第07章_InnoDB数据存储结构

1.数据库的存储结构：页

索引结构给我们提供了高效的索引方式，不过索引信息以及数据记录都是保存在文件上的，确切说是存储在页结构中。另一方面，索引是在存储引擎中实现的，MySQL上的存储引擎负责对表中数据的读取和写入工作。不同存储引擎中存放的格式一般是不同的，甚至有的存储引擎比如Memory都不用磁盘来存储数据。

由于InnoDB是MySQL的默认存储引擎，所以本章剖析InnoDB存储引擎的数据存储结构。InnoDB 索引和数据记录存储在*.idb文件中，MyISAM 索引存储在*.MYI文件中，数据记录存储在*.MYD文件中。

1.1 磁盘与内存交互基本单位：页

InnoDB将数据划分为若干个页，InnoDB中页的大小默认为16KB。
以页作为磁盘和内存之间交互的基本单位，也就是一次最少从磁盘中读取16KB的内容到内存中，一次最少把内存中的16KB内容刷新到磁盘中。也就是说，在数据库中，不论读一行，还是读多行，都是将这些行所在的页进行加载。也就是说，数据库管理存储空间的基本单位是页（Page），数据库I/O操作的最小单位是页。一个页中可以存储多个行记录。

记录是按照行来存储的，但是数据库的读取并不以行为单位，否则一次读取（也就是一次I/0操作）只能处理一行数据，效率会非常低。

1.3 页的大小

不同的数据库管理系统（简称DBMS）的页大小不同。比如在MySQL的InnoDB存储引擎中，默认页的大小是16KB，我们可以通过下面的命令来进行查看：

mysql> show variables like '%innodb_page_size%';

1.2 页结构概述

页a、页b、页c..页n这些页可以不在物理结构上相连，只要通过双向链表相关联即可。每个数据页中的记录会按照主键值从小到大的顺序组成一个单向链表，每个数据页都会为存储在它里边的记录生成一个页目录，在通过主键查找某条记录的时候可以在页目录中使用二分法快速定位到对应的槽，然后再遍历该槽对应分组中的记录即可快速找到指定的记录。以及每个页都会存储最小记录和最大记录

现在假设我们通过B+树找到了在页A中,页A共有1000条数据 , 但是你也知道单链表的查找较慢,时间复杂度O(N) , 于是页目录应运而生 ,

1.4 页的上层结构

区（Extent）是比页大一级的存储结构，在InnoDB存储引l擎中，一个区会分配64个连续的页。因为InnoDB中的页大小默认是16KB，所以一个区的大小是64*16KB=1MB。

段（Segment）由一个或多个区组成，区在文件系统是一个连续分配的空间（在InnoDB中是连续的64个页）不过在段中不要求区与区之间是相邻的。
段是数据库中的分配单位，不同类型的数据库对象以不同的段形式存在。当我们创建数据表、索引的时候，就会相应创建对应的段，比如创建一张表时会创建一个表段，创建一个索引时会创建一个索引段。

表空间（Tablespace）是一个逻辑容器，表空间存储的对象是段，在一个表空间中可以有一个或多个段，但是一个段只能属于一个表空间。数据库由一个或多个表空间组成，表空间从管理上可以划分为系统表空间、用户表空间、撤销表空间、临时表空间等。

比如mysql里面有一个文件 , ibdatal叫做系统表空间,需要注意的一点是，在一个MySQL服务器中，系统表空间只有一份。从MySQL5.5.7到MySQL5.6.6之间的各个版本中，我们表中的数据都会被默认存储到这系统表空间。在MySQL5.6.6以及之后的版本中，InnoDB而是为每一个表建立一个独立表空间，也就是说我们创建了多少个表，就有多少个独立表空间。

2. 页的内部结构

页如果按类型划分的话，常见的有数据页（保存B+树节点）、系统页、Undo页和事务数据页等。数据页是我们最常使用的页。

超级大图片

第一部分File Header 38字节和FileTrailer 8字节

描述各种页的通用信息（比如页的编号、其上一页、下一页是谁等）

1. FIL_PAGE_OFFSET（4字节）
每一个页都有一个单独的页号，就跟你的身份证号码一样，InnoDB通过页号可以唯一定位一个页。就是B+树里面那个页号

2. FIL_PAGE_TYPE(2字节)
这个代表当前页的类型。
FIL_PAGE_UNDO_LOG 0x0002 Undo日志页
FIL_PAGE_TYPE_SYS 0x0006 系统页
FIL_PAGE_INDEX 0x45BF 索引顶，也就是我们所说的数据页

3. FIL_PAGE_PREV（4字节）和FIL_PAGE_NEXT（4字节）
InnoDB都是以页为单位存放数据的，如果数据分散到多个不连续的页中存储的话需要把
这些页关联起来，FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT就分别代表本页的上一个和下
一个页的页号。这样通过建立一个双向链表把许许多多的页就都串联起来了，保证这些页
之间不需要是物理上的连续，而是逻辑上的连续。

4. FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM (4字节）
代表当前页面的校验和（checksum）

什么是校验和？
就是对于一个很长的字节串来说，我们会通过某种算法来计算一个比较短的值来代表这个
很长的字节串，这个比较短的值就称为校验和。
在比较两个眼长的字节串之前，先比较这两个长字节串的校验和，如果校验和都不一样，
则两个长字节串肯定是不同的，所以省去了直接比较两个比较长的字节串的时间损耗。

作用：
InnoDB存储引擎以页为单位把数据加载到内存中处理，如果该页中的数据在内存中被修
改了，那么在修改后的某个时间需要把数据同步到磁盘中。但是在同步了一半的时候断电
了，造成了该页传输的不完整。
为了检测一个页是否完整（也就是在同步的时候有没有发生只同步一半的尴尬情况），这时可以通过文件尾的校验和（checksum值）与文件头的校验和做比对，如果两个值不相等则证明页的传输有问题，需要重新进行传输，否则认为页的传输已经完成。这就好比过去发电报，最后得加个结束符。对讲机说完了得加完毕

5. FIL_PAGE_LSN（8字节）
页面被最后修改时对应的日志序列位置（英文名是：LogSequenceNunber）

第二部分记录部分

页的主要作用是存储记录，所以“最大和最小记录”和“用户记录”部分占了页结构的主要空间。

UserRecords（用户记录)

UserRecords中的这些记录按照指定的行格式一条一条摆在UserRecords部分，相互之间形成单链表。
用户记录里的一条条数据如何记录？
这里需要讲讲记录行格式的记录头信息。

跳到COMPACT行格式的记录头信息（5字节）
记录头信息分成几个部分：delete_mask，min_rec_mask ，record_type，heap_no，n_owned，next_record

mysql> CREATE TABLE page_demo(
    -> c1 INT,
    -> c2 INT,
    -> c3 VARCHAR(10000),
    -> PRIMARY KEY (c1)
    -> ) CHARSET=asci ROW_FORMAT=Compact;
Query OK,0 rows affected (0.03 sec)

1. delete_mask

这个属性标记着当前记录是否被删除，占用1个二进制位。
·值为0：代表记录并没有被删除
·值为1：代表记录被删除掉了

被删除的记录为什么还在页中存储呢？
你以为它删除了，可它还在真实的磁盘上。这些被删除的记录之所以不立即从磁盘上移除，是因为移除它们之后其他的记录在磁盘上需要重新排列，导致性能消耗。所以只是打一个删除标记而已，所有被删除掉的记录都会组成一个所谓的垃圾链表，在这个链表中的记录占用的空间称之为可重用空间，之后如果有新记录插入到表中的话，可能把这些被删除的记录占用的存储空间覆盖掉。

2. min_rec_mask

B+树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记，min_rec_mask值为1。
我们自己插入的四条记录的min_rec_mask值都是O，意味着它们都不是B+树的非叶子节点中的最小记录。

在那一章是这么说的：了解：记录头信息里还有一个叫min_rec_mask的属性，只有在存储目录项记录的页中的主键值最小的目录项记录的min_rec_mask值为1其他别的记录的min_rec_mask值都是0。

3.record_type

这个属性表示当前记录的类型，一共有4种类型的记录：
0：表示普通记录
1：表示B+树非叶节点记录
2：表示最小记录
3：表示最大记录
从图中我们也可以看出来，我们自己插入的记录就是普通记录，它们的record_type值都是0，而最小记录和最大记录的record_type值分别为2和3。至于record_type为1的情况，我们在索引的数据结构章节讲过。

4.heap_no

这个属性表示当前记录在本页中的位置。
从图中可以看出来，我们插入的4条记录在本页中的位置分别是：2、3、4、5。

怎么不见heap_no值为0和1的记录呢？
MySQL会自动给每个页里加了两个记录，由于这两个记录并不是我们自己插入的，所以有时候也称为伪记录或者虚拟记录。这两个伪记录一个代表最小记录，一个代表最大记录。最小记录和最大记录的heap_no值分别是0和1，也就是说它们的位置最靠前。

我们回到第二部分的

Infimum+Supremum（最小最大记录）

记录可以比较大小吗？
是的，记录可以比大小，对于一条完整的记录来说，比较记录的大小就是比较主键的大小。比方说我们插入的4行记录的主键值分别是：1、2、3、4，这也就意味着这4条记录是从小到大依次递增。
InnoDB规定的最小记录与最大记录这两条记录的构造十分简单，都是由5字节大小的记录头信息和8字节大小的一个固定的部分组成的，如图所示：

这两条记录不是我们自己定义的记录，所以它们并不存放在页的UserRecords部分，他们被单独放在一个称为Infimum+Supremum的部分，如图所示：

又回到COMPACT行格式----------记录头信息（5字节）

n_owned

页目录中每个组中最后一条记录的头信息中会存储该组一共有多少条记录，作为n_owned字段。
详情见page directory。（页目录和目录页是两个概念，页目录保存的是槽位，通过对按从小到大顺序排列的槽位使用二分查找就可以快速找到目标槽位对应的用户记录，而目录页保存的是目录项，由主键和该主键对应的页号组成）

next_record

记录头信息里该属性非常重要，它表示从当前记录的真实数据到下一条记录的真实数据的地址偏移量。
比如：第一条记录的next_record值为32，意味着从第一条记录的真实数据的地址处向后找32个字节便是下一条记录的真实数据。
注意，下一条记录指得并不是按照我们插入顺序的下一条记录，而是按照主键值由小到大的顺序的下一条记录。而且规定Infimum记录（也就是最小记录）的下一条记录就是本页中主键值最小的用户记录，而本页中主键值最大的用户记录的下一条记录就是Supremum记录（也就是最大记录）。下图用箭头代替偏移量表示next_record。

删除操作和添加操作

删除操作：
从表中删除掉一条记录，这个链表也是会跟着变化：

mysql> DELETE FROM page_demo WHERE c1 = 2;
Query OK, 1 row affected (0.02 sec)

删掉第2条记录后的示意图就是：

第2条记录并没有从存储空间中移除，而是把该条记录的delete_mask值设置为1。那么第一条记录不再指向第二条记录，是指向第三条记录，所以第二条记录的next就=0；
还有就是最大记录的n_owned原来是5，现在就改成4了。

所以，不论我们怎么对页中的记录做增删改操作，InnoDB始终会维护一条记录的单链表，链表中的各个节点是按照主键值由小到大的顺序连接起来的。

添加操作：
主键值为2的记录被我们删掉了，但是存储空间却没有回收，如果我们再次把这条记录插入到表中，会发生什么事呢？

mysql> INSERT INTO page_demo VALUES(（2,200,tong）
Query OK,1 row affected (0.00 sec)

我们看一下记录的存储情况

第二条记录的第一个1改成0，第一条记录的1指向2了，2->3 ,两个都指向了更改 ,但是5个仍然是一部分 .

直接复用了原来被删除记录的存储空间。
说明：当数据页中存在氢条被删除掉的记录时，这些记录的next_record属性将会把这些被删除掉的记录组成一个垃圾链表，以备之后重用这部分存储空间。

第三部分

Page Directory（页目录）不好理解

SELECT * FROM page_demo WHERE c1 = 3;
方式1：顺序查找
从Infimum记录（最小记录）开始，沿着链表一直往后找，总有一天会找到（或者找不到），在找的时候还能投机取巧，因为链表中各个记录的值是按照从小到大顺序排列的，所以当链表的某个节点代表的记录的主键值大于你想要查找的主键值时，你就可以停止查找了，因为该节点后边的节点的主键值依次递增。如果一个页中存储了非常多的记录，这么查找性能很差。

方式2：使用页目录，二分法查找

124-页结构之页目录与页头_哔哩哔哩_bilibili 至-03.30
1.将所有的记录分成几个组，这些记录包括最小记录和最大记录，但不包括标记为“已删除”的记录。
2.第1组，也就是最小记录所在的分组只有1个记录；
最后一组，就是最大记录所在的分组，会有1-8条记录；
其余的组记录数量在 4-8条之间。
这样做的好处是，除了第1组（最小记录所在组）以外，其余组的记录数会尽量平分。
3.在每个组中最后一条记录的头信息中会存储该组一共有多少条记录，作为n_owned字段。
4.页目录用来存储每组最后一条记录的地址偏移量，这些地址偏移量会按照先后顺序存储起来，每组的地址偏移量也被称之为槽（slot），每个槽相当于指针指向了不同组的最后一个记录

分组是为了节省内存空间，不用一次性将所有数据读到内存，但又能实现较大范围查找

页目录分组的个数如何确定？

为什么最小记录的n_owned值为1，而最大记录的n_owned值为5呢？
InnoDB规定：对于最小记录所在的分组只能有1条记录，最大记录所在的分组拥有的记录条数只能在1~8条之间，剩下的分组中记录的条数范围只能在是4~8条之间。

分组是按照下边的步骤进行的：

初始情况下一个数据页里只有最小记录和最大记录两条记录，它们分属于两个分组。

之后每插入一条记录，都会从页目录中找到主键值比本记录的主键值大并且差值最小的槽，然后把该槽对应的记录的n_owned值加1，表示本组内又添加了一条记录，直到该组中的记录数等于8个。

在一个组中的记录数等于8个后再插入一条记录时，会将组中的记录拆分成两个组，一个组中4条记录，另一个5条记录。这个过程会在页目录中新增一个槽来记录这个新增分组中最大的那条记录的偏移量。

页目录结构下如何快速查找记录？

现在向page_demo表中添加更多的数据。如下：
INSERT INTO page_demo
VALUES
(5, 5po, 'zhou'),
(6, 600, ‘chen'),
(7, 700, 'deng'),
(8, 800, 'yang'),
(9, 900, wang'),
(10, 1000, (zhao'),
(11, 1100,qian'),
(12, 1200, “feng'),
(13,1300, ‘tang'),
(14, 1400, ding'),
(15, 1500, jing'),
(16, 1600, 'quan');
添加了12条记录，现在页里一共有18条记录了（包括最小和最大记录），这些记录被分成了5个组，如图所示：

每个槽都链接到最后一个（如图）接下来就是一个二分法了：比如现在要找的记录是在b+树中，到了叶节点和槽链接，假设从槽0-槽100。

实际上过程就是首先从根目录从上到下查找到数据说处的页；然后数据页根据二分查找查找该数据在哪两个插槽之间，从而确定该数据处于页目录分组后的哪一个组；然后组内链表查找到目标数据即可（一个组4-5个记录）。理解为：槽位就是使得单链表具有顺序数组的性质了

Page Header（页面头部）

为了能得到一个数据页中存储的记录的状态信息，比如本页中已经存储了多少条记录，第1条记录的地址是什么，页目录中存储了多少个槽等等，特意在页中定义了一个叫PageHeader的部分，这个部分占用固定的56个字节，专门存储各种状态信息。

PAGE_N_DIRECTION：假设连续几次插入新记录的方向都是一致的，InnoDB会把沿着同一个方向插入记录的条数记下来，这个条数就用PAGE_N_DIRECTION这个状态表示。当然，如果最后一条记录的插入方向改变了的话，这个状态的值会被清零重新统计。

1. .普通索引和唯一索引在查询效率上有什么不同？
我们创建索引的时候可以是普通索引，也可以是唯一索引，那么这两个索引在查询效率上有什么不同呢？
唯一索引就是在普通索引上增加了约束性，也就是关键字唯一，找到了关键字就停止检索。而普通索引，可能会存在用户记录中的关键字相同的情况，根据页结构的原理，当我们读取一条记录的时候，不是单独将这条记录从磁盘中读出去，而是将这个记录所在的页加载到内存中进行读取。InnoDB存储引擎的页大小为16KB，在一个页中可能存储着上干个记录，因此在普通索引的字段上进行查找也就是在内存中多几次“判断下一条记录"的操作，对于CPU来说，这些操作所消耗的时间是可以忽略不计的。所以对一个索引字段进行检索，采用普通索引还是唯一索引在检索效率上基本上没有差别。

查看MySQL8的默认行格式：

mysql> SELECT @@innodb_default_row_format;

@@innodb_default_row_format 
dynamic
1 row in set (0.00 sec)

指定行格式的语法

在创建或修改表的语句中指定行格式：
CREATE TABLE表名(列的信息)ROW_FORMAT=行格式名称
ALTER TABLE表名ROW_FORMAT=行格式名称


举例：
mysql> CREATE TABLE record_test_table (
       col1 VARCHAR(8),
       col2 VARCHAR(8) NOT NULL,
       col3 CHAR(8),
       col4 VARCHAR(8)
->)CHARSET=asciiROW_FORMAT=COMPACT;
Query OK,0 rows affected (0.03 sec)


向表中插入两条记录：
INSERT INTO record_test_table(col1,col2,col3,col4)
VALUES
('zhangsan','lisi','wangwu','songhk'),
('tong', 'chen', NULL, NULL);

COMPACT行格式

在MySQL5.1版本中，默认设置为Compact行格式。一条完整的记录其实可以被分为记录的额外信息和记录的真实数据两大部分。

变长字段长度列表

MySQL支持一些变长的数据类型，比如VARCHAR(M)、VARBINARY(M)、TEXT类型，BLOB类型，这些数据类型修饰列称为变长字段，变长字段中存储多少字节的数据不是固定的，所以我们在存储真实数据的时候需要顺便把这些数据占用的字节数也存起来。在Compact行格式中，把所有变长字段的真实数据占用的字节长度都存放在记录的开头部位从而形成一个变长字段长度列表。

可以问varchar和char的区别:

注意：这里面存储的变长长度和字段顺序是反过来的。比如两个varchar字段在表结构的顺序是a（10)，b(15)。那么在变长字段长度列表中存储的长度顺序就是15，10，是反过来的。

以上面record_test_table表中的第一条记录举例：因为record_test_table表的col1、col2、Col4列都是VARCHAR（8)类型的，所以这三个列的值的长度都需要保存在记录开头处，注record_test_table表中的各个列都使用的是ascii字符集（每个字符只需要1个字节来进行编码）。

NULL值列表

Compact行格式会把可以为NULL的列统一管理起来，存在一个标记为NULL值列表中。
如果表中没有允许存储NULL的列，则NULL值列表也不存在了。

为什么定义NULL值列表？

比如现在有4个字段，第2-3个是null，第一个字段是a，第四个字段是b
之所以要存储NULL是因为数据都是需要对齐的，如果没有标注出来NULL值的位置，就有可能在查询数据的时候出现混乱。如果使用一个特定的符号放到相应的数据位表示空置的话，虽然能达到效果，但是这样很浪费空间所以直接就在行数据得头部开辟出一块空间，专门用来记录该行数据哪些是非空数据，哪些是空数据，bit格式如下：
1.二进制位的值为1时，代表该列的值为NULL
2.二进制位的值为0时，代表该列的值不为NULL

('tong',chen',NULL,NULL);就表示成0 0 1 1，倒叙一下是1100

例如：字段a、b、c，其中a是主键，在某一行中存储的数依次是a=1、b=null、c=2。那么Compact行格式中的NULL值列表中存储：01。第一个0表示c不为null，第二个1表示b是null。这里之所以没有a是因为数据库会自动跳过主键，因为主键肯定是非NULL且唯一的，在NULL值列表的数据中就会自动跳过主键。

假设有四个字段，0000二进制，最左端的才是1，所以是倒序的

记录头信息

上面已经说过了。

记录的真实数据

记录的真实数据除了我们自己定义的列的数据以外，还会有三个隐藏列：

列名	是否必须	占用空间	描述
row_id	否	6字节	行ID，唯一标识一条记录
transaction_id	是	6字节	事务ID
rol_poiner	是	7字节	回滚指针

innodb有索引，索引即数据，数据即索引：1个表没有手动定义主键，则会选取一个Unique键作为主键，如果连Unique键都没有定义的话，则会为表默认添加一个名为rowid的隐藏列作为主键。所以row_id是在没有自定义主键以及Unigue键的情况下才会存在的。

行格式都说完了，那么举例

CREATE TABLE mytest(
col1 VARCHAR(10),
col2 VARCHAR(10),
col3 CHAR(10),
col4 VARCHAR(10)
)ENGINE=INNODBCHARSET=LATIN1ROW_FORMAT=COMPACT;


INSERT INTO mytest
VALUES（'a','bb','bb','ccc');

INSERT INTO mytest
VALUES('d','ee','ee','ff');

INSERT INTO mytest
VALUES('d',NULL,NULL,'ff');

125-设置行格式与ibd文件剖析Compact行格式_哔哩哔哩_bilibili详细成渣了，真的是细的要命

Dynamic和Compresred行格式与Redundant行格式

其实和compact差不多大，比如我们

CREATE TRBLE varchar_size_demo(
    c VARCHAR (65335)
) CHARSET =ASCII ROW_FORMAT=COMPACT

设定varchar最长字符采用ASCII码。当不写ASCII码时，则默认utf8，三字节一字符为25545最长

但是只有如下才能 正常运行

CREATE TRBLE varchar_size_demo(
    c VARCHAR (65332)
) CHARSET =ASCII ROW_FORMAT=COMPACT

这是因为65533+2字节的变长字段长度+1个NULL值标志

#如果有not null属性，那么就不需要NULL值标识，也就可以多存储一个字节，即
这个也是ok的
CREATE TABLE varchar_size_demol(
    c VARCHAR (65533)NOT NULL  #65533+2个字节的变长字段的长度
)CHARSET=ASCII ROW FORMAT=COMPACT;

通过上面的案例，我们可以知道一个页的大小一般是16KB，也就是16384宝节，而一个VARCHAR（M)类型的列就最多可以存储65533个字节，这样就可能出现一个页存放不了一条记录，这种现象称为行溢出。
在Compact和Reduntant行格式中，对于占用存储空间非常大的列，在记录的真实数据处只会存储该列的一部分数据，把剩余的数据分散存储在几个其他的页中进行分页存储，然后记录的真实数据处用20个字节存储指向这些页的地址（当然这20个字节中还包括这些分散在其他页面中的数据的占用的字节数），从而可以找到剩余数据所在的页。这称为页的扩展，举例如下：

在MySQL8.o中，默认行格式就是Dynamic，Dynamic、Compressed行格式和Compact行格式挺像，只不过在处理行溢出数据时有分歧：
Compressed和Dynamic两种记录格式对于存放在BLOB中的数据采用了完全的行溢出的方式。如图，在数据页中只存放20个字节的指针（溢出页的地址），实际的数据都存放在OffPage（溢出页）中。
Compact和Redundant两种格式会在记录的真实数据处存储一部分数据（存放768个前缀字节）。
Compressed行记录格式的另一个功能就是，存储在其中的行数据会以zlib的算法进行压缩，因此对于BLOB、TEXT、VARCHAR这类大长度类型的数据能够进行非常有效的存储

Redundant（冗余的）行格式

Redundant是MySQL5.0版本之前InnoDB的行记录存储方式，MySQL5.0支持Redundant是为了兼容之前版本的页格式。

过期力，看看得了

字段长度偏移列表

注意Compact行格式的开头是变长字段长度列表，而Redundant行格式的开头是字段长度偏移列表，与变长字段长度列表有两处不同：
1.少了“变长”两个字：Redundant行格式会把该条记录中所有列（包括隐藏列）的长度信息都按照逆序存储到字段长度偏移列表。
2.多了“偏移两个字：这意味着计算列值长度的方式不像Compact行格式那么直观，它是采用两个相邻数值的差值来计算各个列值的长度。

举例：比如第一条记录的字段长度偏移列表就是：
2B251F1B130C06
因为它是逆序排放的，所以按照列的顺序排列就是：
060C 13171A2425
按照两个相邻数值的差值来计算各个列值的长度的意思就是：
第一列(row_id)的长度就是0x06个字节，也就是6个字节。
第二列(transaction_id)的长度就是（Ox0C－0x06)个字节，也就是6个字节。
第三列（roll_pointer)的长度就是（0x13－0x0C)个字节，也就是7个字节。
第四列（col1）的长度就是（0x1B-0x13）个字节，也就是8个字节。
第五列(col2)的长度就是（0x1F－0x1B)个字节，也就是4个字节。

4.区、段与碎片区

4.1为什么要有区？

B+树的每一层中的页都会形成一个双向链表，如果是以贡为单位来分配存储空间的话，双向链表相邻的两个页之间的物理位置可能离得非常远。我们介绍B+树索引的适用场景的时候特别提到范围查询只需要定位到最左边的记录和最右边的记录，然后沿着双向链表一直扫描就可以了，而如果链表中相邻的两个页物理位置离得非常远，
就是所谓的随机io。再一次强调，磁盘的速度和内存的速度差了好几个数量级，随机I/0是非常慢的，所以我们应该尽量让链表中相邻的页的物理位置也相邻，这样进行范围查询的时候才可以使用所谓的顺序I/0。引入区的概念，一个区就是在物理位置上连续的64个页。因为InnoDB中的页大小默认是16KB，所以一个区的大小是64*16KB=1MB。在表中数据量大的时候，为某个索引l分配空间的时候就不再按照页为单位分配了，而是按照区为单位分配，甚至在表中的数据特别多的时候，可以一次性分配多个连续的区。虽然可能造成一点点空间的浪费（数据不足以填充满整个区），但是从性能角度看，可以消除很多的随机I/O，功大于过！

附录：数据页加载的三种方式

InnoDB从磁盘中读取数据的最小单位是数据页。而你想得到的id=xxx的数据，就是这个数据页众多行中的一行。对于MySQL存放的数据，逻辑概念上我们称之为表，在磁盘等物理层面而言是按数据页形式进行存放的，当其加载到MySQL中我们称之为缓存页。

如果缓冲池中没有该页数据，那么缓冲池有以下三种读取数据的方式，每种方式的读取效率都是不同的：
**1.内存读取
如果该数据存在于内存中，基本上执行时间在1ms左右，效率还是很高的。

P127: 04.23-------------25.00长久详细的讲解了

5.表空间

表空间可以看做是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。

表空间可以看做是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。
表空间是一个逻辑容器，表空间存储的对象是段，在一个表空间中可以有一个或多个段，但是一个段只能属于一个表空间。表空间数据库由一个或多个表空间组成，表空间从管理上可以划分为系统表空间（System tablespace）、独立表空间（File-per-table tablespace）、撤销表空间（Undo Tablespace）和临时表空间(Temporary Tablespace）等。在oracle中也许会有所体现

5.1独立表空间

独立表空间，即每张表有一个独立的表空间，也就是数据和索引信息都会保存在自已的表空间中。独立的表空间（即：单表）可以在不同的数据库之间进行迁移。

空间可以回收（DROPTABLE操作可自动回收表空间；其他情况，表空间不能自己回收）。如果对于统计分析或是日志表，删除大量数据后可以通过：altertableTableNameengine=innodb；回收不用的空间。对于使用独立表空间的表，不管怎么删除，表空间的碎片不会太严重的影响性能，而且还有机会处理。

独立表空间结构
独立表空间由段、区、页组成。前面已经讲解过了。

真实表空间对应的文件大小
我们到数据目录里看，会发现一个新建的表对应的.ibd文件只占用了96K，才6个页面大小（MySQL5.7中），这是因为一开始表空间占用的空间很小，因为表里边都没有数据。不过别忘了这些.ibd文件是自扩展的，随着表中数据的增多，表空间对应的文件也逐渐增大。98304/1024