MySQL ·InnoDB 文件系统之文件物理结构

Posted 2020-09-07 ChavinKing

从上层的角度来看，InnoDB层的文件，除了redo日志外，基本上具有相当统一的结构，都是固定block大小，普遍使用的btree结构来管理数据。只是针对不同的block的应用场景会分配不同的页类型。通常默认情况下，每个block的大小为 UNIV_PAGE_SIZE，在不做任何配置时值为16kb，你还可以选择在安装实例时指定一个块的block大小。对于压缩表，可以在建表时指定block size，但在内存中表现的解压页依旧为统一的页大小。

从物理文件的分类来看，有日志文件、主系统表空间文件ibdata、undo tablespace文件、临时表空间文件、用户表空间。

日志文件主要用于记录redo log，InnoDB采用循环使用的方式，你可以通过参数指定创建文件的个数和每个文件的大小。默认情况下，日志是以512字节的block单位写入。由于现代文件系统的block size通常设置到4k，InnoDB提供了一个选项，可以让用户将写入的redo日志填充到4KB，以避免read-modify-write的现象；而Percona Server则提供了另外一个选项，支持直接将redo日志的block size修改成指定的值。

ibdata是InnoDB最重要的系统表空间文件，它记录了InnoDB的核心信息，包括事务系统信息、元数据信息，记录InnoDB change buffer的btree，防止数据损坏的double write buffer等等关键信息。我们稍后会展开描述。

undo独立表空间是一个可选项，通常默认情况下，undo数据是存储在ibdata中的，但你也可以通过配置选项 innodb_undo_tablespaces 来将undo 回滚段分配到不同的文件中，目前开启undo tablespace 只能在install阶段进行。在主流版本进入5.7时代后，我们建议开启独立undo表空间，只有这样才能利用到5.7引入的新特效：online undo truncate。

mysql 5.7 新开辟了一个临时表空间，默认的磁盘文件命名为ibtmp1，所有非压缩的临时表都存储在该表空间中。由于临时表的本身属性，该文件在重启时会重新创建。对于云服务提供商而言，通过ibtmp文件，可以更好的控制临时文件产生的磁盘存储。

用户表空间，顾名思义，就是用于自己创建的表空间，通常分为两类，一类是一个表空间一个文件，另外一种则是5.7版本引入的所谓General Tablespace，在满足一定约束条件下，可以将多个表创建到同一个文件中。除此之外，InnoDB还定义了一些特殊用途的ibd文件，例如全文索引相关的表文件。而针对空间数据类型，也构建了不同的数据索引格式R-tree。

在关键的地方本文注明了代码函数，建议读者边参考代码边阅读本文，本文的代码部分基于MySQL 5.7.11版本，不同的版本函数名或逻辑可能会有所不同。请读者阅读本文时尽量选择该版本的代码。

文件管理页

InnoDB 的每个数据文件都归属于一个表空间，不同的表空间使用一个唯一标识的space id来标记。例如ibdata1, ibdata2… 归属系统表空间，拥有相同的space id。用户创建表产生的ibd文件，则认为是一个独立的tablespace，只包含一个文件。

每个文件按照固定的 page size 进行区分，默认情况下，非压缩表的page size为16Kb。而在文件内部又按照64个Page（总共1M）一个Extent的方式进行划分并管理。对于不同的page size，对应的Extent大小也不同，对应为：

尽管支持更大的Page Size，但目前还不支持大页场景下的数据压缩，原因是这涉及到修改压缩页中slot的固定size（其实实现起来也不复杂）。在不做声明的情况下，下文我们默认使用16KB的Page Size来阐述文件的物理结构。

为了管理整个Tablespace，除了索引页外，数据文件中还包含了多种管理页，如下图所示，一个用户表空间大约包含这些页来管理文件，下面会一一进行介绍。

InnoDB 管理页

文件链表

首先我们先介绍基于文件的一个基础结构，即文件链表。为了管理Page，Extent这些数据块，在文件中记录了许多的节点以维持具有某些特征的链表，例如在在文件头维护的inode page链表，空闲、用满以及碎片化的Extent链表等等。

在InnoDB里链表头称为FLST_BASE_NODE，大小为FLST_BASE_NODE_SIZE(16个字节)。BASE NODE维护了链表的头指针和末尾指针，每个节点称为FLST_NODE，大小为FLST_NODE_SIZE（12个字节）。相关结构描述如下：

FLST_BASE_NODE:

FLST_NODE:

如上所述，文件链表中使用6个字节来作为节点指针，指针的内容包括：

该链表结构是InnoDB表空间内管理所有page的基础结构，下图先感受下，具体的内容可以继续往下阅读。

InnoDB 表空间page管理

文件链表管理的相关代码参阅：include/fut0lst.ic, fut/fut0lst.cc

FSP_HDR PAGE

数据文件的第一个Page类型为FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR，在创建一个新的表空间时进行初始化(fsp_header_init)，该page同时用于跟踪随后的256个Extent(约256MB文件大小)的空间管理，所以每隔256MB就要创建一个类似的数据页，类型为FIL_PAGE_TYPE_XDES ，XDES Page除了文件头部外，其他都和FSP_HDR页具有相同的数据结构，可以称之为Extent描述页，每个Extent占用40个字节，一个XDES Page最多描述256个Extent。

FSP_HDR页的头部使用FSP_HEADER_SIZE个字节来记录文件的相关信息，具体的包括：

 

在文件头使用FLAG（对应上述FSP_SPACE_FLAGS）描述了创建表时的如下关键信息：

除了上述描述信息外，其他部分的数据结构和XDES PAGE（FIL_PAGE_TYPE_XDES）都是相同的，使用连续数组的方式，每个XDES PAGE最多存储256个XDES Entry，每个Entry占用40个字节，描述64个Page（即一个Extent）。格式如下：

XDES_STATE表示该Extent的四种不同状态：

通过XDES_STATE信息，我们只需要一个FLIST_NODE节点就可以维护每个Extent的信息，是处于全局表空间的链表上，还是某个btree segment的链表上。

IBUF BITMAP PAGE

第2个page类型为FIL_PAGE_IBUF_BITMAP，主要用于跟踪随后的每个page的change buffer信息，使用4个bit来描述每个page的change buffer信息。

由于bitmap page的空间有限，同样每隔256个Extent Page之后，也会在XDES PAGE之后创建一个ibuf bitmap page。

关于change buffer，这里我们不展开讨论，感兴趣的可以阅读之前的这篇月报：
MySQL · 引擎特性 · Innodb change buffer介绍（http://mysql.taobao.org/monthly/2015/07/01/）

INODE PAGE

数据文件的第3个page的类型为FIL_PAGE_INODE，用于管理数据文件中的segement，每个索引占用2个segment，分别用于管理叶子节点和非叶子节点。每个inode页可以存储FSP_SEG_INODES_PER_PAGE（默认为85）个记录。

每个Inode Entry的结构如下表所示：

文件维护

从上文我们可以看到，InnoDB通过Inode Entry来管理每个Segment占用的数据页，每个segment可以看做一个文件页维护单元。Inode Entry所在的inode page有可能存放满，因此又通过头Page维护了Inode Page链表。

在ibd的第一个Page中还维护了表空间内Extent的FREE、FREE_FRAG、FULL_FRAG三个Extent链表；而每个Inode Entry也维护了对应的FREE、NOT_FULL、FULL三个Extent链表。这些链表之间存在着转换关系，以高效的利用数据文件空间。

当创建一个新的索引时，实际上构建一个新的btree(btr_create)，先为非叶子节点Segment分配一个inode entry，再创建root page，并将该segment的位置记录到root page中，然后再分配leaf segment的Inode entry，并记录到root page中。

当删除某个索引后，该索引占用的空间需要能被重新利用起来。

创建Segment
首先每个Segment需要从ibd文件中预留一定的空间(fsp_reserve_free_extents)，通常是2个Extent。但如果是新创建的表空间，且当前的文件小于1个Extent时，则只分配2个Page。

当文件空间不足时，需要对文件进行扩展(fsp_try_extend_data_file)。文件的扩展遵循一定的规则：如果当前小于1个Extent，则扩展到1个Extent满；当表空间小于32MB时，每次扩展一个Extent；大于32MB时，每次扩展4个Extent（fsp_get_pages_to_extend_ibd）。

在预留空间后，读取文件头Page并加锁（fsp_get_space_header），然后开始为其分配Inode Entry(fsp_alloc_seg_inode)。首先需要找到一个合适的inode page。

我们知道Inode Page的空间有限，为了管理Inode Page，在文件头存储了两个Inode Page链表，一个链接已经用满的inode page，一个链接尚未用满的inode page。如果当前Inode Page的空间使用完了，就需要再分配一个inode page，并加入到FSP_SEG_INODES_FREE链表上(fsp_alloc_seg_inode_page)。对于独立表空间，通常一个inode page就足够了。

当拿到目标inode page后，从该Page中找到一个空闲（fsp_seg_inode_page_find_free）未使用的slot（空闲表示其不归属任何segment，即FSEG_ID置为0）。

一旦该inode page中的记录用满了，就从FSP_SEG_INODES_FREE链表上转移到FSP_SEG_INODES_FULL链表。

获得inode entry后，递增头page的FSP_SEG_ID，作为当前segment的seg id写入到inode entry中。随后进行一些列的初始化。

在完成inode entry的提取后，就将该inode entry所在inode page的位置及页内偏移量存储到其他某个page内（对于btree就是记录在根节点内，占用10个字节，包含space id, page no, offset）。

Btree的根节点实际上是在创建non-leaf segment时分配的，root page被分配到该segment的frag array的第一个数组元素中。

Segment分配入口函数： fseg_create_general

分配数据页
随着btree数据的增长，我们需要为btree的segment分配新的page。前面我们已经讲过，segment是一个独立的page管理单元，我们需要将从全局获得的数据空间纳入到segment的管理中。

Step 1：空间扩展

当判定插入索引的操作可能引起分裂时，会进行悲观插入(btr_cur_pessimistic_insert)，在做实际的分裂操作之前，会先对文件进行扩展，并尝试预留(tree_height / 16 + 3)个Extent，大多数情况下都是3个Extent。

这里有个意外场景：如果当前文件还不超过一个Extent，并且请求的page数小于1/2个Extent时，则如果指定page数，保证有2个可用的空闲Page，或者分配指定的page，而不是以Extent为单位进行分配。

注意这里只是保证有足够的文件空间，避免在btree操作时进行文件Extent。如果在这一步扩展了ibd文件(fsp_try_extend_data_file)，新的数据页并未初始化，也未加入到任何的链表中。

在判定是否有足够的空闲Extent时，本身ibd预留的空闲空间也要纳入考虑，对于普通用户表空间是2个Extent + file_size * 1%。这些新扩展的page此时并未进行初始化，也未加入到，在头page的FSP_FREE_LIMIT记录的page no标识了这类未初始化页的范围。

Step 2：为segment分配page

随后进入索引分裂阶段(btr_page_split_and_insert)，新page分配的上层调用栈：

在传递的参数中，有个hint page no，通常是当前需要分裂的page no的前一个（direction = FSP_DOWN）或者后一个page no(direction = FSP_UP)，其目的是将逻辑上相邻的节点在物理上也尽量相邻。

在Step 1我们已经保证了物理空间有足够的数据页，只是还没进行初始化。将page分配到当前segment的流程如下(fseg_alloc_free_page_low)：

1. 计算当前segment使用的和占用的page数

· 使用的page数存储包括FSEG_NOT_FULL链表上使用的page数(存储在inode entry的FSEG_NOT_FULL_N_USED中) + 已用满segment的FSEG_FULL链表上page数 + 占用的frag array page数量；

· 占用的page数包括FSEG_FREE、FSEG_NOT_FULL、FSEG_FULL三个链表上的Extent + 占用的frag array page数量。

2. 根据hint page获取对应的xdes entry (xdes_get_descriptor_with_space_hdr)

3. 当满足如下条件时该hint page可以直接拿走使用：

· Extent状态为XDES_FSEG，表示属于一个segment

· hint page所在的Extent已被分配给当前segment(检查xdes entry的XDES_ID)

· hint page对应的bit设置为free，表示尚未被占用

· 返回hint page

4. 当满足条件：1) xdes entry当前是空闲状态(XDES_FREE)；2) 该segment中已使用的page数大于其占用的page数的7/8 (FSEG_FILLFACTOR)；3) 当前segment已经使用了超过32个frag page，即表示其inode中的frag array可能已经用满。

· 从表空间分配hint page所在的Extent (fsp_alloc_free_extent)，将其从FSP_FREE链表上移除

· 设置该Extent的状态为XDES_FSEG，写入seg id，并加入到当前segment的FSEG_FREE链表中。

· 返回hint page

5. 当如下条件时：1) direction != FSP_NO_DIR，对于Btree分裂，要么FSP_UP，要么FSP_DOWN；2）已使用的空间小于已占用空间的7/8； 3）当前segment已经使用了超过32个frag page

· 尝试从segment获取一个Extent(fseg_alloc_free_extent)，如果该segment的FSEG_FREE链表为空，则需要从表空间分配（fsp_alloc_free_extent）一个Extent，并加入到当前segment的FSEG_FREE链表上

· direction为FSP_DOWN时，返回该Extent最后一个page，为FSP_UP时，返回该Extent的第一个Page

6. xdes entry属于当前segment且未被用满，从其中取一个空闲page并返回

7. 如果该segment占用的page数大于实用的page数，说明该segment还有空闲的page，则依次先看FSEG_NOT_FULL链表上是否有未满的Extent，如果没有，再看FSEG_FREE链表上是否有完全空闲的Extent。从其中取一个空闲Page并返回

8. 当前已经实用的Page数小于32个page时，则分配独立的page（fsp_alloc_free_page）并加入到该inode的frag array page数组中，然后返回该block

9. 当上述情况都不满足时，直接分配一个Extent(fseg_alloc_free_extent)，并从其中取一个page返回。

上述流程看起来比较复杂，但可以总结为：

1. 对于一个新的segment，总是优先填满32个frag page数组，之后才会为其分配完整的Extent，可以利用碎片页，并避免小表占用太多空间。

2. 尽量获得hint page;

3. 如果segment上未使用的page太多，则尽量利用segment上的page。

上文提到两处从表空间为segment分配数据页，一个是分配单独的数据页，一个是分配整个Extent

表空间单独数据页的分配调用函数fsp_alloc_free_page:

1. 如果hint page所在的Extent在链表XDES_FREE_FRAG上，可以直接使用；否则从根据头page的FSP_FREE_FRAG链表查看是否有可用的Extent；

2. 未能从上述找到一个可用Extent，直接分配一个Extent，并加入到FSP_FREE_FRAG链表中；

3. 从获得的Extent中找到描述为空闲（XDES_FREE_BIT）的page。

4. 分配该page (fsp_alloc_from_free_frag)

· 设置page对应的bitmap的XDES_FREE_BIT为false，表示被占用；

· 递增头page的FSP_FRAG_N_USED字段；

· 如果该Extent被用满了，就将其从FSP_FREE_FRAG移除，并加入到FSP_FULL_FRAG链表中。同时对头Page的FSP_FRAG_N_USED递减1个Extent(FSP_FRAG_N_USED只存储未满的Extent使用的page数量)；

· 对Page内容进行初始化(fsp_page_create)。

表空间Extent的分配函数fsp_alloc_free_extent:

1. 通常先通过头page看FSP_FREE链表上是否有空闲的Extent，如果没有的话，则将新的Extent（例如上述step 1对文件做扩展产生的新page，从FSP_FREE_LIMIT算起）加入到FSP_FREE链表上(fsp_fill_free_list)：

· 一次最多加4个Extent(FSP_FREE_ADD)；

· 如果涉及到xdes page，还需要对xdes page进行初始化；

· 如果Extent中存在类似xdes page这样的系统管理页，这个Extent被加入到FSP_FREE_FRAG链表中而不是FSP_FREE链表；

· 取链表上第一个Extent为当前使用；

2. 将获得的Extent从FSP_FREE移除，并返回对应的xdes entry(xdes_lst_get_descriptor)。

回收Page
数据页的回收分为两种，一种是整个Extent的回收，一种是碎片页的回收。在删除索引页或者drop索引时都会发生。

当某个数据页上的数据被删光时，我们需要从其所在segmeng上删除该page（btr_page_free -->fseg_free_page --> fseg_free_page_low），回收的流程也比较简单：

1. 首先如果是该segment的frag array中的page，将对应的slot设置为FIL_NULL, 并返还给表空间(fsp_free_page):

· page在xdes entry中的状态置为空闲；

· 如果page所在Extent处于FSP_FULL_FRAG链表，则转移到FSP_FREE_FRAG中；

· 如果Extent中的page完全被释放掉了，则释放该Extent(fsp_free_extent)，将其转移到FSP_FREE链表；

· 从函数返回；

2. 如果page所处于的Extent当前在该segment的FSEG_FULL链表上，则转移到FSEG_NOT_FULL链表；

3. 设置Page在xdes entry的bitmap对应的XDES_FREE_BIT为true；

4. 如果此时该Extent上的page全部被释放了，将其从FSEG_NOT_FULL链表上移除，并加入到表空间的FSP_FREE链表上(而非Segment的FSEG_FREE链表)。

释放Segment
当我们删除索引或者表时，需要删除btree（btr_free_if_exists），先删除除了root节点外的其他部分(btr_free_but_not_root)，再删除root节点(btr_free_root)

由于数据操作都需要记录redo，为了避免产生非常大的redo log，leaf segment通过反复调用函数fseg_free_step来释放其占用的数据页：

1. 首先找到leaf segment对应的Inode entry（fseg_inode_try_get）；

2. 然后依次查找inode entry中的FSEG_FULL、或者FSEG_NOT_FULL、或者FSEG_FREE链表，找到一个Extent，注意着里的链表元组所指向的位置实际上是描述该Extent的Xdes Entry所在的位置。因此可以快速定位到对应的Xdes Page及Page内偏移量(xdes_lst_get_descriptor)；

3. 现在我们可以将这个Extent安全的释放了(fseg_free_extent，见后文)；

4. 当反复调用fseg_free_step将所有的Extent都释放后，segment还会最多占用32个碎片页，也需要依次释放掉(fseg_free_page_low)

5. 最后，当该inode所占用的page全部释放时，释放inode entry：

· 如果该inode所在的inode page中当前被用满，则由于我们即将释放一个slot，需要从FSP_SEG_INODES_FULL转移到FSP_SEG_INODES_FREE（更新第一个page）；

· 将该inode entry的SEG_ID清除为0，表示未使用；

· 如果该inode page上全部inode entry都释放了，就从FSP_SEG_INODES_FREE移除，并删除该page。

non-leaf segment的回收和leaf segment的回收基本类似，但要注意btree的根节点存储在该segment的frag arrary的第一个元组中，该Page暂时不可以释放(fseg_free_step_not_header)

btree的root page在完成上述步骤后再释放，此时才能彻底释放non-leaf segment

索引页

ibd文件中真正构建起用户数据的结构是BTREE，在你创建一个表时，已经基于显式或隐式定义的主键构建了一个btree，其叶子节点上记录了行的全部列数据（加上事务id列及回滚段指针列）；如果你在表上创建了二级索引，其叶子节点存储了键值加上聚集索引键值。本小节我们探讨下组成索引的物理存储页结构，这里默认讨论的是非压缩页，我们在下一小节介绍压缩页的内容。

每个btree使用两个Segment来管理数据页，一个管理叶子节点，一个管理非叶子节点，每个segment在inode page中存在一个记录项，在btree的root page中记录了两个segment信息。

当我们需要打开一张表时，需要从ibdata的数据词典表中load元数据信息，其中SYS_INDEXES系统表中记录了表，索引，及索引根页对应的page no（DICT_FLD__SYS_INDEXES__PAGE_NO），进而找到btree根page，就可以对整个用户数据btree进行操作。

索引最基本的页类型为FIL_PAGE_INDEX。可以划分为下面几个部分。

Page Header
首先不管任何类型的数据页都有38个字节来描述头信息（FIL_PAGE_DATA, or PAGE_HEADER），包含如下信息：

Index Header
紧随FIL_PAGE_DATA之后的是索引信息，这部分信息是索引页独有的。

Segment Info
随后20个字节描述段信息，仅在Btree的root Page中被设置，其他Page都是未使用的。

10个字节的inode信息包括：

通过上述信息，我们可以找到对应segment在inode page中的描述项，进而可以操作整个segment。

系统记录
之后是两个系统记录，分别用于描述该page上的极小值和极大值，这里存在两种存储方式，分别对应旧的InnoDB文件系统，及新的文件系统（compact page）

Compact的系统记录存储方式为：

两种格式的主要差异在于不同行存储模式下，单个记录的描述信息不同。在实际创建page时，系统记录的值已经初始化好了，对于老的格式(REDUNDANT)，对应代码里的infimum_supremum_redundant，对于新的格式(compact)，对应infimum_supremum_compact。infimum记录的固定heap no为0，supremum记录的固定Heap no 为1。page上最小的用户记录前节点总是指向infimum，page上最大的记录后节点总是指向supremum记录。

具体参考索引页创建函数：page_create_low

用户记录
在系统记录之后就是真正的用户记录了，heap no 从2（PAGE_HEAP_NO_USER_LOW）开始算起。注意Heap no仅代表物理存储顺序，不代表键值顺序。

根据不同的类型，用户记录可以是非叶子节点的Node指针信息，也可以是只包含有效数据的叶子节点记录。而不同的行格式存储的行记录也不同，例如在早期版本中使用的redundant格式会被现在的compact格式使用更多的字节数来描述记录，例如描述记录的一些列信息，在使用compact格式时，可以改为直接从数据词典获取。因为redundant属于渐渐被抛弃的格式，本文的讨论中我们默认使用Compact格式。在文件rem/rem0rec.cc的头部注释描述了记录的物理结构。

每个记录都存在rec header，描述如下（参阅文件include/rem0rec.ic）

在记录头信息之后的数据视具体情况有所不同：

· 对于聚集索引记录，数据包含了事务id，回滚段指针；

· 对于二级索引记录，数据包含了二级索引键值以及聚集索引键值。如果二级索引键和聚集索引有重合，则只保留一份重合的，例如pk (col1, col2)，sec key(col2, col3)，在二级索引记录中就只包含(col2, col3, col1);

· 对于非叶子节点页的记录，聚集索引上包含了其子节点的最小记录键值及对应的page no；二级索引上有所不同，除了二级索引键值外，还包含了聚集索引键值，再加上page no三部分构成。

Free space
这里指的是一块完整的未被使用的空间，范围在页内最后一个用户记录和Page directory之间。通常如果空间足够时，直接从这里分配记录空间。当判定空闲空间不足时，会做一次Page内的重整理，以对碎片空间进行合并。

Page directory
为了加快页内的数据查找，会按照记录的顺序，每隔4~8个数量（PAGE_DIR_SLOT_MIN_N_OWNED ~ PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED）的用户记录，就分配一个slot （每个slot占用2个字节，PAGE_DIR_SLOT_SIZE），存储记录的页内偏移量，可以理解为在页内构建的一个很小的索引(sparse index)来辅助二分查找。

Page Directory的slot分配是从Page末尾（倒数第八个字节开始）开始逆序分配的。在查询记录时。先根据page directory 确定记录所在的范围，然后在据此进行线性查询。

增加slot的函数参阅 page_dir_add_slot

页内记录二分查找的函数参阅 page_cur_search_with_match_bytes

FIL Trailer
在每个文件页的末尾保留了8个字节（FIL_PAGE_DATA_END or FIL_PAGE_END_LSN_OLD_CHKSUM），其中4个字节用于存储page checksum，这个值需要和page头部记录的checksum相匹配，否则认为page损坏(buf_page_is_corrupted)

压缩索引页

InnoDB当前存在两种形式的压缩页，一种是Transparent Page Compression，还有一种是传统的压缩方式，下文分别进行阐述。

Transparent Page Compression

这是MySQL5.7新加的一种数据压缩方式，其原理是利用内核Punch hole特性，对于一个16kb的数据页，在写文件之前，除了Page头之外，其他部分进行压缩，压缩后留白的地方使用punch hole进行 “打洞”，在磁盘上表现为不占用空间 （但会产生大量的磁盘碎片）。 这种方式相比传统的压缩方式具有更好的压缩比，实现逻辑也更加简单。

对于这种压缩方式引入了新的类型FIL_PAGE_COMPRESSED，在存储格式上略有不同，主要表现在从FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN开始的8个字节被用作记录压缩信息：

打洞后的page其实际存储空间需要是磁盘的block size的整数倍。

这里我们不展开阐述，具体参阅我之前写的这篇文章：MySQL · 社区动态 · InnoDB Page Compression（http://mysql.taobao.org/monthly/2015/08/01/）

传统压缩存储格式

当你创建或修改表，指定row_format=compressed key_block_size=1|2|4|8 时，创建的ibd文件将以对应的block size进行划分。例如key_block_size设置为4时，对应block size为4kb。

压缩页的格式可以描述如下表所示：

在内存中通常存在压缩页和解压页两份数据。当对数据进行修改时，通常先修改解压页，再将DML操作以一种特殊日志的格式记入压缩页的mlog中。以减少被修改过程中重压缩的次数。主要包含这几种操作：

· Insert: 向mlog中写入完整记录

· Update:

· Delete-insert update，将旧记录的dense slot标记为删除，再写入完整新记录

· In-place update，直接写入新更新的记录

· Delete: 标记对应的dense slot为删除

页压缩参阅函数 page_zip_compress
页解压参阅函数 page_zip_decompress

系统数据页

这里我们将所有非独立的数据页统称为系统数据页，主要存储在ibdata中，如下图所示：

InnoDB 系统数据页

ibdata的三个page和普通的用户表空间一样，都是用于维护和管理文件页。其他Page我们下面一一进行介绍。

FSP_IBUF_HEADER_PAGE_NO
Ibdata的第4个page是Change Buffer的header page，类型为FIL_PAGE_TYPE_SYS，主要用于对ibuf btree的Page管理。

FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO
用于存储change buffer的根page，change buffer目前存储于Ibdata中，其本质上也是一颗btree，root页为固定page，也就是Ibdata的第5个page。

IBUF HEADER Page 和Root Page联合起来对ibuf的数据页进行管理。

首先Ibuf btree自己维护了一个空闲Page链表，链表头记录在根节点中，偏移量在PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST处，实际上利用的是普通索引根节点的PAGE_BTR_SEG_LEAF字段。Free List上的Page类型标示为FIL_PAGE_IBUF_FREE_LIST

每个Ibuf page重用了PAGE_BTR_SEG_LEAF字段，以维护IBUF FREE LIST的前后文件页节点（PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST_NODE）。

由于root page中的segment字段已经被重用，因此额外的开辟了一个Page，也就是Ibdata的第4个page来进行段管理。在其中记录了ibuf btree的segment header，指向属于ibuf btree的inode entry。

关于ibuf btree的构建参阅函数 btr_create

FSP_TRX_SYS_PAGE_NO/FSP_FIRST_RSEG_PAGE_NO
ibdata的第6个page，记录了InnoDB重要的事务系统信息，主要包括：

 

在5.7版本中，回滚段既可以在ibdata中，也可以在独立undo表空间，或者ibtmp临时表空间中，一个可能的分布如下图所示（摘自我之前的这篇文章[http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/]）。

 

InnoDB Undo 回滚段结构

由于是在系统刚启动时初始化事务系统，因此第0号回滚段头页总是在ibdata的第7个page中。

事务系统创建参阅函数 trx_sysf_create

InnoDB最多可以创建128个回滚段，每个回滚段需要单独的Page来维护其拥有的undo slot，Page类型为FIL_PAGE_TYPE_SYS。描述如下：

回滚段头页的创建参阅函数 trx_rseg_header_create

实际存储undo记录的Page类型为FIL_PAGE_UNDO_LOG，undo header结构如下

undo页内结构及其与回滚段头页的关系参阅下图：

InnoDB Undo 页内结构

关于具体的Undo log如何存储，本文不展开描述，可阅读我之前的这篇文章：MySQL · 引擎特性 · InnoDB undo log 漫游(http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/)

FSP_DICT_HDR_PAGE_NO
ibdata的第8个page，用来存储数据词典表的信息 （只有拿到数据词典表，才能根据其中存储的表信息，进一步找到其对应的表空间，以及表的聚集索引所在的page no）

Dict_Hdr Page的结构如下表所示：

dict_hdr页的创建参阅函数 dict_hdr_create

double write buffer
InnoDB使用double write buffer来防止数据页的部分写问题，在写一个数据页之前，总是先写double write buffer，再写数据文件。当崩溃恢复时，如果数据文件中page损坏，会尝试从dblwr中恢复。

double write buffer存储在ibdata中，你可以从事务系统页(ibdata的第6个page)获取dblwr所在的位置。总共128个page，划分为两个block。由于dblwr在安装实例时已经初始化好了，这两个block在Ibdata中具有固定的位置，Page64 ~127 划属第一个block，Page 128 ~191划属第二个block。

在这128个page中，前120个page用于batch flush时的脏页回写，另外8个page用于SINGLE PAGE FLUSH时的脏页回写。

外部存储页

对于大字段，在满足一定条件时InnoDB使用外部页进行存储。外部存储页有三种类型：

1. FIL_PAGE_TYPE_BLOB：表示非压缩的外部存储页，结构如下图所示：

2. FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB：压缩的外部存储页，如果存在多个blob page，则表示第一个
FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB2：如果存在多个压缩的blob page，则表示blob链随后的page；
结构如下图所示：

而在记录内只存储了20个字节的指针以指向外部存储页，指针描述如下：

外部页的写入参阅函数 btr_store_big_rec_extern_fields

MySQL5.7新数据页：加密页及R-TREE页

MySQL 5.7版本引入了新的数据页以支持表空间加密及对空间数据类型建立R-TREE索引。本文对这种数据页不做深入讨论，仅仅简单描述下，后面我们会单独开两篇文章分别进行介绍。

数据加密页
从MySQL5.7.11开始InnoDB支持对单表进行加密，因此引入了新的Page类型来支持这一特性，主要加了三种Page类型：

· FIL_PAGE_ENCRYPTED：加密的普通数据页

· FIL_PAGE_COMPRESSED_AND_ENCRYPTED：数据页为压缩页(transparent page compression) 并且被加密（先压缩，再加密）

· FIL_PAGE_ENCRYPTED_RTREE：GIS索引R-TREE的数据页并被加密

对于加密页，除了数据部分被替换成加密数据外，其他部分和大多数表都是一样的结构。

加解密的逻辑和Transparent Compression类似，在写入文件前加密(os_file_encrypt_page --> Encryption::encrypt)，在读出文件时解密数据(os_file_io_complete --> Encryption::decrypt)

秘钥信息存储在ibd文件的第一个page中（fsp_header_init --> fsp_header_fill_encryption_info），当执行SQL ALTER INSTANCE ROTATE INNODB MASTER KEY时，会更新每个ibd存储的秘钥信息(fsp_header_rotate_encryption)

默认安装时，一个新的插件keyring_file被安装并且默认Active，在安装目录下，会产生一个新的文件来存储秘钥，位置在$MYSQL_INSTALL_DIR/keyring/keyring，你可以通过参数keyring_file_data来指定秘钥的存放位置和文件命名。 当你安装多实例时，需要为不同的实例指定keyring文件。

开启表加密的语法很简单，在CREATE TABLE或ALTER TABLE时指定选项ENCRYPTION=‘Y’来开启，或者ENCRYPTION=‘N’来关闭加密。

关于InnoDB表空间加密特性，参阅该commit及官方文档。

R-TREE索引页
在MySQL 5.7中引入了新的索引类型R-TREE来描述空间数据类型的多维数据结构，这类索引的数据页类型为FIL_PAGE_RTREE。

R-TREE的相关设计参阅官方WL#6968， WL#6609, WL#6745

临时表空间ibtmp

MySQL5.7引入了临时表专用的表空间，默认命名为ibtmp1，创建的非压缩临时表都存储在该表空间中。系统重启后，ibtmp1会被重新初始化到默认12MB。你可以通过设置参数innodb_temp_data_file_path来修改ibtmp1的默认初始大小，以及是否允许autoExtent。默认值为 “ibtmp1:12M:autoExtent”。

除了用户定义的非压缩临时表外，第1~32个临时表专用的回滚段也存放在该文件中（0号回滚段总是存放在ibdata中）(trx_sys_create_noredo_rsegs)，

日志文件ib_logfile

关于日志文件的格式，网上已经有很多的讨论，在之前的系列文章中我也有专门介绍过，本小节主要介绍下MySQL5.7新的修改。

首先是checksum算法的改变，当前版本的MySQL5.7可以通过参数innodb_log_checksums来开启或关闭redo checksum，但目前唯一支持的checksum算法是CRC32。而在之前老版本中只支持效率较低的InnoDB本身的checksum算法。

第二个改变是为Redo log引入了版本信息(WL#8845)，存储在ib_logfile的头部，从文件头开始，描述如下

每次切换到下一个iblogfile时，都会更新该文件头信息(log_group_file_header_flush)

新的版本支持兼容老版本（recv_find_max_checkpoint_0），但升级到新版本后，就无法在异常状态下in-place降级到旧版本了（除非做一次clean的shutdown，并清理掉iblogfile）。