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- ibd 文件格式解析

ibd 文件格式解析

idb文件

默认情况下每个表会生成一个独立的ibd文件。

Ibd文件中最小存储单元是page，默认情况下每个page是16K，大小由innodb_page_size控制。Ibd中的page包含多种不同类型，每种类型有特定的存储格式及作用，主要是：

Tablespaces(FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR,File space header)：是数据文件的第一个Page，存储表空间关键元数据信息。
Segments(FIL_PAGE_INODE,Index node)：数据文件的第3个page，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。
Extents(FIL_PAGE_TYPE_XDES,Extent descriptor)：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。
Pages(FIL_PAGE_INDEX,B-tree node)：是InnoDB管理存储空间的基本单位，一个页的大小一般是16KB。

除了这四种外，其实还有一个主要的页：page ibuf(FIL_PAGE_IBUF_BITMAP)，也就是用于保存接下来这个FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR或者FIL_PAGE_TYPE_XDES的随后所有的页的change buffer信息。

整个ibd文件中所有page属于同一个表空间，ibd文件前3个page是固定的，分别是page fsp、page ibuf、page inode。

其他的表空间元信息Page，如 FSP_TRX_SYS_PAGE_NO，共享表空间第6个Page，记录了InnoDB重要的事务系统信息。 FSP_DICT_HDR_PAGE_NO，共享表空间第8个Page，存储了SYS_TABLES，SYS_TABLE_IDS，SYS_COLUMNS，SYS_INDEXES和SYS_FIELDS等数据词典表的Root Page（b+树Root节点所在Page）。

Ibd文件总体结构如下图所示：

一个索引的结构：

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。

当我们需要打开一张表时，需要从表空间的数据词典表中加载元数据信息，其中SYS_INDEXES系统表中记录了用户表中所有索引Root Page对应的page no，进而找到B+树Root Page(FIL_PAGE_INDEX)，就可以对整个用户数据B+树进行操作。

page类型和格式(File Header & Trailer)

page类型及作用如表所示（参考源码fil0fil.h）：

在ibd中每个page具有相同的头部(File Header)，该头部占用固定38字节大小，各字段信息如下（参考源码fil0fil.h）：

同样在ibd中每个page具有相同的尾部(File Trailer)，该尾部占用固定8字节大小，字段信息如下（参考源码fil0fil.h）：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-ZBEZ6dMF-1671370630652)(null)]

File Trailer是为了检测页是否已经完整地写入磁盘（如可能发生的写入过程中磁盘损坏、机器关机等）。

前4字节代表该页的 checksum值，最后4字节和 File Header 中的 FIL_PAGE_LSN相同。将这两个值与File Header中的FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM和 FIL_PAGE_LSN值进行比较，看是否一致（checksum 的比较需要通过 InnoDB 的 checksum 函数来进行比较，不是简单的等值比较），以此来保证页的完整性（not corrupted）。

在默认配置下，InnoDB存储引擎每次从磁盘读取一个页就会检测该页的完整性，即页是否发生 Corrupt，这就是通过 File Trailer部分进行检测，而该部分的检测会有一定的开销。用户可以通过参数 innodb_checksums 来开启或关闭对这个页完整性的检查。

MySQL 5.6.6版本开始新增了参数 innodb_checksum_algorithm，该参数用来控制检测 checksum 函数的算法，默认值为 crc32，可设置的值有：innodb、crc32、none、strict_innodb、strict_crc32、strict none。

innodb为兼容之前版本 InnoDB页的 checksum 检测方式，crc32为 MySQL 5.6.6版本引进的新的 checksum算法，该算法较之前的 innodb 有着较高的性能。但是若表中所有页的 checksum 值都以 strict 算法保存，那么低版本的 MySQL数据库将不能读取这些页。none表示不对页启用checksum 检查。

strict *正如其名，表示严格地按照设置的 checksum算法进行页的检测。因此若低版本 MySQL 数据库升级到MySQL 5.6.6或之后的版本，启用 strict_crc32将导致不能读取表中的页。启用strict_crc32方式是最快的方式，因为其不再对innodb和 crc32算法进行两次检测。故推荐使用该设置。若数据库从低版本升级而来，则需要进行mysql_upgrade 操作。

FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR

FSP page是ibd文件的第一个page，主要用于管理全局extent列表、全局inode page列表。FSP page的总体结构如下图所示：

格式

FSP_HDR page主体字段信息如下：

FSP Header字段信息如下：

flst_base_node_t是通用的链表头节点结构，字段信息如下：

fil_addr_t是通用的节点地址结构，字段信息如下：

Extent Descriptor格式

Extent Descriptor结构：

字段信息如下：

flst_node_t是通用的双向链表指针结构，字段信息如下：

extent状态标志如下：

XDES_BITMAP是extent用于管理紧随当前所在页之后的page，每个page占用2bit，一个extent可以管理64个page，结构如下：

Extent Descriptor链表管理

Ibd文件中的全局extent链表在FSP page中进行管理，包括：

空闲extent链表
碎片extent链表
满extent链表

分别由FSP Header中字段FSP_FREE、FSP_FREE_FRAG、FSP_FULL_FRAG表示。

每个extent链表中的元素是Extent Descriptor结构，一个FSP page最多包含256个Extent Descriptor，一个Extent Descriptor最多管理64个page，也就是说一个FSP page最多管理16384个page(第三页的FIL_PAGE_IBUF_BITMAP记录的就是这16384个page的change buffer信息)，当page不够时，需要扩展Extent Descriptor，这是通过增加类型为FIL_PAGE_TYPE_XDES的page来完成的，该类型的page和FSP page除了FSP Header不同外，其他一样，主要是为了扩展Extent Descriptor，详细见后文。

全局extent链表管理关系如下图所示：

注意一下的是：链表中的Extent Descriptor元素可能来自FSP page或XDES page。因为FIL_PAGE_TYPE_XDES并没有FSP page的FSP Header。

Extent Descriptor用于管理page，每个Extent Descriptor最多管理随后的64个page，例如：Extent Descriptor 0管理page 0至page 63，Extent Descriptor 1管理page 64至page 127，依次类推。管理关系如下所示：

Inode page链表管理

Ibd文件中的全局inode page链表在FSP page中进行管理，包括：

满inode page链表
可用inode page链表

分别由FSP Header中字段FSP_SEG_INODES_FULL、FSP_SEG_INODES_FREE表示，每个inode page链表中的元素是page。全局inode page 链表管理关系如下图所示：

FIL_PAGE_INODE

Inode page是ibd文件的第三个page，主要用于管理segment。Inode page总体结构如下图所示：

格式

Inode page主体字段信息如下：

Segment Inode字段信息如下：

为节省空间，每个segment都先从FSP HEADER的FSP_FREE_FRAG中分配32个碎片页（FSEG_FRAG_ARR），当这些32个页面不够使用时，再申请区。

每个INODE PAGE默认可存储85个SEGMENT INODE。每个索引使用2个segment，分别用于管理叶子节点和非叶子节点。

所以一个INODE PAGE最多可以保存42个索引信息(一个索引使用两个段)。如果表空间有超过42个索引,则必须再分配一个INODE PAGE。INODE PAGE的分配是从碎片区中申请，但它的位置不是固定的。为了找到索引的INODE ENTRY，InnoDB定义了SEGMENT HEADER，结构如下：

对于用户表，其索引的Root Page中保存了两个SEGMENT HEADER，分别指向叶子节点的SEGMENT INODE和非叶子节点的SEGMENT INODE。

Segment inode链表管理

每个segment inode代表一个segment，segment用于管理使用的extent，包括空闲extent链表、部分使用extent链表、满extent链表，分别由字段FSEG_FREE、FSEG_NOT_FULL、FSEG_FULL表示，管理关系如下所示：

FIL_PAGE_TYPE_XDES

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 ，用于扩展extent Descriptor，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，每个Extent占用40个字节，一个XDES Page最多描述256个Extent。

FIL_PAGE_INDEX

Index page用于存储数据和索引。Index page总体结构如下图所示：

格式

Index page主体字段信息如下：

Free Space指的就是空闲空间，同样也是个链表数据结构。在一条记录被删除后，该空间会被加人到空闲链表中。

InnoDB将页中数据进行分组，将每个组最后一条数据的偏移量按顺序存储在Page Directory中，每个分组占用一个槽（Slot，两个字节）。

Page Header字段信息如下：

PAGE_LAST_INSERT，PAGE_DIRECTION，PAGE_N_DIRECTION等变量用于进行页的分裂操作。

当记录被删除（不仅是将记录的deleted_flag设置为1，而是彻底删除），会放到PAGE_FREE链表中（链表通过记录头信息next_record串联）。

如果这个页上有记录要插入，会：

先检查PAGE_FREE链表空间是否满足，如果空间满足，直接从PAGE_FREE链表空间分配，仅检查第一个节点的可用空间，不会通过next_record进行遍历；
如果空间不够，再从空闲空间(PAGE_HEAP_TOP)分配；
当空闲空间不足时，会调用函数btr_page_reorganize_low进行页的重新组织，即根据页中记录主键的顺序重新进行整理，这样就能整理出碎片的空间；
若还是空间不足，则进行分裂操作。

页记录是根据主键顺序排序的，这个排序是逻辑上的，而非物理上的（开销过大）。

fseg_header_t字段信息如下：

User Records记录具体的数据内容，其中就包括数据库每行数据的具体数据，单条记录文件结构如下(compact类型)：

记录存储格式

Innodb行格式有四种：redundant、compact、compressed、dynamic，参考源码：rem0types.h/rec_format_enum。其中redundant为旧格式，compact、compressed、dynamic为新格式，新旧格式在记录存储格式上差异较大。接来下会详细介绍不同格式下记录的存储方式。