13 | 为什么表数据删掉一半，表文件大小不变？
13 | 为什么表数据删掉一半，表文件大小不变？
经常会有同学来问我，我的数据库占用空间太大，我把一个最大的表删掉了一半的数据，怎么表
文件的大小还是没变？
那么今天，我就和你聊聊数据库表的空间回收，看看如何解决这个问题。
这里，我们还是针对 MySQL 中应用最广泛的 InnoDB 引擎展开讨论。一个 InnoDB 表包含两
部分，即：表结构定义和数据。在 MySQL 8.0 版本以前，表结构是存在以.frm 为后缀的文件
里。而 MySQL 8.0 版本，则已经允许把表结构定义放在系统数据表中了。因为表结构定义占用
的空间很小，所以我们今天主要讨论的是表数据。
接下来，我会先和你说明为什么简单地删除表数据达不到表空间回收的效果，然后再和你介绍正
确回收空间的方法。
参数 innodb_file_per_table
表数据既可以存在共享表空间里，也可以是单独的文件。这个行为是由参数
innodb_file_per_table 控制的：
- 这个参数设置为 OFF 表示的是，表的数据放在系统共享表空间，也就是跟数据字典放在一
起； - 这个参数设置为 ON 表示的是，每个 InnoDB 表数据存储在一个以 .ibd 为后缀的文件中。
从 MySQL 5.6.6 版本开始，它的默认值就是 ON 了。
我建议你不论使用 MySQL 的哪个版本，都将这个值设置为 ON。因为，一个表单独存储为一个
文件更容易管理，而且在你不需要这个表的时候，通过 drop table 命令，系统就会直接删除这
个文件。而如果是放在共享表空间中，即使表删掉了，空间也是不会回收的。
所以，将 innodb_file_per_table 设置为 ON，是推荐做法，我们接下来的讨论都是基于这个
设置展开的。
我们在删除整个表的时候，可以使用 drop table 命令回收表空间。但是，我们遇到的更多的删
除数据的场景是删除某些行，这时就遇到了我们文章开头的问题：表中的数据被删除了，但是表
空间却没有被回收。
我们要彻底搞明白这个问题的话，就要从数据删除流程说起了。
数据删除流程
我们先再来看一下 InnoDB 中一个索引的示意图。在前面第4
和第5篇文章中，我和你介绍索引时曾经提到过，InnoDB 里的数据都是用 B+ 树的结构组织的。
假设，我们要删掉 R4 这个记录，InnoDB 引擎只会把 R4 这个记录标记为删除。如果之后要再
插入一个 ID 在 300 和 600 之间的记录时，可能会复用这个位置。但是，磁盘文件的大小并不
会缩小。
现在，你已经知道了 InnoDB 的数据是按页存储的，那么如果我们删掉了一个数据页上的所有
记录，会怎么样？
答案是，整个数据页就可以被复用了。
但是，数据页的复用跟记录的复用是不同的。
记录的复用，只限于符合范围条件的数据。比如上面的这个例子，R4 这条记录被删除后，如果
插入一个 ID 是 400 的行，可以直接复用这个空间。但如果插入的是一个 ID 是 800 的行，就不
能复用这个位置了。
而当整个页从 B+ 树里面摘掉以后，可以复用到任何位置。以图 1 为例，如果将数据页 page A
上的所有记录删除以后，page A 会被标记为可复用。这时候如果要插入一条 ID=50 的记录需
要使用新页的时候，page A 是可以被复用的。
如果相邻的两个数据页利用率都很小，系统就会把这两个页上的数据合到其中一个页上，另外一
个数据页就被标记为可复用。
进一步地，如果我们用 delete 命令把整个表的数据删除呢？结果就是，所有的数据页都会被标
记为可复用。但是磁盘上，文件不会变小。
你现在知道了，delete 命令其实只是把记录的位置，或者数据页标记为了“可复用”，但磁盘
文件的大小是不会变的。也就是说，通过 delete 命令是不能回收表空间的。这些可以复用，而
没有被使用的空间，看起来就像是“空洞”。
实际上，不止是删除数据会造成空洞，插入数据也会。
如果数据是按照索引递增顺序插入的，那么索引是紧凑的。但如果数据是随机插入的，就可能造
成索引的数据页分裂。
假设图 1 中 page A 已经满了，这时我要再插入一行数据，会怎样呢？
可以看到，由于 page A 满了，再插入一个 ID 是 550 的数据时，就不得不再申请一个新的页面
page B 来保存数据了。页分裂完成后，page A 的末尾就留下了空洞（注意：实际上，可能不
止 1 个记录的位置是空洞）。
另外，更新索引上的值，可以理解为删除一个旧的值，再插入一个新值。不难理解，这也是会造
成空洞的。
也就是说，经过大量增删改的表，都是可能是存在空洞的。所以，如果能够把这些空洞去掉，就
能达到收缩表空间的目的。
而重建表，就可以达到这样的目的。
重建表
试想一下，如果你现在有一个表 A，需要做空间收缩，为了把表中存在的空洞去掉，你可以怎么
做呢？
你可以新建一个与表 A 结构相同的表 B，然后按照主键 ID 递增的顺序，把数据一行一行地从表
A 里读出来再插入到表 B 中。
由于表 B 是新建的表，所以表 A 主键索引上的空洞，在表 B 中就都不存在了。显然地，表 B 的
主键索引更紧凑，数据页的利用率也更高。如果我们把表 B 作为临时表，数据从表 A 导入表 B
的操作完成后，用表 B 替换 A，从效果上看，就起到了收缩表 A 空间的作用。
这里，你可以使用 alter table A engine=InnoDB 命令来重建表。在 MySQL 5.5 版本之前，这
个命令的执行流程跟我们前面描述的差不多，区别只是这个临时表 B 不需要你自己创建，
MySQL 会自动完成转存数据、交换表名、删除旧表的操作。
显然，花时间最多的步骤是往临时表插入数据的过程，如果在这个过程中，有新的数据要写入到
表 A 的话，就会造成数据丢失。因此，在整个 DDL 过程中，表 A 中不能有更新。也就是说，
这个 DDL 不是 Online 的。
而在MySQL 5.6 版本开始引入的 Online DDL，对这个操作流程做了优化。
我给你简单描述一下引入了 Online DDL 之后，重建表的流程：
- 建立一个临时文件，扫描表 A 主键的所有数据页；
- 用数据页中表 A 的记录生成 B+ 树，存储到临时文件中；
- 生成临时文件的过程中，将所有对 A 的操作记录在一个日志文件（row log）中，对应的是
图中 state2 的状态； - 临时文件生成后，将日志文件中的操作应用到临时文件，得到一个逻辑数据上与表 A 相同
的数据文件，对应的就是图中 state3 的状态； - 用临时文件替换表 A 的数据文件
可以看到，与图 3 过程的不同之处在于，由于日志文件记录和重放操作这个功能的存在，这个
方案在重建表的过程中，允许对表 A 做增删改操作。这也就是 Online DDL 名字的来源。
我记得有同学在第 6 篇讲表锁的文章《全局锁和表锁 ：给表加个字段怎么索这么多阻碍？》的
评论区留言说，DDL 之前是要拿 MDL 写锁的，这样还能叫 Online DDL 吗？
确实，图 4 的流程中，alter 语句在启动的时候需要获取 MDL 写锁，但是这个写锁在真正拷贝
数据之前就退化成读锁了。
为什么要退化呢？为了实现 Online，MDL 读锁不会阻塞增删改操作。
那为什么不干脆直接解锁呢？为了保护自己，禁止其他线程对这个表同时做 DDL。
而对于一个大表来说，Online DDL 最耗时的过程就是拷贝数据到临时表的过程，这个步骤的执
行期间可以接受增删改操作。所以，相对于整个 DDL 过程来说，锁的时间非常短。对业务来
说，就可以认为是 Online 的。
需要补充说明的是，上述的这些重建方法都会扫描原表数据和构建临时文件。对于很大的表来
说，这个操作是很消耗 IO 和 CPU 资源的。因此，如果是线上服务，你要很小心地控制操作时
间。如果想要比较安全的操作的话，我推荐你使用 GitHub 开源的 gh-ost 来做。
Online 和 inplace
说到 Online，我还要再和你澄清一下它和另一个跟 DDL 有关的、容易混淆的概念 inplace 的
区别。
你可能注意到了，在图 3 中，我们把表 A 中的数据导出来的存放位置叫作 tmp_table。这是一
个临时表，是在 server 层创建的。
在图 4 中，根据表 A 重建出来的数据是放在“tmp_file”里的，这个临时文件是 InnoDB 在内
部创建出来的。整个 DDL 过程都在 InnoDB 内部完成。对于 server 层来说，没有把数据挪动
到临时表，是一个“原地”操作，这就是“inplace”名称的来源。
所以，我现在问你，如果你有一个 1TB 的表，现在磁盘间是 1.2TB，能不能做一个 inplace 的
DDL 呢？
答案是不能。因为，tmp_file 也是要占用临时空间的。
我们重建表的这个语句 alter table t engine=InnoDB，其实隐含的意思是：
alter table t engine=innodb,ALGORITHM=inplace;跟 inplace 对应的就是拷贝表的方式了，用法是：
alter table t engine=innodb,ALGORITHM=copy当你使用 ALGORITHM=copy 的时候，表示的是强制拷贝表，对应的流程就是图 3 的操作过
程。
但我这样说你可能会觉得，inplace 跟 Online 是不是就是一个意思？
其实不是的，只是在重建表这个逻辑中刚好是这样而已。
比如，如果我要给 InnoDB 表的一个字段加全文索引，写法是：
alter table t add FULLTEXT(field_name);这个过程是 inplace 的，但会阻塞增删改操作，是非 Online 的。
如果说这两个逻辑之间的关系是什么的话，可以概括为：
- DDL 过程如果是 Online 的，就一定是 inplace 的；
- 反过来未必，也就是说 inplace 的 DDL，有可能不是 Online 的。截止到 MySQL 8.0，添
加全文索引（FULLTEXT index）和空间索引 (SPATIAL index) 就属于这种情况。
最后，我们再延伸一下。
在第 10 篇文章《MySQL 为什么有时候会选错索引》的评论区中，有同学问到使用 optimize
table、analyze table 和 alter table 这三种方式重建表的区别。这里，我顺便再简单和你解释
一下。
- 从 MySQL 5.6 版本开始，alter table t engine = InnoDB（也就是 recreate）默认的就是
上面图 4 的流程了； - analyze table t 其实不是重建表，只是对表的索引信息做重新统计，没有修改数据，这个过
程中加了 MDL 读锁； - optimize table t 等于 recreate+analyze。
小结
今天这篇文章，我和你讨论了数据库中收缩表空间的方法。
现在你已经知道了，如果要收缩一个表，只是 delete 掉表里面不用的数据的话，表文件的大小
是不会变的，你还要通过 alter table 命令重建表，才能达到表文件变小的目的。我跟你介绍了
重建表的两种实现方式，Online DDL 的方式是可以考虑在业务低峰期使用的，而 MySQL 5.5
及之前的版本，这个命令是会阻塞 DML 的，这个你需要特别小心。
最后，又到了我们的课后问题时间。
假设现在有人碰到了一个“想要收缩表空间，结果适得其反”的情况，看上去是这样的：
- 一个表 t 文件大小为 1TB；
- 对这个表执行 alter table t engine=InnoDB；
- 发现执行完成后，空间不仅没变小，还稍微大了一点儿，比如变成了 1.01TB。
你觉得可能是什么原因呢 ？
你可以把你觉得可能的原因写在留言区里，我会在下一篇文章的末尾把大家描述的合理的原因都
列出来，以后其他同学就不用掉到这样的坑里了。感谢你的收听，也欢迎你把这篇文章分享给更
多的朋友一起阅读。
上期问题时间
在上期文章最后，我留给你的问题是，如果一个高配的机器，redo log 设置太小，会发生什么
情况。
每次事务提交都要写 redo log，如果设置太小，很快就会被写满，也就是下面这个图的状态，
这个“环”将很快被写满，write pos 一直追着 CP。
这时候系统不得不停止所有更新，去推进 checkpoint。
这时，你看到的现象就是磁盘压力很小，但是数据库出现间歇性的性能下跌。
评论区留言点赞板：
@某、人 给了一个形象的描述，而且提到了，在这种情况下，连 change buffer
的优化也失效了。因为 checkpoint 一直要往前推，这个操作就会触发 merge 操
作，然后又进一步地触发刷脏页操作；
有几个同学提到了内存淘汰脏页，对应的 redo log 的操作，这个我们会在后面的
文章中展开，大家可以先看一下 @melon 同学的描述了解一下；
@算不出流源 提到了“动态平衡”，其实只要出现了这种“平衡”，意味着本应
该后台的操作，就已经影响了业务应用，属于有损失的平衡。
Q&A
老师 ， 我的确实是 5.7 版本。我今天看了些关于 online ddl的文章 ，再结合表锁那章评论的内容，有几个点还想确认一下 ，希望老师能解答一下 。
- 是不是 5.6 之后 所有的 alter 操作(增删字段、增删索引等)都是支持 online ddl
- 如果 alter 都是 online ddl 那么是不是如果 alter操作 获取到mdl写锁 时， 后面的 查询需要mdl读锁会暂时阻塞， 但是mdl会马上降为读锁 ，后面的操作会继续进行不会堵塞 。等再升到写锁 ，后面操作又会暂时阻塞。
- 当 alter 降到mdl 读锁时 ， 这时候可以新增数据么 ， mdl表级读锁 不会影响到 insert 或者 update的行锁么
- 如果将 alter 操作显式的放到事务里 ，事务不提交 ， 另一个事务查询的时候会查询到alter 操作后的表结构 ， 比如新增了一个字段。这个是什么原因 ，是否打破了 mvcc 的定义呢
1.不是哦，我文章里说的加全文索引就不online
2.对，这两个暂时，都是时间很短的
3.是，DML语句加的是MDL读锁，读读不冲突
4.好问题 ， 不过alter table 语句会默认提交前面的事务，然后自己独立执行😄
老师，请问下分布式ID（雪花算法生成的ID）生成的索引会比自增长的ID性能低吗？
雪花算法生成的ID是越来越大的，但不是逐渐递增，长度用的的bitint，麻烦解答下，非常感谢。
好问题。
性能一样的，没有一定要“连续”，只要是递增
麻烦咨询个问题，“在图 3 中，我们把表 A 中的数据导出来的存放位置叫作 tmp_table。
这是一个临时表，是在 server 层创建的。”
在server层创建的表也是将A表数据copy到了临时表，
为什么在空间不够用时就没有问题，而inplace在InnoDB执行则会再占用一份存储？
额，Copy的时候肯定更要的…
这里特别指出来，是因为大多数人很容易理解copy需要临时空间，但是误以为inplace不需要
Anyway,好问题 😄
老师，有几个问题：
1.Truncate 会释放表空间吗
2.重建表的时候如果没有数据更新，有没有可能产生页分裂和空洞
3.页分裂是发生在索引还是数据上
4.应用 row log 的过程会不会再次产生页分裂和空洞
5.不影响增删改，就是 Online；相对 Server层没有新建临时表，就是 inplace，这里怎么判断是不是相对 Server 层没有新建临时表
辛苦老师解答一下，谢谢老师
1.Truncate 可以理解为drop+create
Online 可以认为没有
3.数据也是索引哦
4.可能会
5.好问题，我放到明天答疑部分
我想到的其中一种可能：
本来就很紧凑，没能整出多少剩余空间。
重新收缩的过程中，页会按90%满的比例来重新整理页数据（10%留给UPDATE使用），
未整理之前页已经占用90%以上，收缩之后，文件就反而变大了。
一个漂亮的答案
@undifined怎么判断是不是相对 Server 层没有新建临时表。
一个最直观的判断方法是看命令执行后影响的行数，没有新建临时表的话新建的行数是0。
👍🏿，下一篇答疑直接贴你答案😄
很喜欢作者的MySQL，绝对干货哈哈。
这里针对空洞提下问题：
1.删除有空洞，是因为标记了已删除可复用的节点位置，不会释放。
2.随机插入有空洞，是因为数据页分裂造成。
3.但更新有空洞，有点费解，我个人理解是更新是结合删除和插入的一个合并操作。删除后产生的空洞，
在插入时不是应该就马上被复用了吗，毕竟主键是一致的。所以为什么更新会产生空洞呢？？
3.可以这么想下，如果1，2，3，4，5
然后update把2 改成6， 如果原地修改，这个索引就不是“有序”的了
optimize table t 等于 recreate+analyze
老师请教个问题recreate出来应该是几乎全新的，analyze的必要性？
好问题，这个得是比较极端的情况下才有必要，所以我比较喜欢直接用alter
通过第10期的课后思考题学习到如果delete的数据还会被用于MVCC,
那么该数据页(二级索引和聚簇索引)上的记录不会被物理删除,是被标记删除。只有当该事务不会用于mvcc了,
才可以被purge线程把之前标记删除的数据真正删除掉.但是即便数据物理删除了,磁盘空间也不会返回给操作系统.
可以通过show table status like 't';观察data_free来预估该表的碎片。
如果过大,可以用alter table t engine=innodb来清除
我有几个问题请教下老师:
1.inplace相对于其他在线改表软件,多了MDL X锁.既然都是通过临时表/文件来做,为什么一开始要上MDL X锁？
2.gh-ost使用binlog来做同步,假设从position 1开始,先lock S前面1000条数据做cp,这时有事务对后面1000条数据做了修改或者插入。
等cp后面这个1000条时,会把修改好的数据cp到临时表.最后又应用binlog,那么这相当于做了两次操作,请问这部分数据是怎么处理的？
3.online会把过程中对表的操作记录在一个(row log)中,那么中途这些DML事务,
是怎么判定的commit?我做测试,中途这些事务都是成功的。但是有在做online DDL快完了,commit那个阶段,
DDL报唯一键冲突,这又是什么原因造成的啊？我没有模拟出来这个例子
- 确保没有启发请求在用这个表
2.Binlog设置为row格式，幂等的
3.这个我觉得其实是bug,就没提。你在DDL期间，往原表插入一个已经存在相同主键的一行试试
alter table A engine=InnoDB 中由写锁降为读锁。有个疑问 为何不直接就加个MDL读锁 ,
这样DDL 也执行不了,应用redo 替换文件后释放读锁即可
如果有别的线程正在读这个表的数据，得等下
针对@undifined的问题3：页分裂发生在索引上还是数据上？
老师给的回答是 数据也是索引，老师是不是想表达 索引也是数据呢？
不是…
我的意思是，数据是放在主键索引的叶子节点的
“索引也是数据”这个是哲学问题，一切皆数据😄
重建表的时候如果没有数据更新，有没有可能产生页分裂和空洞
老师，这个问题结合您和白牙的答案，还是不太明白；
我的理解是 页分裂发生在插入数据的时候，空洞产生在删除数据的时候，
不论online 还是非 online 没有数据更新的话它不会产生页分裂和空洞；
而 online 由于在重建表的过程中会将更新记录在 row log 里，
如果这些语句里面有非自增的插入和删除数据，在执行 rowlog 的时候可能会发生空洞；
您的答案是 online 可以认为没有；您能再详细说一下吗，谢谢老师
额，如果考虑同时有并发的插入数据，就可能了。
我原来说“online可以认为没有”是假设没有并发更新
老师问个问题 creat table xx select * from xxx这种还会有空洞的存在吗？
这种一般select里面用的是主键id排序的
所以XX表的主键索引是紧凑的了
不过其他索引还是有哦
老师，在图4中row_log执行进临时文件中的这个时候，如果对数据进行了修改和添加会怎么办
你说的“对数据进行了修改和添加”，说的是原表对吧，
就是row_log继续追加呀，最终都会应用到临时表的
老师，我回去查了下inplace的rebuild和no-rebuild
rebuild 需要重建表（重新组织记录），比如optimize table、添加索引、添加/删除列、修改列NULL/NOT NULL属性等
no-rebuild 需要修改表的元数据，比如删除索引、修改列名不改变数据类型、修改列默认值、修改列自增值
问题一 这二者什么差别，我感觉都差不多，
问题二 文章中说的这个表消除空洞较少空间属于哪个
问题三 如果没有任何新数据插入，只是压缩原有的表，请问属于哪个
1.Rebuild 是整个表重建，就是我们文中图4的过程。
no-rebuild是指主键索引不用重建，比如加索引。
2.Rebuild
3.Rebuild
老师你好，insert和delete会造成数据空洞我可以理解，
为什么update也会造成空洞呢，update不是应该复用原来的空间才合理吗？
你设想一下，索引上三个值3、4、5，现在把4改成6，
如果本地替换是不是顺序不递增了😄
请问我delete删除的数据，就永远不会释放吗？
后面再插入数据，可以复用这个空间
看的比较晚，请教老师个问题，Online DDL过程中，
MDL已经退化成读锁，对表也做了更新操作，但还没完全完成整个过程。
这个时候读表数据是怎么读的？还在旧表的数据读旧表？
读新插入的数据读临时表？如果读跨越旧表-临时表的范围数据？
1.2 在旧表读的数据
3.不是，更新也是直接更新在旧表
在没完成之前都是读的旧表，新表是靠row log构建的，
完成后，做了新旧表互换，查询才能查到新表的数据
数据页A满了，随机插入一条数据，不得不申请一个新的数据页，
这时候数据页A会留下空洞，我的问题是，既然满了，为什么还有空洞呢？
申请新页B，把一部分数据从A挪到B，A就空出一些
老师，重建表（online）的时候，flush才会写到row log，
如果只是写入到redo-log就不会写到row log。
简而言之就是，更新到磁盘的数据页才会写row log，对吗？
不是，重建表过程中，在原表上的更新都要记row log
每天晚上才有空留言，还是想问下老师上次问的问题。
远程JDBC执行查询的时候，mysql是会把数据都查出来放在某块内存，
还是会生成带游标的数据结构索引到所有的查询结果记录？
其实是一行行直接读出来发给客户端
思维导图(AI生成)
