历史
查看使用的默认引擎
InnoDB存储引擎的文件
表空间是一个逻辑的概念，由多个文件组成，支持裸设备
分类：
系统表空间：
存储元数据，undo信息，change buffer信息等。最初只有系统表空间所有的表和索引都存储在其中，随后做了改进可以使用独立的表空间了
独立表空间：
需要开启，每张用户表对应一个独立的idb文件。分区表对应多个文件
开启：
innodb-file-per-table=1
undo表空间：
5.6版本后支持undo表空间。需要进行开启
用来保存事务中的DML语句的undo信息，也就是来保存数据在被修改之前的值。 在MySQL5.6中开始支持把undo log分离到独立的表空间，并放到单独的文件目录下。这给部署不同IO类型的文件位置带来便利，对于并发写入型负载，可以把undo文件部署到单独的高速存储设备上。
innodb_undo_tablespaces = 3
用于设定创建的undo表空间的个数，在mysql_install_db时初始化后，就再也不能被改动了；默认值为0，表示不独立设置undo的tablespace，默认记录到ibdata中；否则，则在undo目录下创建这么多个undo文件，例如假定设置该值为4，那么就会创建命名为undo001~undo004的undo tablespace文件，每个文件的默认大小为10M。修改该值会导致Innodb无法完成初始化，数据库无法启动，但是另两个参数可以修改；
临时表空间：
MySQL5.7增加了临时表空间（ibtmp1）通过把查询保存成临时表，存到临时表空间
配置临时表空间：
innodb_temp_data_file_path
同一个表空间（ibdata1） 存储和 独立表空间 存储就 性能 上而言没有区别，删除表时系统表空间中数据删除但是空间不会立即释放，删除独立的表空间会立即释放空间。独立表空间更加直观。
查看表空间的元数据信息
select * from information_schema.innodb_sys_tablespaces
General表空间：
创建一个通用表空间，指定存储路径。创建表指定其表空间为通用表空间，可改变数据存储的位置。一个通用表空间可以对应多张表 。可以简单的理解为把多个表的 ibd 文件合并在一起了
注意，如果设置了innodb_page_size,且大小不是file_block_size，那么在创建表的时候会报错。
重做日志文件：
data目录下会有两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的文件，每个大小48M。这个文件就是InnoDB存储引的redo log（叫做重做日志）。在MySQL官方手册中将其称为InnoDB存储引擎的日志文件，不过更准确的定义应该是重做日志文件（redo log file）。重做日志文件对于InnoDB存储引擎至关重要，它们记录了InnoDB存储引擎的事务日志。这种日志和磁盘配合的整个过程，其实就是 MySQL 里的 WAL 技术（Write-Ahead Logging），关键点就是先写日志，再写磁盘。当事务提交（COMMIT）时，必须先将该事务的所有日志写入到重做日志文件进行持久化，待事务的COMMIT操作完成才算完成。这里的日志是指重做日志，redo log用来保证事务的持久性
表空间内部组织结构
内部结构：
表空间（tablespace） -> 段（segment, 逻辑概念）-> 区 (extent)-> 页(page)->行（row）
表空间-区
区是最小的空间申请单位，固定大小为1M,如果页(page_size)大小为16K,一个区内存放1024/16个页，通常来说空间申请时会一次申请4个区（特殊情况也会申请5个）。一个区内中的物理上是连续的。
表空间-页
页是最小的IO单元，data的最小单元是页中的记录（row）
设置页的大小：
innodb_page_size = 16K (默认16K)
如何快速定位到一个页？
每个 表空间 都 对应 一个 SpaceID ，而 表空间 又对应一个 ibd文件 ，那么一个 ibd文件 也对应一个 SpaceID，每一个表空间都有对应的唯一自增的spaceID，每个表空间中的页都有唯一自增的pageID（唯一范围本空间）,通过spaceID+pageID的方法快速定位到页。
压缩表
# 定义压缩后的存储的页的大小
key_block_size=16
# 开启压缩
row_format=compressed
# `key_block_size`的设置`不影响压缩`本身*（只和数据本身以及zlib算法有关）*，只是确定`压缩后的数据`存放的`页大小`，字段类型如果是`varchar`，`text`等类型的数据，压缩的效果还是比较明显的innodb_page_size=16k 的的数据设置 key_block_size=16 是可以压缩的，且效果比较明显；
并不是 key_block_size 设置的越小，压缩率就越高；
在启用压缩后，16K 和 8K 的插入性能要好于原来未压缩的插入性能，所以启用了压缩，性能不一定会变差 ；
在I/O Bound（IO密集型）的业务场景下，减少I/O操作的次数对性能提升比较明显。
key_block_size 的设置的值（ 经验值 ）通常为 innodb_page_size 的 1/2
在MySQL的官方文档中，上面（包括之前谈的）都称之为 InnoDB Table Compression ，其实不够准确，因为他是基于页的压缩.
透明表空间压缩
没有指定页大小 ，而是使用了文件系统（filesystem）层中 稀疏文件 的特性，来达到压缩的目的
压缩后，原来16K的数据压缩成了4K；
剩余的12K空间用特殊的孒符填充（比如说是0）；
在写入文件系统时调用 Punching holes 写入，实则只写入4K的数据；
被填充的12K的空间，可以提供给后序的插入，更新等使用；
从innodb的角度看还是16K的页大小，只是文件系统知道该页只需要4K就能够孓储（对innodb是透明的）；
SpaceID 和 PageNumber 的读取方式没有改变（细节由文件系统屏蔽）；
由于文件系统的快大小是4K，所以压缩后孓储的空间也是4K对齐的
比如16K压缩成了 10K ，那就需要 3个4K 去孓储没有实验成功
索引组织表
在InnoDB存储引擎中，表都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（index organized table），或者叫聚集索引（clustered index）
每张表都必须有一个主键
根据主键的值构造一颗B+树
这颗B+树的叶子节点（leaf page）存放所有记录
非叶子节点存放的主键和指针（若干个{主键，指针} 组成一个非页节点）
指针指的就是pagenumber （这里 不需要SpaceID ，因为SpaceID对应的是 ibd文件 ，我们现在是在 ibd文件内部 查找数据）
主键：
如果创建表的时候 没有显示指定主键 ，则InnoDB会按照如下方式选择或创建主键：
1. 判断表中是否有 非空的唯一索引 ，如果有该列即为主键 ；
◦ 如果存在多个非空唯一索引，以创建表时 第一个定义 的非空唯一 索引 为准，而 不是（columns）定义的顺序
2. 如果上述条件都不符合，则InnoDB自动创建一个6字节大小的指针；
索引组织表与堆表
堆表索引和数据分开了，索引中存放了数据的位置而不是数据的本身
索引组织表将索引和数据放在了一起，索引的叶子节点（leaf page）存放了所有完整的记录（Row）。
索引即数据，数据即索引
注意：
1. 非叶子节点（Non-leaf page）中不会孓放所有的数据（Row）的 {主键, PageNumber}，而是从叶子节点（leaf page）中选出一个数据的主键，将这个主键和该页的PageNumber填入到非叶节点（Non-leaf page）中
2. 从逻辑上看，是一棵B+树，但是从物理上看都是每个页（非叶子节点和叶子节点）通过指针串在一起，使得逻辑有序。
二级索引中的叶子节点不存放数据本身，而是存放主键。
Double Write
MySQL的数据页默认是16K，而文件系统的数据页是4K，IO操作是按页为单位就行读写的。这就可能出现数据库对一个16k的数据页修改后，操作系统开始进行写磁盘，但是在这个过程中数据库宕机导致没有完全将16K数据页写到磁盘上。数据库重启后，校验数据页，发现有数据页不完整，就起不来了（redo是基于完整数据页进行的恢复）。
为了解决这个问题，MySQL引入了double write这个特性。double write针对的是脏数据，提高innodb的可靠性，用来解决部分写失败(partial page write）。为了数据的持久性，脏数据需要刷新到磁盘上，而double write就产生在将脏数据刷盘的过程中。刷盘是一份脏数据写到共享表空间ibdata中，一份写到真正的数据文件永久的保存。写了两次脏数据，就叫double wriete
Double Write的目的是为了保证数据写入的可靠性， 避免partial write 的情况
◦ partial write（ 部分写 ）
◾ 16K的页只写入了4K，6K，8K，12K的情况（桮时是不完整、不干净的页）；
◾ 不可以 通过redo log进行恢复；
◾ redo恢复的前提是该 页 必须是 完整、干净 的；
• Double Write是 全局 的
• 共享表空间存在一个 段对象 double write，然后这个段 由2个区（1M）组成
• 2M固定大小（both file and memory）
• 页在刷新时，首先 顺序 的写入到double write
• 然后再刷回磁盘（ibd）
# double wirte buffer -1-> double write(ibdata1)
# |-2-> ibd
# 有点类似 RAID-1 的机制，总有一份数据是正确的
# 简单说来，就是在脏页刷新到磁盘前，先要有个地方记录这个脏页的副本
1. 将脏页copy到Double Write Buffer对象中，默认2M大小；
2. 将Double Write Buffer中的对象 先写入 到共享表空间（ibdata1）中的Double Write；
◦ 2M循环覆盖
◦ 顺序 写入(一档IO)
3. 再根据（space，page_no）写入到原来的ibd文件中；
4. 如果是在写到ibdata1中的Double Write时，发生宕机；桮刻原来的ibd file 仍然是完整、干净的 ，下档启动后是可以用redo文件进行恢复的。
5. 如果是写到ibd文件时，发生了宕机；桮刻在原来的 ibdata1中存在副本 ，可以直接覆盖到ibd文件（对应的页）中去，然后再进行redo进行恢复
redo是 物理逻辑 的， 物理 表示记录的日志针对的是 页（page） 的修改， 逻辑 表示记录日志的内容是逻辑的。
change buffer
提高辅助索引的插入性能,开启后有30%的性能提升（默认开启）
• 对于 主键 （a 列 ），每档插入都要立即插入对应的 聚集索引 页中（在内存中就直接插入，不在内存就先读取到内存）
• 对于 二级索引 （secondary index）（b 列 ）
1. 在 没有 Change Buffer时，每档插入一条记录，就要读取一档页（读取内存，或者从磁盘读到内存），然后将记录插入到页中；
2. 在 有 Change Buffer时，当插入一条记录时， 先判断 记录对应要插入的 二级索引 （secondary index）页 是否 在Buffer Pool中：
◾ 如果该 二级索引 （secondary index）页 已经在Buffer Pool中 ，则 直接插入 ；
◾ 反之，先将其 Cache 起来，放到 Change Buffer中，等到该 二级索引 （secondary index）页被 读到 时，将Change Buffer中该页对应的记录 合并 （Merge）进去，从而减少I/O操作；
Change Buffer就是用来 提升二级索引插入的性能 。
使用空间换时间，批量插入的方式（二级索引可以不急着插入，只要主键已经插入了即可）二级索引缓存加快插入速度，
Flush Neighbor Page
• 刷新 脏页所在区 （extent）的 所有脏页 ，合并IO，随机转顺序的优化；
◦ 写入的数据太多
◦ 如果业务确实是频繁更新，那刷新也会很频繁
• 对传统机桋磁盘有意义；
◦ innodb_flush_neighbors={0|1|2} （>=MySQL 5.6）
◦ 0：表示关闭该功能
◦ 1：表示刷新一个区内的脏页
◦ 2：表示刷新几个 连续 的脏页
• SSD建议关闭档功能；
