MySQL数据存储结构

索引组织表

在InnoDB存储引擎中,表是根据主键顺序组织存放的,这种存储方式的表称为索引组织表,每张表都有一个主键,如果创建时没有显式定义主键,InnoDB存储引擎会按照如下方式进行创建主键: - 判断表中是否有非空的唯一索引,如果有,则该列为主键。 - 如果不符合上列条件,InnoDB存储引擎会自动创建一个6字节大小的指针。 - 当表中有多个非空唯一索引,InnoDB会选择第一个定义的非空唯一索引作为主键。

InnoDB逻辑存储结构

所有的数据被逻辑存放在表空间,表空间又由段,区,页(块)组成。存储结构如图所示: InnoDB逻辑存储结构

表空间

表空间是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层,所有的数据都存放在表空间中。如果开启了innodb_file_per_table,每张表的数据可以单独放到一个表空间中。但是每张表的表空间存放的只是数据、索引和插入缓冲Bitmap页。其他类的数据,例如回滚信息,插入缓冲索引页,系统事务信息,二次写缓冲等还是存放在原来的共享表空间中。

表空间由各个段构成,常见的段有:数据段、索引段、回滚段等。InnoDB存储引擎表是索引组织的,因此数据即索引,索引即数据,数据段即为B+树的叶子节点,索引段即为B+树的非索引节点。在InnoDB存储引擎中,对段的管理都是由引擎自身完成,DBA不能也没有必要对其进行控制。

引入段的目的:对于范围查询,会对B+ Tree节点进行顺序扫描,如果不区分叶子节点和非叶子节点,如果将两者放到同一个区当中,查询效率大打折扣,因此引入段来区分不同类型的页面。

区是由连续页组成的空间,在任何情况下每个区的大小都为1MB,为了保证区的连续性,InnoDB一次从磁盘申请4~5个区,在默认情况下,页的大小为16KB,即一个区中共有64个连续页。

引入区的目的:B+ Tree底层通过页存储数据,相邻的两个页物理地址可能离得非常远(产生随机IO),因此分配空间时,直接按区进行分配,这样会将相邻的页在物理上也是连续的,可以消除很多次随机IO,同时会造成空间浪费,整体利远大于弊。

为了考虑以完整的区为单位分配给某个段对于数据量较小的表而浪费存储空间的情况,InnoDB提出了碎片区的概念,碎片区中的页属于不同段。

页是InnoDB磁盘管理的最小单位,默认每个页大小为16KB,可以通过参数innodb_page_size将页的大小设置为4K,8K、16K。

常见的页类型有: - 数据页 - undo页 - 系统页 - 事务数据页 - 插入缓冲位图页 - 插入缓冲空闲列表页 - 未压缩的二进制大对象页 - 压缩的二进制大对象页

InnoDB存储引擎是面向行(row-oriented)的,每个页最多存放16K/2~200行的记录(7992行)。

InnoDB行记录格式

Compact行记录格式

该格式在MySQL5.0中引入,其设计目的是高效地存储数据。简单说,一个页存放的行数据越多,其性能就越高。它的存储方式如图所示: Compact行记录格式

  • 变长字段长度列表:对于变长字段的真实数据占用的字节长度都存放这里。

    • 逆序排放,非NULL
    • 如果变长列的长度小于255 bytes,则用1 byte表示,否则用2 byte表示。
  • NULL标志位:如果该数据行存在NULL值,使用1表示,该部分占用1 byte。

  • 头信息固定5字节(40位),每位的含义如下:

设置deleted_flag的原因:如果物理删除的话,记录在磁盘上需要重新排列,导致性能消耗,被删除掉的记录会形成一个垃圾链表(可重用空间),如果之后有新纪录插入到表中,这部分空间将被覆盖掉。

Compact记录头信息

最后的部分就是实际存储每个列的数据,NULL不占用任何空间,除了之前的标志位,每行数据除了用户定义的列之外,还有两个隐藏列,事务ID列(6字节)回滚指针列(7字节)。如果没有定义主键,还会增加一个rowid列做为主键(6字节)。

行溢出

行溢出概念:在Compact行格式中,当列长度(例如varchar、BLOB等)达到768 byte后,会将该列的前768byte当作prefix存放在行中,多出来的数据溢出存放到溢出页中,然后通过一个偏移量指针将两者关联起来。

Dynamic和Compressed行格式不会存储prefix数据,直接全部溢出,只存储页地址。

InnoDB数据页结构

InnoDB数据页由以下七个部分构成,如图所示: 数据页结构

其中File Header、Page Header、File Trailer的大小是固定的,这些空间是用来标记该页的一些信息,如Checksum,数据页所在的B+树索引的层数。

File Header

该部分用来记录各种页的通用信息,共由八个部分组成,占用38字节。 File Header组成部分

该部分用来记录数据页的状态信息,由14个部分组成,占用56字节,如图所示: Page Header组成部分

Infimun和Supremum Records

Infimun用来记录是比该页中任何主键值都要小的值,Supremum Records指比任何值都大的值。这两个值在页创建时被建立。

User Record和Free Space

User Record是实际存储行记录的内容。Free Space指的是空闲空间(暂未被使用的空间),是一个链表数据结构,在一条记录被删除后,该空间会被加入到空闲链表中。

Page Directory

该部分存放了记录的相对位置,有时这些记录指针称为Slots或Directory Slots,一个槽可能包含多个记录。B+树索引本身并不能找到具体的一条记录,只能找到该记录所在的页,数据库把页载入内存,通过Page Directory进行二分查找。

File Trailer

该部分是为了检测页是否已经完整地写入磁盘,File Trailer只有一个FIL_PAGE_END_LSN部分,占用8字节,前四个字节代表该页地checksum值,最后四个字节和File Header中的FIL_PAGE_LSN相同。将这两个值与File Header中的FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUMFIL_PAGE_LSN的值进行比较,看是否一致,以此来保证页的完整性。

约束

约束机制用来保证数据库中数据的完整性。 完整性有以下三种形式: 1. 实体完整性保证表中有一个主键。 2. 域完整性保证数据每列的值满足特定的条件,域完整性通过以下几种方式来保证: - 选择合适的数据类型确保一个数据值满足特定条i教案 - 外键约束 - 编写触发器 3. 参照完整性保证两张表之间的关系。

对于InnoDB存储引擎,提供了以下几种约束: - Primary Key - Unique Key - Foreign Key - Default - NOT NULL

约束和索引的区别:约束是一个逻辑上的概念,用来保证数据的完整性,而索引是一个数据结构,既有逻辑上的概念,在数据库上还代表着物理存储的方式。

分区表

分区功能并不是在存储引擎层完成的,不是只有InnoDB存储引擎支持分区,MySQL5.1添加了对分区的支持,分区的过程就是将一个表或索引分解为多个更小的、更可管理的部分。从逻辑上讲,只有一个表或一个索引,但是物理上这个表或索引可能由数十个物理分区组成,每个分区都是独立的对象。

MySQL支持的分区类型为水平分(将同一表中不同行的记录分配到不同的物理文件中),不支持垂直分(将同一表中不同列的记录分配到不同的物理文件中)。MySQL的分区是局部分区索引,一个分区既存放了数据又存放了索引,而全局分区是指,数据存放在各个分区中,数据的索引放在一个对象中。

MySQL支持以下几种类型的分区: - RANGE分区:行数据基于属于一个给定连续区间的列值被放入分区。 - LIST分区:面向离散值的分区。 - HASH分区:根据用户自定义的表达式的返回值来进行分区,返回值不能为负数。 - KEY分区:根据MySQL数据库提供的Hash函数进行分区。

无论哪种分区方式,如果表中存在主键或唯一索引时,分区列必须是唯一索引的一个组成部分。

子分区

子分区是在分区的基础上再进行分区,也成为复合分区,MySQL允许在RANGE和LIST分区上再进行HASH和KEY的子分区。 子分区需要注意以下几个问题: - 每个子分区的数量必须相同。 - 要在一个分区表的任何分区上使用SUBPARTITION来明确定义任何子分区,就必须定义所有的子分区。 - 每个SUBPARTITION子句必须包括子分区的一个名字。 - 子分区的名字必须是唯一的。

参考

《MySQL技术内幕:InnoDB存储引擎(第二版)》


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