组成链表。

SEG_INODES_FULL ：在该链表中的 INODE 页没有空闲空间
SEG_INODES_FREE ：有空闲空间
图9-11
如果新建一个段时，SEG_INODES_FREE 链表为空，需要从表空间的 FREE_FRAG链表申请一个页面，并把页面的类型修改为 INODE。

（2）其余各组最开始的 2 个页面的类型是固定的。

XDES：登记本组 256 个区的属性。

2.2.1 段

一些零散页面以及一些完整区的集合

（1）为什么使用区？

一个区是连续的 64 页。在表中数据量很大时，为某个索引分配空间按照区为单位，这样就尽量让页面链表中相邻的页的物理位置也相邻。

（2）对 B+ 树的叶子节点和非叶子节点进行了区分。会生成一个叶子节点段和一个非叶子节点段（一个索引会生成两个段），段是以区为单位申请存储空间的

（3）以区为单位申请空间，对小表会造成浪费存储空间；提出了碎片区

碎片区只需于表空间，不属于任何段。

碎片区中的页可以用于不同的目的，可以属于不同段。

在刚开始向表中插入数据时，段是从碎片区的以页为单位分配存储空间的，当某个段已经占用了 32 个碎片区页面后，就会以区为单位来分配。（原先占用的碎片区的页面不会被复制到新申请的区中）

2.2.2 区

区可分为 4 种类型，这也是 4 种状态（State）

FREE；空闲的区
FREE_FRAG；有剩余空间页面的碎片区
FULL_FRAG；没有剩余空间页面的碎片区
FSEG；附属于某个段的区

前三种是独立的，直属于表空间

（1）为了方便管理区，设计每个区都对应一个 XDES Entry 的结构（40 字节）。

Segment ID （8 字节）；段的 ID，前提是分配给了某个段。
List Node （12 字节）；
指向前/后一个 XDES Entry 的指针（Page Number + Offset）；
State（4 字节）；
Page State Bitmap（16 字节）；每个区有 64 页，每页用 2 位表示，表明对应的页是否是空闲。

（2）之所以 XDES Entry 要组成链表，是因为可以把状态分别为 FREE、FREE_FRAG、FULL_FRAG 的区对应的 XDES Entry 结构连接成一个 FREE、FREE_FRAG、FULL_FRAG 链表。

段中数据较少时，首先查看表空间中是否有状态为 FREE_FRAG 的区，如果有，则从该区中取下一个零散页把数据插进去；否则到表空间中申请一个状态为 FREE 的区，把该区的状态变为 FREE_FRAG ，然后从该区中取出一个零散页把数据插入进去。

该区中没有空闲页面后，将其状态变成 FULL_FRAG。

（3）段中数据已经占满了 32 个零散的页后，申请完整的区。

根据段号来区分各个段，对每个段都建立 3 个链表

FREE 链表；所有页面都是空闲的区
NOT_FULL 链表；仍有空闲页面的区
FULL 链表；已经没有空闲页面的区

（4）链表基节点

每个链表对应一个 List Base Node 结构（16字节）

List Length；表明链表一共有多少个节点；
First Node Page；该链表的头结点在表空间中的位置；
Last Node Page；该链表的尾结点在表空间中的位置；

2.2.3 段的结构

为每个段定义一个 INODE Entry 结构。

Segment ID；对应的段的编号；
NOT_FULL_N_USED；在 NOT_FULL 链表中已经使用了多少个页面；
3 个 List Base Node；分别为 FREE、NOT_FULL 、FULL 链表基节点
Magic Number
Fragment Array Entry；共有 32 个，每个 Fragment Array Entry 结构对应一个零散的页面，这个结构一共 4 字节，表示一个零散页面的页号。

2.2.4 Segment Header

（1）索引会对应两个段，如何知道某个索引和某个段之间的对应关系？

在数据页的 Page Header 中，属性 PAGE_BTR_SEG_LEAF 和 PAGE_BTR_SEG_TOP 仅在 B+ 树的根页中定义，分别记录了叶子/非叶节点段的头部信息（Segment Header，其中包含表空间ID，页面号，偏移量）；

2.3 系统表空间

整个 MySQL 进程只有一个系统表空间，其表空间 ID 为 0。

图9-13

页号	页面类型	描述
3	SYS	存储 Change Buffer 的头部信息
4	INDEX	存储 Change Buffer 的根页面
5	TRX_SYS	事务相关信息
6	SYS	第一个回滚段信息
7	SYS	数据字典头部信息

extent 1 和 extent 2 这两个区，是作为 Doublewrite Buffer；

2.3.1 数据字典

由系统表来记录一些元数据（某个表中有多少列，该表有哪些索引等信息）。这些系统表被称为数据字典，都是以 B+ 树的形式保存在系统表空间的某些页面中。

以下四个为基本系统表
（1）SYS_TABLES；整个 InnoDB 存储引擎中所有表的信息

列名	描述
NAME	表名
ID（TABLE_ID）	表的 ID（每个表具有唯一的 ID）
N_COLS	表中列的个数
TYPE	类型，记录文件格式、行格式、压缩等信息
MIX_ID	忽略
MIX_LEN	额外属性
CLUSTER_ID	忽略
SPACE	所属表空间的 ID

以 NAME 列为主键的聚簇索引；
以 ID 列建立的二级索引；

（2）SYS_COLUMNS；所有列的信息。

列名	描述
TABLE_ID	该列所属表的 ID
POS	表明是第几列
NAME	列名
MTYPE	列的数据类型（INT、CHAR等）
PRTYPE	精确数据类型，修饰主数据类型的，例如是否允许 NULL 等
LEN	该列最多占用的字节数
PREC	精度，默认为 0

以（TABLE_ID ，POS）列为主键的聚簇索引

（3）SYS_INDEXES；所有索引的信息。

列名	描述
TABLE_ID	该索引所属表的 ID
ID（INDEX_ID）	索引 ID
NAME	索引名
N_FIELDS	索引包含几列
TYPE	索引类型，例如聚簇索引、唯一二级索引、更改缓冲区的索引、全文索引、普通二级索引
SPACE	索引根页面所在的表空间 ID
PAGE_NO	索引根页面所在的页面号
MERGE_THRESHOLD	指明 B+ 树发生合并时的比例（页面满发生分裂，数据太少发生合并）

以（TABLE_ID ，ID）列为主键的聚簇索引

（4）SYS_FIELDS；索引对应列的信息。

列名	描述
INDEX_ID	该列所属索引的 ID
POS	该列在索引列中是第几列
COL_NAME	对应列的名称

以（INDEX_ID，POS）列为主键的聚簇索引

（5）由页号为 7 的页面，记录了 Data Dictionary Header。记录上述 4 个表的聚簇索引和二级索引对应的 B+ 树根页面的位置。

图9-14
Max Row ID：隐藏主键的 ID 号，自增并且是全局共享的，即拥有 row_id 列的不同表之间的这个值也都是不同的。
Max Table ID：自增的表 ID 值。
之后记录了这些索引根页面的页号，对应上述 4 个表中的索引。

把数据字典信息当成一个段来分配存储空间，该段只有一个碎片页，即页号为 7 的页。

（6）information_schema 系统数据表

在存储引擎启动时读取这些 SYS 开头的系统表，然后填充到以 INNODB_SYS 开头的表中。

参考书籍

《MySQL 是怎样运行的》