mysql数据落盘

每一层里分多个磁道，每个磁道分多个扇区，每个扇区是 512 个字节

硬盘分成相同大小的单元，我们称为块（Block）。一块的大小是扇区大小的整数倍，默认是 4K

文件内容放在各种块上，需要一个数据结构维护文件分成几块，每块在哪里，还有元数据部分，例如名字、权限等，这个结构就是 inode


struct ext4_inode {
  __le16  i_mode;    /* File mode */
  __le16  i_uid;    /* Low 16 bits of Owner Uid */
  __le32  i_size_lo;  /* Size in bytes */
  __le32  i_atime;  /* Access time */
  __le32  i_ctime;  /* Inode Change time */
  __le32  i_mtime;  /* Modification time */
  __le32  i_dtime;  /* Deletion Time */
  __le16  i_gid;    /* Low 16 bits of Group Id */
  __le16  i_links_count;  /* Links count */
  __le32  i_blocks_lo;  /* Blocks count */ 
  __le32  i_flags;  /* File flags */
......
  __le32  i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ //某个文件分成几块、每一块在哪里
  __le32  i_generation;  /* File version (for NFS) */
  __le32  i_file_acl_lo;  /* File ACL */
  __le32  i_size_high;
......
};

如果虚拟文件系统要读1024个字节的inode块，内核并不是只分配一个单独的缓冲区，而是必须分配一整个页，从而存放4个缓冲区（假设页大小4k），这些缓冲区将存放块设备上相邻的四块数据。

InnoDB一棵B+树可以存放多少行数据？这个问题的简单回答是：约2千万

在计算机中磁盘存储数据最小单元是扇区，一个扇区的大小是512字节，而文件系统（例如XFS/EXT4）他的最小单元是块，一个块的大小是4k，而对于我们的InnoDB存储引擎也有自己的最小储存单元——页（Page），一个页的大小是16K。

这里我们先假设B+树高为2，即存在一个根节点和若干个叶子节点，那么这棵B+树的存放总记录数为：根节点指针数*单个叶子节点记录行数。

上文我们已经说明单个叶子节点（页）中的记录数=16K/1K=16。（这里假设一行记录的数据大小为1k，实际上现在很多互联网业务数据记录大小通常就是1K左右）。

那么现在我们需要计算出非叶子节点能存放多少指针，其实这也很好算，我们假设主键ID为bigint类型，长度为8字节，而指针大小在InnoDB源码中设置为6字节，这样一共14字节，我们一个页中能存放多少这样的单元，其实就代表有多少指针，即16384/14=1170。那么可以算出一棵高度为2的B+树，能存放1170*16=18720条这样的数据记录。

根据同样的原理我们可以算出一个高度为3的B+树可以存放：1170*1170*16=21902400条这样的记录。所以在InnoDB中B+树高度一般为1-3层，它就能满足千万级的数据存储。在查找数据时 一次页的查找代表一次IO，所以通过主键索引查询通常 只需要1-3次IO操作 即可查找到数据。

磁盘存取原理

磁盘是块设备。也就是说磁盘的读写单位是以块为单位，一般块大小从0.5K到4K。

即使只读取一个字节，磁盘也会将包含该字节的所有数据读取。其中，最占用时间的是磁盘的寻道，也就是磁头在盘片上找到需要读取的块所在的位置，而在磁盘上顺序读取数据所花的时间是占比比较小的。

内存到磁盘

平衡多路查找树（B-Tree）：为磁盘等外存储设备设计的一种平衡查找树。

系统从磁盘读取数据到内存时是以磁盘块（block）为基本单位的，位于同一磁盘块中的数据会被一次性读取出来，而不是按需读取。

InnoDB存储引擎使用页作为数据读取单位，页是其磁盘管理的最小单位，默认page大小是16k。

系统的一个磁盘块的存储空间往往没有这么大，因此InnoDB每次申请磁盘空间时都会是若干地址连续磁盘块来达到页的大小16KB。

mysql数据落盘

问题：

文件

操作系统扇区、块、页概念

硬盘

磁盘存取原理

内存到磁盘

参考