作者：Mayank Prasad
翻译：管长龙
原文：https://mysqlserverteam.com/innodb-tablespace-space-management/
在 InnoDB 中，用户定义的表及其对应的索引数据存储在扩展名为 .ibd 的文件中。 表空间有两种类型，常规（或共享）表空间和每表独立表空间。 对于共享表空间，来自许多不同表及其对应索引的数据可以驻留在单个 .ibd 文件中。 而对于每表独立表空间，单个表的数据及其索引位于一个 .ibd 文件中。
. IBD 文件
这些文件通常位于数据目录中。 让我们尝试创建一个表 test.t1。
mysql>CREATE TABLE test.t1 (c INT) engine=InnoDB;
$ cd /test
$ ls
t1.ibd
上面是独立表空间文件，即与表 t1 相关的表和索引数据将驻留在此文件中。
表空间（TABLESPACE）
对于每表独立表空间，表空间名称与 文件/表 名称的名称相同，即对于上面的表 t1，表空间名称将为 t1。 如果它是使用名称 my_tablespace 创建的常规（或共享）表空间，则该表空间名称将是 my_tablespace。
这些表空间用唯一的 ID 标识，称为 tablespace ID。
页（PAGES）
表空间文件由固定大小的页数组成。 有不同类型的页面可用于不同目的。 我们将在接下来的部分中详细介绍所有这些内容。 在此只需记住，表空间文件是许多固定大小的页面的集合。
区（EXTENTS）
区是表空间内连续页面的集合。 区大小为 1 MB。 因此，如果页面大小为 16Kb，则一个区中可能有 64 页。
因此，如果我们再次查看表空间文件，它是区的集合。
标头页（HEADER PAGE）
表空间的元数据信息没有单独的存储。 它存储在标头页（始终为 0 页）的同一文件中。现在让我们详细了解一下。
空闲片段列表（FREE FRAGS LIST）：
区段链接列表的基节点指针，这些区段具有要“单独”分配的页面。 此列表包含具有至少一个可用页面分配的范围。
完整列表（FULL FRAGS LIST）：
区段链接列表的基节点指针，这些区段具有要“单独”分配的页面。 此列表包含没有可用页面分配的范围。
空闲列表（FREE LIST）：
区自由分配的链接列表的基本节点指针。 该列表的区可以分配给文件段（稍后描述），也可以分配给空闲片段列表。
XDES 条目（XDES Entries）：
表空间中第一组扩展的扩展描述符条目（稍后描述）。
扩展描述符页（XDES页）
区是页的集合。我们需要存储与属于某个范围的页相关的一些元数据信息。 要存储此信息，我们有“扩展描述符页”。
对于 16K 的页大小，一个 XDES 条目（稍后描述）的大小为 40 字节，用于提供有关 64 页的元数据信息。 为了易于实现，一个 XDES 页面条目所覆盖的页面数等于页大小。基于此，可以很容易地找到每个页面大小的 XDES 页中 XDES 条目的数量。
随着表空间的增加（即添加了更多数据），将分配更多的扩展数据块（更多的页）。 一旦区的总数量大于 XDES 页可以跟踪的范围，就会分配一个新的 XDES 页，该页将用于跟踪下一组区。
注意：对于第一组扩展，标头页用于存储 XDES 条目。
下图描述了一个 EXTENT 描述符页和各个 XDES 条目。
注意：列表节点中的上一个和下一个指针指向列表中的 上一个 / 下一个 区：
FULL，NOT_FULL 和 FREE LIST（如果此区属于文件段）。
FREE_FRAG，FULL_FRAG，FREE，其它。
一些数字！
一个扩展区大小 = 1 MB
一页大小 = 16 KB
一个区内的总页数 = 64 页
一个 XDES 页中的 XDES 条目总数 = 256
可以在一个 XDES 页面中涵盖总范围 = 256
总页面数可以包含一个 XDES 页面 = 16384
因此，一旦表空间大小超过16384页，我们需要分配一个新的XDES页以保留更多数据区（待分配）。
节点页（INODE PAGE）
这些页面保留有关文件段（FSEG）的信息。 因此，在进入 INDOE 页条目之前，让我们了解文件段。
文件段（FILE SEGMENT）
文件段是一个逻辑单元，是页面和区段的集合。下图描述了文件段的高级逻辑（非物理）视图。
- FRAG ARRAY
分配给该段的单页数组（32个条目）。
- NOT FULL LIST
基本节点指针，指向分配给该段的扩展区的链接列表，并具有至少一个空闲页面。
- FULL LIST
指向分配给此段的扩展区的链表的基本节点指针，并且没有空闲页。
- FREE LIST
指向分配给该段的扩展区的链接列表的基本节点指针，并具有所有可用页。
注意1：FRAG ARRAY 中的页面属于一个区，该区是 FRAG_FULL / FRAG_FREE LIST 的一部分（即文件段 ID 为 0），并在表空间标头页中维护。 如前所述，这些扩展区中的页面被许多段共享。如下图所示：
注意2：当扩展区变为空闲（即不再使用的页面）时，它不会移动到“文件段”的“空闲”列表中。 相反，它将移至在表空间级别维护的 FREE LIST。
问：为什么我们需要文件段？
答：这是为了简化页面管理。 因此，一旦删除文件段，就知道要释放所有扩展区和页面。
随着表的增长，它将在每个文件段中分配各个页面，直到片段数组变满为止，然后切换到一次分配一个扩展区，最终切换到一次分配四个扩展区。
INODE 页（重新访问）
现在，让我们回到 INODE 页面。 INODE 页保留文件段的条目，即 INODE 页中的每个条目代表一个文件段。 上面描述的图 6（在其中描述了文件段的高级视图）实际上是 INODE 页面中的条目，被称为“ INODE 文件段条目”。 让我们再来看一看：
问：索引中如何使用文件段？
答：InnoDB 中的每个索引（由 B +树表示）使用两个文件段。
叶子页段：将叶子页存储在 B 树中。
非叶子页段：将非叶子（中间）页面存储在 B 树中。
在页面上，FSEG HEADER 是存储这两个文件段 INODE 条目信息的位置。 从这些条目中，我们查询 INODE 页面以找到相应的文件段信息。
注意：对于索引，因为索引只有一个叶子段和一个非叶子段，所以仅使用根页的 FSEG HEADER 存储这些信息。 对于 B 树中的其余页面，FSEG HEADER 填充为 0。
杰里米·科尔（Jeremy Cole）在他的博客中给出的一个很好的说明性示例：
“例如，在一个新创建的表中，唯一存在的页面将是根页面，它也是一个叶页面，但存在于“内部”文件段中（因此以后不必移动它） 。 “叶”文件段 INODE 列表和片段数组将全部为空。 “内部”文件段 INODE 列表将全部为空，并且单个根页面将在片段数组中。”
摘要
那么，当我们 创建/删除 索引时，它们如何工作？
如上所述，一旦创建索引（即，至少创建根页面），将为该索引分配两个文件段。 一个用于叶子页面，到目前为止将没有页面，一个用于非叶子页面，将仅分配一个页面即根页面。
现在，随着索引大小的增长，即 B 树的增长，
- 新页面在 FRAG ARRAY 中分配。
- 需求跨越 32 页后，便会将一个区分配给分段并将其移至“FREE LIST”。
- 一旦使用了该新扩展区的页面，该扩展区将移至“非完整列表”。
- 一旦使用了该区的所有页面，它将移至“FULL LIST”并分配一个新的区（与步骤 3
- 相同）。
从根页面删除索引后，我们将知道两个文件段。 我们继续将这两个文件段中的所有扩展区标记为空闲。
感谢您使用 MySQL！