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。
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 * 64max_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){ ... block = fseg_create(space, 0, PAGE_HEADER + PAGE_BTR_SEG_TOP, mtr); if (block == NULL) { return(FIL_NULL); } page_no = block->page.id.page_no(); frame = buf_block_get_frame(block); if (!fseg_create(space, page_no, PAGE_HEADER + PAGE_BTR_SEG_LEAF, mtr)) { btr_free_root(block, mtr); return(FIL_NULL); } page_zip = buf_block_get_page_zip(block); if (page_zip) { page = page_create_zip(block, index, 0, 0, NULL, mtr); } else { page = page_create(block, mtr, dict_table_is_comp(index->table), dict_index_is_spatial(index)); } btr_page_set_index_id(page, page_zip, index_id, mtr); btr_page_set_next(page, page_zip, FIL_NULL, mtr); btr_page_set_prev(page, page_zip, FIL_NULL, mtr); 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, ulint page, ulint byte_offset, ibool has_done_reservation, mtr_t* mtr) { ... if (page != 0) { block = buf_page_get(page_id_t(space_id, page), page_size, RW_SX_LATCH, mtr); header = byte_offset + buf_block_get_frame(block); } 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; } seg_id = mach_read_from_8(space_header + FSP_SEG_ID); mlog_write_ull(space_header + FSP_SEG_ID, seg_id + 1, mtr); mlog_write_ull(inode + FSEG_ID, seg_id, mtr); mlog_write_ulint(inode + FSEG_NOT_FULL_N_USED, 0, MLOG_4BYTES, mtr); flst_init(inode + FSEG_FREE, mtr); flst_init(inode + FSEG_NOT_FULL, mtr); flst_init(inode + FSEG_FULL, mtr); 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); } 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 ); 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); } 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:
staticxdes_t*fsp_alloc_free_extent( ulint space_id, const page_size_t& page_size, ulint hint, mtr_t* mtr){ ... header = fsp_get_space_header(space_id, page_size, mtr); descr = xdes_get_descriptor_with_space_hdr( header, space_id, hint, mtr, false, &desc_block); fil_space_t* space = fil_space_get(space_id); if (descr && (xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FREE)) { } else { 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); } if (fil_addr_is_null(first)) { return(NULL); } descr = xdes_lst_get_descriptor( space_id, page_size, first, mtr); } 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:
staticxdes_t*fseg_alloc_free_extent( fseg_inode_t* inode, ulint space, const page_size_t& page_size, mtr_t* mtr){ ... 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); } 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); 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){ ... header = fsp_get_space_header(space, page_size, mtr); descr = xdes_get_descriptor_with_space_hdr(header, space, hint, mtr); if (descr && (xdes_get_state(descr, mtr) == XDES_FREE_FRAG)) { } else { first = flst_get_first(header + FSP_FREE_FRAG, mtr); if (fil_addr_is_null(first)) { descr = fsp_alloc_free_extent(space, page_size, hint, mtr); if (descr == NULL) { 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); } hint = 0; } 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; fsp_alloc_from_free_frag(header, descr, free, mtr); 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:
staticbuf_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 ){ ... reserved = fseg_n_reserved_pages_low(seg_inode, &used, mtr); 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) { hint = 0; descr = xdes_get_descriptor(space_id, hint, page_size, mtr); } 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: 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) { 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); 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)))) { 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))) { 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) { 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) { buf_block_t* block = fsp_alloc_free_page( space_id, page_size, hint, rw_latch, mtr, init_mtr); if (block != NULL) { 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 { 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); } } if (ret_page == FIL_NULL) { return(NULL); }got_hinted_page: if (ret_descr != NULL) { fseg_mark_page_used(seg_inode, ret_page, ret_descr, mtr); } 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,欢迎关注编程网行业资讯频道。
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