大家好，我是热心的大肚皮，皮哥。
今天我们聊一聊表空间。
表空间中数据的物理存储
InnoDb
- 系统表空间
使用系统表空间的话，会在该表所在数据库对应的子目录下创建一个名为"表名.frm"的文件，表中的数据会存储在对应的文件中。 - 独立表空间
会在该表所在数据库对应的子目录下创建一个名为"表名.frm"和一个名为"表名.ibd"的文件，表中的数据会存储在这个ibd的文件中。
MyISAM
每个表会有以下3个文件
- 表名.frm: 表示表结构文件。
- 表名.MYD:表示表的数据文件。
- 表名.MYI:表示表的索引文件。
独立表空间结构
区
表空间的页非常多，为了更好的管理，InnoDB的设计者，提出了区（extent）的概念。对于16KB的页来说，连续的64个页就是一个区，也就是说一个区默认大小1MB，每256个区划为一组。
其中，第一个组第一个区最开始的3个页面是固定的，分别是
- FSP_HDR记录表空间一些整体的属性以及（0-255这256个区）的属性，后续细讲，整个表空间只有一个此类型的页面。
- IBUF_BITMAP存储Change Buffer 的信息，现在不用知道。
- INODE存储了INODE Entry的数据结构，后续细讲。
后续各个组最开始的区最开始的页面类型也是规定的，分别如下。
- XDES全程extent descriptor，记录本组256个区的属性，与FSP_HDR差别不大，FSP_HDR多存储了表空间的一些属性。
- IBUF_BITMAP与上面一致。
图片
区一共分为4类。
- FREE-空闲的区
- FREE_FRAG-有剩余空闲页面的碎片区
- FULL_FRAG-没有剩余空闲页面的碎片区
- FSEG-附属某个段的区
区的管理利器-XDES Entry
每个区都对应一个XDES Entry。
- Segment ID段的唯一编号，代表这个区被分配到某个段。
- List Node多个XDES Entry组成的链表，分别组成FREE、FREE_FRAG、 FULL_FRAG三种双向链表。
- State区的状态
- Page State Bitmap占用16字节，128位，每两位代表区内的页面。
段
为了尽量使用顺序I/O，提升磁盘的性能，作者不仅提出了区的概念，有提出了段的概念。上面说的256个区为一个组，其实这个组就是段。 每一个索引都对应2个段，一个叶子节点段，一个非叶子节点段。
段的管理神器-INODE
INODE Entry结构如下。
- Segment ID ：INODE Entry对应的段编号。
- NOT_FULL_N_USED：在NOT_FULL链表中使用了多少个页面。
- 3个List Base Node：分别为段的FREE链表、NOT_FULL链表、FULL链表。
- Magic Number ：标记这个INODE Entry是否初始化，如果是97937874则代表已经初始化。
- Fragment Array Entry：每个该结构都对应着一个零散的页面。
