问题：重建表可以收缩表空间，但是执行指令后整体占用空间增大

==本节知识是抄录自《MySQL 实战 45 讲》，作者目前没有更深的理解，暂时记录，后续有了新的认知后会更新知识==

* InnoDB 的表数据文件**通过主键聚集数据**，如果没有定义主键，会选择非空唯一索引代替，如果也没有这样的列，MySQL 会自动为 InnoDB 表生成一个**隐含字段 row_id** 作为主键，这个字段长度为 6 个字节，类型为长整形

数据页中包含数据行，数据的存储是基于数据行的，数据行有 next_record 属性指向下一个行数据，所以是可以遍历的，但是一组数据至多 8 个行，通过 Page Directory 先定位到组，然后遍历获取所需的数据行即可

数据行中有三个隐藏字段：trx_id、roll_pointer、row_id（在事务章节会详细介绍它们的作用）

说明：不填状态默认是读写事务

只读事务不能对普通的表进行增删改操作，但是可以对临时表增删改，读写事务可以对数据表执行增删改查操作

事务在执行过程中对某个表执行了**增删改操作或者创建表**，就会为当前事务分配一个独一无二的事务 ID（对临时表并不会分配 ID），如果当前事务没有被分配 ID，默认是 0

事务 ID 本质上就是一个数字，服务器在内存中维护一个全局变量：

* 每当需要为某个事务分配 ID，就会把全局变量的值赋值给事务 ID，然后变量自增 1

* 每当变量值为 256 的倍数时，就将该变量的值刷新到系统表空间的 Max Trx ID 属性中，该属性占 8 字节

* 系统再次启动后，会读取表空间的 Max Trx ID 属性到内存，加上 256 后赋值给全局变量，因为关机时的事务 ID 可能并不是 256 的倍数，会比 Max Trx ID 大，所以需要加上 256 保持事务 ID 是一个递增的数字

**聚簇索引**的行记录除了完整的数据，还会自动添加 trx_id、roll_pointer 隐藏列，如果表中没有主键并且没有非空唯一索引，也会添加一个 row_id 的隐藏列作为聚簇索引

参考文章：https://www.cnblogs.com/kismetv/p/10331633.html

乐观插入：当前数据页的剩余空间充足，直接将数据进行插入

悲观插入：当前数据页的剩余空间不足，需要进行页分裂，申请一个新的页面来插入数据，会造成更多的 redo log，undo log 影响不大

当向某个表插入一条记录，实际上需要向聚簇索引和所有二级索引都插入一条记录，但是 undo log 只需要针对聚簇索引记录，在回滚时会根据聚簇索引去所有的二级索引进行回滚操作

roll_pointer 是一个指针，**指向记录对应的 undo log 日志**，一条记录就是一个数据行，行格式中的 roll_pointer 就指向 undo log

插入到页面中的记录会根据 next_record 属性组成一个单向链表，这个链表称为正常链表，被删除的记录也会通过 next_record 组成一个垃圾链表，该链表中所占用的存储空间可以被重新利用，并不会直接清除数据

在页面 Page Header 中，PAGE_FREE 属性指向垃圾链表的头节点，删除的工作过程：

* 将要删除的记录的 delete_flag 位置为 1，其他不做修改，这个过程叫 **delete mark**

* 在事务提交前，delete_flag = 1 的记录一直都会处于中间状态

* 事务提交后，有专门的线程将 delete_flag = 1 的记录从正常链表移除并加入垃圾链表，这个过程叫 **purge**

在对一条记录 delete mark 前会将记录的隐藏列 trx_id 和 roll_pointer 的旧值记录到 undo log 对应的属性中，这样就会产生记录的 roll_pointer 指向当前 undo log 记录，当前 undo log 记录的 roll_pointer 指向旧的 undo log 记录，**形成一个版本链**

当有新插入的记录时，首先判断 PAGE_FREE 指向的头节点是否足够容纳新纪录：

* 如果可以容纳新纪录，就会直接重用已删除的记录的存储空间，然后让 PAGE_FREE 指向垃圾链表的下一个节点

* 如果不能容纳新纪录，就直接向页面申请新的空间存储，并不会遍历垃圾链表

重用已删除的记录空间，可能会造成空间碎片，当数据页容纳不了一条记录时，会判断将碎片空间加起来是否可以容纳，判断为真就会重新组织页内的记录：

* 开辟一个临时页面，将页内记录一次插入到临时页面，此时临时页面时没有碎片的

* 把临时页面的内容复制到本页，这样就解放出了内存碎片，但是会耗费很大的性能资源

执行 UPDATE 语句，对于更新主键和不更新主键有两种不同的处理方式

不更新主键的情况：

* 就地更新（in-place update），如果更新后的列和更新前的列占用的存储空间一样大，就可以直接在原记录上修改

* 先删除旧纪录，再插入新纪录，这里的删除不是 delete mark，而是直接将记录加入垃圾链表，并且修改页面的相应的控制信息，执行删除的线程不是 purge，是执行更新的用户线程

插入新记录时可能造成页空间不足，从而导致页分裂

更新主键的情况：

* 将旧纪录进行 delete mark，在更新语句提交后由 purge 线程移入垃圾链表

* 根据更新的各列的值创建一条新纪录，插入到聚簇索引中

undo log 是采用段（segment）的方式来记录，每个 undo 操作在记录的时候占用一个 undo log segment

Rollback Segement 称为回滚段，每个回滚段中有 1024 个 undo slot

* 在以前老版本，只支持 1 个 Rollback Segement，只能记录 1024 个 undo log segment

* MySQL5.5 开始支持 128 个 Rollback Segement，支持 128*1024 个 undo 操作

工作流程：

* 事务执行前需要到系统表空间第 5 号页面中分配一个回滚段（页），获取一个 Rollback Segement Header 页面的地址

* 回滚段页面有 1024 个 undo slot，每个 slot 存放 undo 链表页面的头节点页号。首先去回滚段的两个 cached 链表看是否有缓存的 slot，缓存中没有就在回滚段中找一个可用的 slot

* 缓存中获取的 slot 对应的 Undo Log Segment 已经分配了，需要重新分配，然后从 Undo Log Segment 中申请一个页面作为日志链表的头节点，并填入对应的 slot 中

* 开始记录

全局变量 checkpoint_lsn 表示当前系统中可以被覆盖的 redo 日志量，当 redo 日志对应的脏页已经被刷新到磁盘后就可以被覆盖重用，此时执行一次 checkpoint 来更新 checkpoint_lsn 的值存入管理信息，刷脏和执行一次 checkpoint 并不是同一个线程

在系统忙碌时，后台线程的刷脏操作不能将脏页快速刷出，导致系统无法及时执行 checkpoint，这时需要用户线程从 flush 链表中把最早修改的脏页刷新到磁盘中，然后执行 checkpoint

问题：系统崩溃前没有提交的事务的 redo log 可能已经刷盘，这些数据可能在重启后也会恢复

解决：通过 undo log 在服务器重启时将未提交的事务回滚掉，定位到 128 个回滚段，遍历 slot，获取 undo 链表首节点页面的 Undo Segement Header 中的 TRX_UNDO_STATE 属性，表示当前链表的事务属性，如果是活跃的就全部回滚