title: mysql 是怎樣執行的（二）——資料庫檔案系統
date: 2019-3-18 12:34:39
tags: [mysql]
categories: 掘金小冊
keywords: mysql
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檢視資料目錄：show variables like 'datadir';
區分mysql安裝目錄與資料目錄
1.表結構，儲存在 表名.frm 中。
2.資料，根據引擎不同，方式不同
innodb其實是使用頁為基本單位來管理儲存空間的，預設的頁大小為16kb。檢視是虛擬的表,一條查詢的結果集。儲存檢視的時候是不用存資料的，只需要儲存其資料結構，會被儲存到對於資料庫下，對於innodb儲存引擎來說，每個索引都對應著一棵b+樹，該b+樹的每個節點都是乙個資料頁，資料頁之間不必要是物理連續的，因為資料頁之間有雙向鍊錶來維護著這些頁的順序。
innodb的聚簇索引的葉子節點儲存了完整的使用者記錄，也就是所謂的索引即資料，資料即索引。
檢視名.frm檔案。
伺服器程序檔案：程序id
伺服器日誌檔案：各種日誌
預設/自動生成的ssl和rsa證書和金鑰檔案：用於c/s通訊
1.db名與table名不得超過檔案系統允許的最大長度
2.特殊字元：在上述兩名字中，存在除數字和拉丁字母以外的所有字元，都對映成@編碼值，如』test?'表會建立，『[email protected]』
3.資料檔案和索引檔案的大小都受限於檔案系統
抽象概念，可想象成包含若干個資料頁的池子
作用：表空間中頁太多，使用區便於管理
第乙個組開頭3個頁型別是固定的，比較特殊，分別是：
fsp_hdr:描述表空間的一些屬性，每個表空間開頭唯一的頁ibuf_bitmap: 儲存本組關於insert buffer資訊
inode：
除第乙個組外，每個組開頭有2個頁型別是固定的
xdes：extent descriptior，用於登記本組256個區的屬性
ibuf_bitmap
場景：當資料量很大，頁有很多的時候，n次插入後。通過雙向鍊錶連線的兩個邏輯上的頁，其物理距離可能相差很遠。若使用範圍查詢，只需找到最左和最右記錄，而中間的記錄通過雙向鍊錶掃瞄，使用的是隨機i/0（很慢），我們希望其物理位置也最好相鄰，可使用順序io
區： 物理位置上連續的64個頁，在資料量大的時候，分配空間按照區（1mb）分配而不是頁（16kb），公升至數個區的分配。（好處：減少隨機i/0，壞處：空間預分配的浪費，以空間換時間）
段：存放葉子或非葉子節點 的區（和零散頁）的集合
因為順序查詢，是同一層的雙向鍊錶間的查詢，我們不希望 葉子節點和非葉子節點混到一起了。所以乙個索引有
場景：若資料少，豈不是乙個索引要乙個區，1mb葉子段，1mb非葉子段？這麼浪費？所以有了碎片區
碎片區（fragment）
乙個區中，不是所有頁都是為了儲存同乙個段。而是有的頁是段a，有的是段b。
可以理解將碎片區理解為：放置了不同段頁面的區？
當段中資料較少時，插入過程使用的是表空間鍊錶
檢視是否有free_frag碎片區，有則插入資料
否則申請free空閒區，並將其狀態變為碎片區
直到將碎片區變為full_frag
當段中資料已經佔滿32個零散的頁，再使用表空間鍊錶遍歷，效率就低了，
通過段中的，free鍊錶，申請完整的區（空閒區）
每個區的頭部 都有xdes entry，通過它能將同種類別的區連線成鍊錶。便於查詢
隸屬於表空間的鍊錶
free鍊錶
free_frag鍊錶
full_frag鍊錶
隸屬於 段 的鍊錶
free鍊錶：同乙個段中的 free區
not_full鍊錶:同乙個段中，仍然有碎片空間的區組成
full鍊錶：同乙個段中，沒有空閒空間的區組成
彙總：每個索引有兩個段（葉子段，非葉子段），每個段需要三種型別頁鍊錶（free,not_full,full），另外有三個隸屬於表空間的鍊錶。
基節點：用於存放這些鍊錶的資訊（頭節點位置，尾節點位置，節點數）
段雖然是邏輯概念，但是每個段都有乙個inode entry記錄段的資訊
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