重庆分公司
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如何理解InnoDB引擎
这期内容当中小编将会给大家带来有关如何理解InnoDB引擎，文章内容丰富且以专业的角度为大家分析和叙述，阅读完这篇文章希望大家可以有所收获。
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一、综述
innodb的物理文件包括系统表空间文件ibdata，用户表空间文件ibd，日志文件ib_logfile，临时表空间文件ibtmp，undo独立表空间等。
系统表空间是innodb最重要的文件，它记录包括元数据信息，事务系统信息，ibuf信息，double write等关键信息。
用户表空间文件通常分为两类，一类是当innodb_file_per_table打开时，一个用户表空间对应一个文件，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。
日志文件主要用于记录redo log。innodb在所有数据变更前，先写redo日志。为保证redo日志原子写入，日志通常以512字节的block单位写入。但由于现代文件系统升级，block_size通常设置到了4k，因此innodb也提供了一个选项支持redo日志以4k为单位写入。
临时表空间文件用于存储所有非压缩的临时表，第1~32个临时表专用的回滚段也存放在该文件中。由于临时表的本身属性，该文件在重启时会重新创建。
undo独立表空间是innodb的一个可选项，由innodb_undo_tablespaces配置。默认情况下，该值为0，即undo数据是存储在ibdata中。innodb_undo_tablespaces 设置为非0，可使得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。
上述文件除日志文件外，都具有较为统一的物理结构。所有物理文件由页（page 或 block）构成，在未被压缩情况下，一个页的大小为UNIV_PAGE_SIZE（16384，16K）。不同用途的页具有相同格式的页头（38）和页尾（8），其中记录了页面校验值，页面编号，表空间编号，LSN等通用信息，详见下表。所有page通过一定方式组织起来，下面我们分别从物理结构，逻辑结构，文件管理过程来具体了解innodb的文件结构。
二、文件物理结构
2.1 基本物理结构
innodb 的每个数据文件都归属于一个表空间（tablespace），不同的表空间使用一个唯一标识的space id来标记。值得注意的是，系统表空间ibdata虽然包括不同文件ibdata1, ibdata2…，但这些文件逻辑上是相连的，这些文件同属于space_id为0的表空间。
表空间内部，所有页按照区（extent）为物理单元进行划分和管理。extent内所有页面物理相邻。对于不同的page size，对应的extent大小也不同，对应为：
通常情况下，extent由64个物理连续的页组成，表空间可以理解为由一个个物理相邻的extent组成。为了组织起这些extent，每个extent都有一个占40字节的XDES entry。利用XDES entry，我们可以方便地了解到该extent每页空闲与否，以及其当前状态。其格式如下：
所有XDES entry都统一放在extent描述页中，一个extent描述页至多存放256个XDES entry，用于管理其随后物理相邻的256个extent（256*64 = 16384 page），如下图所示所示：
由图可见，每个XDES entry有严格对应的页面，其对应页面上下界可以描述为：
min_scope = extent 描述页 page_no + xdes 编号 * 64 max_scope =（ extent 描述页 page_no + xdes 编号 * 64 ）+63
值得注意的是，其中 page 0的extent描述页还记录了与该table space相关的信息(FSP HEADER)，其类型为FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR。其他extent描述页的类型相同，为FIL_PAGE_TYPE_XDES。
2.2 系统数据页
系统表空间（ibdata）不仅存放了SYS_TABLE / SYS_INDEX 等系统表的数据，还存放了回滚信息（undo），插入缓冲索引页（IBUF bitmap），系统事务信息（trx_sys），二次写缓冲（double write）等信息。
innodb中核心的数据都存放在ibdata中的系统数据页中。系统数据页主要包括：FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR, FIL_PAGE_IBUF_BITMAP, FIL_PAGE_TYPE_SYS, IBUF_ROOT_PAGE, FIL_PAGE_TYPE_TRX_SYS, FIL_PAGE_TYPE_SYS, DICT_HDR_PAGE等。
FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR/FIL_PAGE_TYPE_XDES
extent描述页(page 0/16384/32768/… )，上文已述及，故不再展开。FIL_PAGE_IBUF_BITMAP
ibdata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。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。FIL_PAGE_INODE
ibdata的第3个page的类型为FIL_PAGE_INODE，用于管理数据文件中的segment，每个inode页可以存储FSP_SEG_INODES_PER_PAGE（默认为85）个记录。segment是表空间管理的逻辑单位，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。关于segment的详细介绍，将在第三节展开。FSP_IBUF_HEADER_PAGE_NO 和 FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO
上述两个页分别是Ibdata的第4个page和第5个page。change buffer本质上也是btree结构，其root页固定在第5个page FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO。由于FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO中原先用于记录leaf inode entry的字段被用于维护空闲page链表了，因此ibdata需要使用第4页FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO 来对ibuf进行空间管理。FSP_TRX_SYS_PAGE_NO
ibdata第6个page的类型为FSP_TRX_SYS_PAGE_NO，记录了innodb重要的事务系统信息，包括持久化的最大事务ID，以及128个rseg（rollback segment）的地址，double write位置等。这128个rseg中，rseg0固定在ibdata中，rseg1-rseg32用于管理临时表，rseg33-rseg128 当未开启undo独立表空间 （innodb undo tablespace = 0）时，仍放在ibdata中，否则放在undo独立表空间中。每个rseg中记录了1024个slot，每个slot也都可对应一个事务，用于管理该事务的undo记录。由于每个slot也需要申请和释放page，因此每个slot也对应一个segment（空间管理逻辑单位）。FSP_DICT_HDR_PAGE_NO
ibdata第8个page的类型为FSP_DICT_HDR_PAGE_NO，用来存储数据词典表的信息 。该页存储了SYS_TABLES，SYS_TABLE_IDS，SYS_COLUMNS，SYS_INDEXES和SYS_FIELDS的root page，以及当前最大的TABLE_ID/ROW_ID/INDEX_ID/SPACE_ID。当对用户表操作时，需要先从数据字典表中获取到用户表对应的表空间，以及其索引root页的page_no，才能定位到具体数据的位置，对其进行增删改查。（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）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。
当innodb_file_per_table为off状态时，所有用户表也将和SYS_TABLE / SYS_INDEX 等系统表一样，存储在ibdata中。当开启innodb_file_per_table时，innodb会为每一个用户表建立一个独立的ibd文件。该ibd文件存放了对应用户表的索引数据和插入缓冲bitmap。而该表的回滚数据（undo）仍记录在ibdata中。
三、文件逻辑结构
3.1 基本逻辑结构
innodb为了组织各extent，在表空间的第一个page还维护了三个extent的链表：FSP_FREE、FSP_FREE_FRAG、FSP_FULL_FRAG。分别将extent完全未被使用，部分被使用，完全被使用的Xdes entry串联起来。如下图所示：
段（segment 或称 inode）是用来管理物理文件的逻辑单位，可以向表空间申请分配和释放page或extent，是构成索引，回滚段的基本元素。为节省空间，每个segment都先从表空间FREE_FRAG中分配32个页（FSEG_FRAG_ARR），当这些32个页面不够使用时。按照以下原则进行扩展：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。
在为segment分配空闲的extent时，如果表空间FSP_FREE上没有空闲的extent，则会为FSP_FREE重新初始化一些空闲extent。extent的分配类似于实现了一套借还机制。segment向表空间租借extent，只有segment退还该空间时，该extent才能重新出现在FSP_FREE/FSP_FULL_FRAG/FSP_FULL中。
segment内部为了管理起这些分配来的extent。也有三个extent链表：FSEG_FREE、FSEG_NOT_FULL、FSEG_FULL，也分别对应extent完全未被使用，部分被使用，完全被使用的Xdes entry。segment的结构如下图所示
inode entry是用于管理segment的结构，一个inode entry对应一个segment。segment的32个页（FSEG_FRAG_ARR），FSEG_FREE、FSEG_NOT_FULL、FSEG_FULL等信息都记录在inode entry中。inode entry的具体结构如下表所示：
inode entry所在的inode page有可能存放满，因此又通过头page（FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR）中维护了两个inode Page链表FSP_SEG_INODES_FULL和FSP_SEG_INODES_FREE。前者对应没有空闲inode entry的inode page链表，后者对应的至少有一个空闲inode entry的inode page链表，如下图所示：
3.2 索引
ibd文件中真正构建起用户数据的结构是btree。表中的每一个索引对应一个btree。主键（cluster index）对应btree的叶子节点上记录了行的全部列数据（加上transaction id列及rollback ptr）。当表中无主键时，innodb会为该表每一行分配一个唯一的rowID，并基于它构造btree。如果表中存在二级索引（secondary index），那么其btree叶子节点存储了键值加上cluster index索引键值。
每个btree使用两个Segment来管理数据页，一个管理叶子节点（leaf segment），一个管理非叶子节点（non-leaf segment）。这两个segment的inode entry地址记录在btree的root page中。root page分配在non-leaf segment第一个碎片页上（FSEG_FRAG_ARR）。
当对一个表进行增删改查的操作时，我们首先需要从ibdata的第8页FSP_DICT_HDR_PAGE_NO中load改表的元数据信息，从SYS_INDEXES表中获取该表各索引对应的root page no，进而通过root page对这个表的用户数据btree进行操作。表空间的逻辑结构如下图所示：
3.3 索引页数据
索引最基本的页类型为FIL_PAGE_INDEX，其结构如下表所示。Index Header中记录了page所在btree层次，所属index ID，page directory槽数等与页面相关的信息。Fseg Header中记录了该index的leaf-segment和non-leaf segment的inode entry，system records包括infimum和supremum，分别代表该页最小、最大记录虚拟记录。page directory是页内记录的索引。btree只能检索到记录所在的page，page内的检索需要使用到通过page directory构建起的二分查找。
innodb按行存放数据。当前MySQL支持等行格式包括antelope（compact和redundant），和barracuda（dynamic和compressed）。barracuda与antelope主要区别在于其处理行外数据等方式，barracuda只存储行外数据等地址指针，不像antelope一样存放768字节的行前缀内容。以compact行格式为例介绍行格式的具体内容，如下图所示，行由变长字段长度列表、NULL标志位、记录头信息、系统列、用户列组成。记录头信息中存放删除标志、列总数、下行相对偏移等信息、系统列包括rowID、transactionID、rollback pointer等组成。
四、文件管理过程
下面用精简后的源码来简单介绍innodb文件的管理过程。
4.1 btree的创建过程
btree的创建过程可以概括为：先创建non_leaf segment，利用non_leaf segment的首页（即32个碎片页中第一页）作为root page；然后创建leaf_segment；最后对root page进行必要的初始化。详细过程请参考以下代码：
btr_create(
ulint type,
ulint space,
const page_size_t& page_size,
index_id_t index_id,
dict_index_t* index,
const btr_create_t* btr_redo_create_info,
mtr_t* mtr)
{
/* index tree 的segment headers 存储于新分配的root page中，ibuf tree的
segment headers放在独立的ibuf header page中。以下代码屏蔽了ibuf tree的
创建逻辑，重点介绍index tree的创建过程 */
/* 局部变量 */
...
/* 创建一个non_leaf segment段，并将段的地址存储到段首页偏移为
PAGE_HEADER + PAGE_BTR_SEG_TOP的位置，用block记录下non_leaf segment
段首页page对应的block，该block将作为该btree的root page */
block = fseg_create(space, 0,
PAGE_HEADER + PAGE_BTR_SEG_TOP, mtr);
if (block == NULL) {
return(FIL_NULL);
}
/* 记录下root page的信息 */
page_no = block->page.id.page_no();
frame = buf_block_get_frame(block);
/* 创建leaf_segment，并将段首存储到root page上偏移为
PAGE_HEADER + PAGE_BTR_SEG_LEAF的位置 */
if (!fseg_create(space, page_no,
PAGE_HEADER + PAGE_BTR_SEG_LEAF, mtr)) {
/* 没有足够的空间分配新的segment，需要释放掉已分配的root page */
btr_free_root(block, mtr);
return(FIL_NULL);
}
/* 在root page上做index page的初始化，根据页面压缩与否做不同处理 */
page_zip = buf_block_get_page_zip(block);
if (page_zip) {
/* 其他逻辑 */
page = page_create_zip(block, index, 0, 0, NULL, mtr);
} else {
/* 其他逻辑 */
page = page_create(block, mtr,
dict_table_is_comp(index->table),
dict_index_is_spatial(index));
}
/* 在root page上设置其所在的index id */
btr_page_set_index_id(page, page_zip, index_id, mtr);
/* 将root page的前后页面设置为NULL */
btr_page_set_next(page, page_zip, FIL_NULL, mtr);
btr_page_set_prev(page, page_zip, FIL_NULL, mtr);
/* 其他逻辑 */
/* 返回root page的页面号 */
return(page_no);
}4.2 segment的创建过程
segment的创建过程比较简单：先在inode page中为segment分配一个inode entry，然后再inode entry上进行初始化，更新space header里的最大segment id，即可。需要注意的是：当传入的page 为0 时，意味着要创建一个独立的segment，需要将当前的inode entry地址记录在段首page中，并返回；当传入的page非0时，segment需要在指定的page的指定位置记录下当前的inode entry地址。详细过程请参考代码：
buf_block_t*
fseg_create_general(
/*================*/
ulint space_id,/*!< in: space id */
ulint page, /*!< in: page where the segment header is placed: if
this is != 0, the page must belong to another segment,
if this is 0, a new page will be allocated and it
will belong to the created segment */
ulint byte_offset, /*!< in: byte offset of the created segment header
on the page */
ibool has_done_reservation, /*!< in: TRUE if the caller has already
done the reservation for the pages with
fsp_reserve_free_extents (at least 2 extents: one for
the inode and the other for the segment) then there is
no need to do the check for this individual
operation */
mtr_t* mtr) /*!< in/out: mini-transaction */
{
/* 局部变量 */
...
/* 如果传入的page是0，则创建一个独立的段，并把segment header的信息
存储在段首page中。如果传入page是非0，则这是一个非独立段，需要将
segment header的信息存储在指定page的指定位置上 */
if (page != 0) {
/* 获取指定page */
block = buf_page_get(page_id_t(space_id, page), page_size,
RW_SX_LATCH, mtr);
header = byte_offset + buf_block_get_frame(block);
}
/* 其他逻辑 */
/* 获取space header和inode_entry */
space_header = fsp_get_space_header(space_id, page_size, mtr);
inode = fsp_alloc_seg_inode(space_header, mtr);
if (inode == NULL) {
goto funct_exit;
}
/* 获取当前表空间最大segment id，并更新表空间最大
segment id */
seg_id = mach_read_from_8(space_header + FSP_SEG_ID);
mlog_write_ull(space_header + FSP_SEG_ID, seg_id + 1, mtr);
/* 初始化inode entry的segment id 和 FSEG_NOT_FULL_N_USED */
mlog_write_ull(inode + FSEG_ID, seg_id, mtr);
mlog_write_ulint(inode + FSEG_NOT_FULL_N_USED, 0, MLOG_4BYTES, mtr);
/* 初始化inode entry的三个extent链表 */
flst_init(inode + FSEG_FREE, mtr);
flst_init(inode + FSEG_NOT_FULL, mtr);
flst_init(inode + FSEG_FULL, mtr);
/* 初始化innode entry的32个碎片页 */
mlog_write_ulint(inode + FSEG_MAGIC_N, FSEG_MAGIC_N_VALUE,
MLOG_4BYTES, mtr);
for (i = 0; i < FSEG_FRAG_ARR_N_SLOTS; i++) {
fseg_set_nth_frag_page_no(inode, i, FIL_NULL, mtr);
}
/* 如果传入的page是0，则分配一个段首page */
if (page == 0) {
block = fseg_alloc_free_page_low(space, page_size,
inode, 0, FSP_UP, RW_SX_LATCH,
mtr, mtr
#ifdef UNIV_DEBUG
, has_done_reservation
#endif /* UNIV_DEBUG */
);
header = byte_offset + buf_block_get_frame(block);
mlog_write_ulint(buf_block_get_frame(block) + FIL_PAGE_TYPE,
FIL_PAGE_TYPE_SYS, MLOG_2BYTES, mtr);
}
/* 在page指定位置记录segment header，segment header由
inode page所在的space id，page no, 以及inode entry的在
inode page 中的页内偏移组成 */
mlog_write_ulint(header + FSEG_HDR_OFFSET,
page_offset(inode), MLOG_2BYTES, mtr);
mlog_write_ulint(header + FSEG_HDR_PAGE_NO,
page_get_page_no(page_align(inode)),
MLOG_4BYTES, mtr);
mlog_write_ulint(header + FSEG_HDR_SPACE, space_id, MLOG_4BYTES, mtr);
funct_exit:
DBUG_RETURN(block);
}4.3 extent的分配过程
表空间分配extent的逻辑比较简单，直接查询FSP_FREE上有没有剩余的extent即可，没有的话就为FSP_FREE重新初始化一些extent。详细逻辑如下：
static
xdes_t*
fsp_alloc_free_extent(
ulint space_id,
const page_size_t& page_size,
ulint hint,
mtr_t* mtr)
{
/* 局部变量 */
...
/* 获取space header */
header = fsp_get_space_header(space_id, page_size, mtr);
/* 获取hint页所在的xdes entry */
descr = xdes_get_descriptor_with_space_hdr(
header, space_id, hint, mtr, false, &desc_block);
fil_space_t* space = fil_space_get(space_id);
/* 当hint页所在的xdes entry的状态是XDES_FREE时，直接将其摘下返回，
否则尝试从FSP_FREE中为segment分配extent。如果FSP_FREE为空，
则需要进一步从未初始化的空间中为FSP_FREE新分配一些extent，
并从新的FSP_FREE中取出第一个extent返回 */
if (descr && (xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FREE)) {
/* Ok, we can take this extent */
} else {
/* Take the first extent in the free list */
first = flst_get_first(header + FSP_FREE, mtr);
if (fil_addr_is_null(first)) {
fsp_fill_free_list(false, space, header, mtr);
first = flst_get_first(header + FSP_FREE, mtr);
}
/* 分配失败 */
if (fil_addr_is_null(first)) {
return(NULL); /* No free extents left */
}
descr = xdes_lst_get_descriptor(
space_id, page_size, first, mtr);
}
/* 将分配到的extent从FSP_FREE中删除 */
flst_remove(header + FSP_FREE, descr + XDES_FLST_NODE, mtr);
space->free_len--;
return(descr);
}当为segment分配extent时稍微复杂一些：先检查FSEG_FREE中是否有剩余的extent，如果没有再用fsp_alloc_free_extent从表空间中申请extent。在第二种情况下，FSEG_FREE中的extent不足，因此还会进一步尝试为FSEG_FREE分配更多extent。详细过程如下：
static
xdes_t*
fseg_alloc_free_extent(
fseg_inode_t* inode,
ulint space,
const page_size_t& page_size,
mtr_t* mtr)
{
/* 局部变量 */
...
/* 如果FSEG_FREE非空，则从其中为segment分配extent，如果FSEG_FREE为空，
则从调用fsp_alloc_free_extent 为当前segment分配extent */
if (flst_get_len(inode + FSEG_FREE) > 0) {
first = flst_get_first(inode + FSEG_FREE, mtr);
descr = xdes_lst_get_descriptor(space, page_size, first, mtr);
} else {
descr = fsp_alloc_free_extent(space, page_size, 0, mtr);
if (descr == NULL) {
return(NULL);
}
/* 将从space申请到的extent设置为segment私有状态（XDES_FSEG），
将改extent加入到FSEG_FREE中 */
seg_id = mach_read_from_8(inode + FSEG_ID);
xdes_set_state(descr, XDES_FSEG, mtr);
mlog_write_ull(descr + XDES_ID, seg_id, mtr);
flst_add_last(inode + FSEG_FREE, descr + XDES_FLST_NODE, mtr);
/* 当前FSEP_FREE中剩余的extent不多，尝试为当前segment分配更多
物理相邻的extent */
fseg_fill_free_list(inode, space, page_size,
xdes_get_offset(descr) + FSP_EXTENT_SIZE,
mtr);
}
return(descr);
}4.4 page的分配过程
表空间page的分配过程如下：先查看hint_page所在的extent是否适合分配空闲页面，不适合的话，则尝试从FSP_FREE_FRAG链表中寻找空闲页面。如果FSP_FREE_FRAG为空，则新分配一个extent，将其添加到FSP_FREE_FRAG中，并在其中分配空闲页面。
static MY_ATTRIBUTE((warn_unused_result))
buf_block_t*
fsp_alloc_free_page(
ulint space,
const page_size_t& page_size,
ulint hint,
rw_lock_type_t rw_latch,
mtr_t* mtr,
mtr_t* init_mtr)
{
/* 局部变量 */
...
/* 获取表空间header 和 hint page所在extent的xdes entry */
header = fsp_get_space_header(space, page_size, mtr);
descr = xdes_get_descriptor_with_space_hdr(header, space, hint, mtr);
/* 如果xdes entry的状态是XDES_FREE_FRAG，那就直接从该extent中分配page，
否则从FSP_FREE_FRAG中去寻找空闲page */
if (descr && (xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FREE_FRAG)) {
/* Ok, we can take this extent */
} else {
/* Else take the first extent in free_frag list */
first = flst_get_first(header + FSP_FREE_FRAG, mtr);
/* 尝试从FSP_FREE_FRAG中寻找空闲页面，当FSP_FREE_FRAG链表为空时，
需要使用fsp_alloc_free_extent分配一个新的extent，将该extent加入
FSP_FREE_FRAG,并在其中分配空闲page */
if (fil_addr_is_null(first)) {
descr = fsp_alloc_free_extent(space, page_size,
hint, mtr);
if (descr == NULL) {
/* No free space left */
return(NULL);
}
xdes_set_state(descr, XDES_FREE_FRAG, mtr);
flst_add_last(header + FSP_FREE_FRAG,
descr + XDES_FLST_NODE, mtr);
} else {
descr = xdes_lst_get_descriptor(space, page_size,
first, mtr);
}
/* Reset the hint */
hint = 0;
}
/* 从找到的extent中分配一个空闲页面 */
free = xdes_find_bit(descr, XDES_FREE_BIT, TRUE,
hint % FSP_EXTENT_SIZE, mtr);
if (free == ULINT_UNDEFINED) {
ut_print_buf(stderr, ((byte*) descr) - 500, 1000);
putc('
', stderr);
ut_error;
}
page_no = xdes_get_offset(descr) + free;
/* 其他逻辑 */
/* 在fsp_alloc_from_free_frag中设置分配page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，更新FSP_FRAG_N_USED的值 */
fsp_alloc_from_free_frag(header, descr, free, mtr);
/* 对Page内容进行初始化后返回 */
return(fsp_page_create(page_id_t(space, page_no), page_size,
rw_latch, mtr, init_mtr));
}为了能够使得segment内逻辑上相邻的节点在物理上也尽量相邻，尽量提高表空间的利用率，在segment中分配page的逻辑较为复杂。详细过程如下所述：
static
buf_block_t*
fseg_alloc_free_page_low(
fil_space_t* space,
const page_size_t& page_size,
fseg_inode_t* seg_inode,
ulint hint,
byte direction,
rw_lock_type_t rw_latch,
mtr_t* mtr,
mtr_t* init_mtr
#ifdef UNIV_DEBUG
, ibool has_done_reservation
#endif /* UNIV_DEBUG */
)
{
/* 局部变量 */
...
/* 计算当前segment使用的和占用的page数。前者统计的统计方法为
累加32个碎片页中已使用的数量，FSEG_FULL/FSEG_NOT_FULL中已使
用page的数量，后者的统计方法为累加32个碎片页已使用数量，
FSEG_FULL/FSEG_NOT_FULL/FSEG_FREE三个链表中总page数*/
reserved = fseg_n_reserved_pages_low(seg_inode, &used, mtr);
/* 获取表空间header 和 hint page所在extent的xdes entry */
space_header = fsp_get_space_header(space_id, page_size, mtr);
descr = xdes_get_descriptor_with_space_hdr(space_header, space_id,
hint, mtr);
if (descr == NULL) {
/* 说明hint page在free limit之外，将hint page置0，取消hint page的作用*/
hint = 0;
descr = xdes_get_descriptor(space_id, hint, page_size, mtr);
}
/* In the big if-else below we look for ret_page and ret_descr */
/*-------------------------------------------------------------*/
if ((xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FSEG)
&& mach_read_from_8(descr + XDES_ID) == seg_id
&& (xdes_mtr_get_bit(descr, XDES_FREE_BIT,
hint % FSP_EXTENT_SIZE, mtr) == TRUE)) {
take_hinted_page:
/* 1. hint page所在的extent属于当前segment，并且
hint page也是空闲状态，这是最理想的情况 */
ret_descr = descr;
ret_page = hint;
goto got_hinted_page;
/*-----------------------------------------------------------*/
} else if (xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FREE
&& reserved - used < reserved / FSEG_FILLFACTOR
&& used >= FSEG_FRAG_LIMIT) {
/* 2. segment空间利用率高于临界值（7/8 ，FSEG_FILLFACTOR)，
并且hint page所在的extent处于XDES_FREE状态，直接将该extent从
FSP_FREE摘下，分配至segment的FSEG_FREE中，返回hint page */
ret_descr = fsp_alloc_free_extent(
space_id, page_size, hint, mtr);
xdes_set_state(ret_descr, XDES_FSEG, mtr);
mlog_write_ull(ret_descr + XDES_ID, seg_id, mtr);
flst_add_last(seg_inode + FSEG_FREE,
ret_descr + XDES_FLST_NODE, mtr);
/* 在利用率条件允许的情况下，为segment的FSEG_FREE多分配几个
物理相邻的extent */
fseg_fill_free_list(seg_inode, space_id, page_size,
hint + FSP_EXTENT_SIZE, mtr);
goto take_hinted_page;
/*-----------------------------------------------------------*/
} else if ((direction != FSP_NO_DIR)
&& ((reserved - used) < reserved / FSEG_FILLFACTOR)
&& (used >= FSEG_FRAG_LIMIT)
&& (!!(ret_descr
= fseg_alloc_free_extent(
seg_inode, space_id, page_size, mtr)))) {
/* 3. 当利用率小于临界值，不建议分配新的extent，避免空间浪费，
此时从FSEG_FREE中获取空闲extent，用于分配新的page */
ret_page = xdes_get_offset(ret_descr);
if (direction == FSP_DOWN) {
ret_page += FSP_EXTENT_SIZE - 1;
}
} else if ((xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FSEG)
&& mach_read_from_8(descr + XDES_ID) == seg_id
&& (!xdes_is_full(descr, mtr))) {
/* 4. 当hint page所在的extent属于当前segment时，该extent内如有空闲page，
将其返回 */
ret_descr = descr;
ret_page = xdes_get_offset(ret_descr)
+ xdes_find_bit(ret_descr, XDES_FREE_BIT, TRUE,
hint % FSP_EXTENT_SIZE, mtr);
} else if (reserved - used > 0) {
/* 5. 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 */
fil_addr_t first;
if (flst_get_len(seg_inode + FSEG_NOT_FULL) > 0) {
first = flst_get_first(seg_inode + FSEG_NOT_FULL,
mtr);
} else if (flst_get_len(seg_inode + FSEG_FREE) > 0) {
first = flst_get_first(seg_inode + FSEG_FREE, mtr);
} else {
return(NULL);
}
ret_descr = xdes_lst_get_descriptor(space_id, page_size,
first, mtr);
ret_page = xdes_get_offset(ret_descr)
+ xdes_find_bit(ret_descr, XDES_FREE_BIT, TRUE,
0, mtr);
} else if (used < FSEG_FRAG_LIMIT) {
/* 6. 当前segment的32个碎片页尚未使用完毕，使用fsp_alloc_free_page从
表空间FSP_FREE_FRAG中分配独立的page，并加入到该inode的frag array page
数组中 */
buf_block_t* block = fsp_alloc_free_page(
space_id, page_size, hint, rw_latch, mtr, init_mtr);
if (block != NULL) {
/* Put the page in the fragment page array of the
segment */
n = fseg_find_free_frag_page_slot(seg_inode, mtr);
fseg_set_nth_frag_page_no(
seg_inode, n, block->page.id.page_no(),
mtr);
}
return(block);
} else {
/* 7. 当上述情况都不满足时，直接使用fseg_alloc_free_extent分配一个空闲
extent，并从其中取一个page返回 */
ret_descr = fseg_alloc_free_extent(seg_inode,
space_id, page_size, mtr);
if (ret_descr == NULL) {
ret_page = FIL_NULL;
ut_ad(!has_done_reservation);
} else {
ret_page = xdes_get_offset(ret_descr);
}
}
/* page分配失败 */
if (ret_page == FIL_NULL) {
return(NULL);
}
got_hinted_page:
/* 将可用的hint page标记为used状态 */
if (ret_descr != NULL) {
fseg_mark_page_used(seg_inode, ret_page, ret_descr, mtr);
}
/* 对Page内容进行初始化后返回 */
return(fsp_page_create(page_id_t(space_id, ret_page), page_size,
rw_latch, mtr, init_mtr));
}innodb的文件结构由自下而上包括page（页），extent（区），segment（段），tablespace（表空间）等几个层次。page是最基本的物理单位，所有page具有相同的页首和页尾；extent由通常由连续的64个page组成，tablespace由一个个连续的extent组成；段是用来管理物理文件的逻辑单位，可以向表空间申请分配和释放page 或 extent，是构成索引，回滚段的基本元素；表空间是一个宏观概念，当innodb_file_per_table为ON时一个用户表对应一个表空间。
上述就是小编为大家分享的如何理解InnoDB引擎了，如果刚好有类似的疑惑，不妨参照上述分析进行理解。如果想知道更多相关知识，欢迎关注创新互联行业资讯频道。
当前标题：如何理解InnoDB引擎
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