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MYSQL实战优化——数据页、表空间
经过前面的介绍现在我们都知道，一行一行的数据是存放在数据页里的，所以接下来我们该分析一下数据页的结构了。之前介绍过，每个数据页，实际上是默认有16kb的大小，那么这16kb的大小就是存放大量的数据行吗？明显不是的，其实一个数据页拆分成了很多个部分，大体上来说包含： 文件头、数据页头，最小记录和最大记录、多个数据行、空闲空间、数据页目录、文件尾部。下面我们来看一张图：
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简单来说，就是平时我们创建的那些表，其实都有一个表空间的概念，在磁盘上都会对应着“表名.ibd”这样的一个磁盘数据文件。所以在物理层面，表空间就是对应一些磁盘上的数据文件。有的表空间，比如系统表空间可能对应的是多个磁盘文件，我们自己创建的表对应的表空间可能就是对应了一个“表名.ibd”数据文件。
在表空间的磁盘文件里会有很多的数据页，但是如果一个表空间包含了太多数据页的话就不便于管理，所以在表空间里又引入了一个 的概念，英文就是extent，一个数据区对应着连续的64个数据页，每个数据页是16kb，所以一个数据区是1mb，然后256个数据区被划分为一组。
对于表空间而言，它的第一组数据区的第一个数据区的前3个数据页都是固定的，里面存放了一些描述性的数据。比如fsp_hdr这个数据页，它里面就存放了表空间和这一组数据区的一些属性。ibuf_bitmap数据页，里面存放的是这一组数据页的所有insert buffer的一些信息。inode数据页，这里也存放了一些特殊信息。
我们现在先不去具体了解它们是干什么的，只要知道第一组数据区的第一个数据区的前3个数据页，都是存放一些特殊信息的。然后这个表空间里的其它各组数据区，每一组数据区的第一个数据区的头两个数据页都是存放特殊信息的，比如xdes数据页就是用来存放这一组数据区的一些相关属性的，其实就是很多描述这组数据区的东西。下面我们通过一张图来看一下表空间的存储结构。
1、linux操作系统的存储系统软件层原理分析以及IO调度优化原理
简单来说，linux的存储系统分为 VFS层、文件系统层，Page Cache缓存层，通用Block层、IO调度层、Block设备驱动层、Block设备层 ，如下图：
最后IO完成调度之后，就会决定哪个IO请求先执行，哪个IO请求后执行，此时可以执行的IO请求就会交给Block设备驱动层，最后经过驱动把IO请求发送给真正的存储硬件，也就是Block设备层。硬件设备完成IO读写操作，最后就把响应经过上面的层级反向依次返回，最终MySQL可以得到本次IO读写操作的结果。
Mysql - 脏页
当内存数据页跟磁盘数据页内容不一致的时候，我们称这个内存页为“脏页”。内存数据写入到磁盘后，内存和磁盘上的数据页的内容就一致了，称为“干净页”。
不论是脏页还是干净页，都在内存中。
平时很快的更新操作，都是在写内存和日志。
一条 SQL 语句，正常执行的时候特别快，但是有时也不知道怎么回事，它就会变得特别慢。
那这时候可能就是在刷脏页到磁盘中了~ flush
（1） InnoDB的redo log写满了。这时候系统会停止所有的更新操作，然后让日志可以继续写。
把这部分数据日志都flush到磁盘上面。
(2) 也可能是系统内存不足，需要新的内存页，那么就淘汰一些内存页，空出来的给别的数据页使用。
先把脏页写到磁盘。
PS:使用内存是为了效率更好，
因为如果内存存在数据页，那么数据就一定正确，直接返回；
如果内存没有数据，才需要去磁盘中取，读入到内存，返回；
(3) MySQL 认为系统“空闲”的时候,反正闲着也是闲着hh
反正有机会就刷点数据
(4)MySQL 正常关闭。这时候，MySQL 会把内存的脏页都 flush 到磁盘上，这样下次 MySQL 启动的时候，就可以直接从磁盘上读数据，启动速度会很快。
3.1 如果是redo log写满了
尽量避免的。因为出现这种情况的时候，整个系统就不能再接受更新了，所有的更新都必须堵住。更新数为 0。
3.2 内存不够用了
常态，很正常。
3.3 buffer pool
因为innodb用的是buffer pool 管理内存，缓冲池中的内存页有三种状态：第一种是还没有使用的；第二种是使用了并且是干净页；第三种是使用了并且是脏页。
Innodb 的内存策略是尽量使用内存。
我觉得知道一下就好，这个脏页刷的快不快跟磁盘的能力有关。
可以通过innodb_io_capacity 这个参数设置磁盘能力。
InnoDB 的刷盘速度就是要参考这两个因素：一个是脏页比例，一个是 redo log 写盘速度。
平时要多关注脏页比例，不要让它经常接近 75%。
INNODB刷脏页，如果发现旁边也是脏页，那么会连带着一起刷掉。
所以可能会很慢，如果你的查询正好要先flush一个脏页的话。
在 InnoDB 中，innodb_flush_neighbors 参数就是用来控制这个行为的，值为 1 的时候会有上述的“连坐”机制，值为 0 时表示不找邻居，自己刷自己的。
找“邻居”这个优化在机械硬盘时代是很有意义的，可以减少很多随机 IO。机械硬盘的随机 IOPS 一般只有几百。
但是SSD 的IO很高，所以可以不用非要有刷写邻居的操作，可以加快响应。
在 MySQL 8.0 中，innodb_flush_neighbors 参数的默认值已经是 0 了。
对比这个LSN跟checkpoint 的LSN，比checkpoint小的一定是干净页
也就是如果内存中比redolog的头部小，那么就是干净页
每个数据页有LSN，重做日志有LSN，checkpoint有LSN。
占用8字节，LSN主要用于发生crash时对数据进行recovery，LSN是一个一直递增的整型数字，表示事务写入到日志的字节总量。
LSN不仅只存在于重做日志中，在每个数据页头部也会有对应的LSN号，该LSN记录当前页最后一次修改的LSN号，用于在recovery时对比重做日志LSN号决定是否对该页进行恢复数据。前面说的checkpoint也是有LSN号记录的，LSN号串联起一个事务开始到恢复的过程。
感谢：
我感觉就是可以理解为是一个long类型的数字，可以根据这个来比较要不要刷写数据，以及是不是干净页面，在恢复数据要拿这个进行比较。
缓存区域，缓存数据和索引在内存中。
innodb使用了一些链表。
lru链表：用来存储内存中的缓存数据。
free链表：用来存放所有的空闲页，每次需要数据页存储数据时，就首先检测free中有没有空闲的页来分配。
flush链表：在内存中被修改但还没有刷新到磁盘的数据页列表，就是所谓的脏页列表，内存中的数据跟对应的磁盘上的数据不一致，属于该列表的页面同样存在于lru列表中，但反之未必。
将脏页flush到磁盘上是直接将脏页数据覆盖到对应磁盘上的数据
mysql5.7command line client怎么保存
ctrl+s。
登录云虚拟主机管理页面。找到待获取数据库信息的云虚拟主机，单击对应操作列的管理。在左侧导航栏单击数据库信息。在数据库信息页面，获取数据库信息。
将代码中的数据库信息和备份文件保存路径替换为实际的云虚拟主机数据库信息和保存路径即可。
MySQL - 页
页是 InnoDB 管理存储空间的最小单位。一个页的大小一般是 16 KB。InnoDB 有许多种页用于不同的作用。其中数据页则是用于存储数据。数据页存储的内容为:
其中 Infimum + supremum 以及 User Records 为页中存储数据的部分。其中 Infimum 表示页中的最小记录，而 supremum 表示页中的最大记录。这两个记录不存储实际的值，而仅仅表示开头以及结尾。User Records 部分按行存储数据。User Records 中的每一条记录格式为:
插入到页中的记录是按主键大小进行排序。利用其中的 next_record 可以查找到下一条记录。在不考虑索引的情况下，如果我们要寻找其中的某条记录可以通过遍历链表的方式进行查找。但是如果当页中的数据过多，o(n) 的时间复杂度明显不满足快速查找的需求。因此 InnoDB 在页中设计了页目录。页目录中有多个槽，其规则如下:
因此实际搜索时，可以利用槽进行二分搜索，将算法复杂度降到了 。这个结构有点类似于一个两层的跳跃表。
由于一个页中实际能存储的数据有限，因此记录会被分配到多个页进行存储。页与页之间有着双向链表的结构。
在 innodb 中使用 B+ 树作为索引。实际上索引在 mysql 中也是作为页进行管理的。例如:
索引页与数据页类似，只是索引页中一条记录只存在两列。分别是页对应的最我号，以及页的页编号。当然，一个 b+ 树肯定存在多个级别，因此实际上的存存储格式为:
这里可以看出索引页与数据页其实并没有太多的区别。只不过数据页中存储着真实的数据，而索引页只存储索引。这里也可以看出主键索引实际上是聚集索引，当查找到最终的数据页时是可以直接获得数据。
许多个页组成的空间之为页空间。每个表空间对应着一个真实的文件 表名.ibd。每一个独立表空间中又会分为多个区。每一个区实际上是 64 个连续的页组成。每256个区划又会分为一组。
为什么会提出区的概念呢？原因是查找数据的时候，在页与页之间会通过双向链表进行查找。如果两个页随机分配物理地址，则其之间的物理位置可能非常远。那么在查找的时候无疑会形成大量的随机 IO。降低磁盘的性能。因此，当表中数据过大的时候，以区为单位进行分配连续的磁盘空间，可以减少随机 IO 的数量。
表空间中还有段的概念，当我们利用索引进行查询的时候。很多时候实际上是利用 B+ 树的叶子节点进行范围扫描。但是如果将索引页和数据页都存放在一个区中，那么数据页不一定是连续的磁盘空间。因此当进行范围扫描的时候又会存在随机 IO 的情况。因此索引页和数据页实际上是存放在不同的区中。存放索引页的区的集合又成为一个段，当然非索引页存放的区的集合则为另一个段。
我们知道，磁盘的速度是远远小于内存的速度。因此 InnoDB 会将查询的页缓存在内存 Buffer Pool 中，以免每一次请求都从磁盘中获取，加快查询速度。当然，内存不可能无止尽的使用。因此 InnoDB维护了一个 free 链表。 free 链表指向 Buffer Pool 中可用的部分。
当页面进行修改之后，缓存的中的页页不会马上落盘，这样的页称为脏页。InnoDB 维护了一个 flush 链表指向了脏页。当 buffer 的空间不足时，InnoDB 会进行刷页操作，将脏页写入到磁盘中，腾出内存空间供新的页缓存使用。
一般来说，数据有冷热之分。如果经常刷新热点数据到磁盘中，肯定不划算。因为热点数据经常被查询修改，当写入到磁盘中后又会很快读入到缓存中，做了很多无用功。因此 InnoDB 采用了 LRU 算法统计哪些是热点数据，哪些是非热点数据。每次刷盘时从首先 LRU 链表的尾部将热点数据刷入到磁盘中。
InnoDB 并不是采用最简单的链表，而是划分区域的链表。其设计的原因是，InnoDB 在某些时候会采取预读的操作，将一个区的数据全部读入到内存中。这些数据就会出现在 LRU 链表的头部。如果这些预读的数据最终不能被查询，那么真正的热点数据反而被挤到了链表的尾部，这样一旦存在预读行为 LRU 链表的功能就丧失了。同样，当用户进行扫描全表的操作时，大量的页也会被加载到缓存中将 Buffer 占满。因此 InnoDB 将 LRU 分为两个区域-热数据(young 区)以及冷数据(old 区)。
对于第一种情况，当页被缓存到 Buffer 时首先会被放在 old 区。如果该页后续被继续访问，则会被放到 young 区中。而如果该页后续没有被继续访问到，则会逐渐移动到 old 区尾部。
对于扫描全表的情况，扫描全表有一个特点。即页中的每一条数据都会被访问到，同一个页第一次访问到最后一次访问的间隔时间一定很短。因此 InnoDB 设计了一个策略，如果当一个页加载到内存中，并且该页在第一此访问与最后一次访问间隔相差小于 1s (默认值)，则该页就不会被加入到 young 区中。因此这种方式可以避免全表扫描时对 LRU 链表的污染。
mysql是怎么做数据存储的
1，每个数据库对应一个文件夹，文件夹名和库名相同；
2，(单独的表空间中) 每张表对应几个文件，文件名和表名相同，innodb引擎中对应两个文件，后缀名为：frm、ibd；
frm文件：存储的是表结构信息。
ibd文件：存储的是表里的数据、索引等。
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