上篇文章说了系统表空间的data dictionary header：

前面我们说了独立表空间和系统表空间：

独立表空间：

当在建立表的时候，在文件系统空间会生成同名的目录或者文件，一个页有16kb，我们都知道查询是通过b+树查找的，但如果数据太多，页之前又是通过双向链表查询的，物理空间不在一起，这时候查询就是随机I/O，为了两个页查询的距离不是很远，所以又有区的概念，64个页分为一个区，而256个区又分为一个组，所以当一个新表插入数据的时候，是根据区来插入的，区又属于段下面。

这时候就会问，如果新表的数据很少，根据区来划分不是很浪费空间吗，所以这时候innodb引入了碎片区的概念，当区存满32个的时候，才会升级属于特有的段，所以段里存放的是完全的区或者碎片区，区里面都是由extent descritor entry简称xdes entry管理，里面有四个链表，free,free_frag,full_frag,fseg四个链表，所以innoDB每次存入数据并不是遍历表空间里的数据，而是直接看free_frag链表是否有值，没有的话就是free链表申请，吧free链表升级为free_frag链表，当free_frag里的descritor entry已经没有空闲的数据页时候，就把这个xdes entry移动到full_frag里面，当有32个完整区时候 ，会吧区划分到属于他的段。

那怎么知道他属于什么段呢，因为xdes entry里面有segment id，用段id划分肯定是不行的，因为当前段里肯定有没有存满的碎片区，如果按full_frag肯定也不行，这个链表里面的数据是属于不同的段，不可能吧里面所有的数据都划分到同一个段。

所以fseg链表又分为三个链表，段的free链表，not_full链表，和full链表，当数据存满的时候先看看not_full链表是否可以继续存储数据，不可以就去段的free链表申请，当满了就放进full链表。

叶子节点和非叶子节点又分为不同的段，一个表中，如果有聚簇索引和二级索引，一个索引会生成两个段，两个索引有四个段，四个段有12个链表，再加上表空间直属的三个链表，free，free_frag,full_frag，所以会有15个链表。

段里面管理段的是inode entry，里面和区的xdes entry类似，有三个链表free，not_full,和full。

区的名称又分为extent0，extent1等等，而 extent0页叫FSP，以后的区空间页都叫xdes 类型页面管理者 xdes entry，而fsp和xdes类似，存放着xdes 的各种链表，一共4个，但多了几个表空间特有的属性 。

比如file space header，这个是重点，放着表空间直属管理的东西，比如多少个页面，初始化前后的值等，还存着区链表的基点和段链表的基点，方便后面查找。

Fsp里面还有一个inode类型页，里面放啥前面都说过了，分别有着三个链表。

系统表空间：

系统表空间总体来说和独立表空间类似，但系统表空间存着系统特有的页面，是表空间之首，space id为0。

着重介绍data dictionary header，这里面有什么呢，都是全局的id自增数据，当index，table，space，row_id等新增的时候，都是在这里取值，然后在吧这里的大值加1。

还存放着系统表数据，sys_tables,sys_cloums,sys_indexes,sys_fileds。

innoDB有这四个字典表，基本所有的数据都能获取到，通过表名在tables里获取到tableid，通过tableid可以从colums获取到表列的数据，从indexes获取到index id，通过index id可以从fileds获取到索引列的信息。

而这些数据是不能直接访问的，mysql为了方便我们排查错误，给了innodDB_sys类型的表，可以在information_schema里查询这些数据方便排查问题。

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