MySQL是怎样运行的(一) ——数据页

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数据页结构

页的概念，它是InnoDB管理存储空间的基本单位，一个页的大小一般是16KB。页的种类有很多，这篇主要说一下索引（INDEX）页。下面的表格是索引页的储存结构：

名称	中文名	占用空间大小	简单描述
File Header	文件头部	38字节	页的一些通用信息
Page Header	页面头部	56字节	数据页专有的一些信息
Infimum + Supremum	最小记录和最大记录	26字节	两个虚拟的行记录
User Records	用户记录	不定	实际存储的行记录内容
Free Space	空闲空间	不定	页中尚未使用的空间
Page Directory	页面目录	不定	页中的某些记录的相对位置
File Trailer	文件尾部	8字节	校验页是否完整

 

记录在页中的存储

在页的7个组成部分中，我们自己存储的记录会按照我们指定的行格式存储到User Records部分。

但是在一开始生成页的时候，其实并没有User Records这个部分，每当我们插入一条记录，都会从Free Space部分，也就是尚未使用的存储空间中申请一个记录大小的空间划分到User Records部分。

当Free Space 全部用完后，还有新的记录插入则申请新页面，过程如图

 

记录头信息

 

名称	大小(bit)	描述
预留位1	1	先不用
预留位2	1	先不用
delete_mask	1	标记该记录是否删除
min_rec_mask	1	B+树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记
n_owned	4	表示当前记录拥有的记录数
heap_no	13	表示当前记录在记录堆的位置信息
record_type	3	表示当前记录的类型，0表示普通记录，1表示B+树非叶节点记录，2表示最小记录，3表示最大记录
next_record	16	表示下一条记录的相对位置

 

插入四条数据 (1, 100, ‘aaaa’), (2, 200, ‘bbbb’), (3, 300, ‘cccc’), (4, 400, ‘dddd’)后的效果图

• delete_mask 属性标记着是否删除 0 未删除 1 删除 （对，哪怕真删也还在。）
• min_rec_mask B+树的每层非叶子节点中的最小记录都会添加该标记，0表示并非B+树非叶子节点中的最小记录 。
• heap_no 这个属性表示当前记录在本页中的位置， 0和1给了最小记录和最大记录，每页默认都有。也就是放在 Infimum + Supremum 部分。（0,1最靠前）
• record_type 当前记录类型： 0表示普通记录，1表示B+树非叶节点记录，2表示最小记录，3表示最大记录。 （ record_type为1的情况，下回分解）
• next_record 划重点， 表示从当前记录的真实数据到下一条记录的真实数据的地址偏移量。 下一条记录指得并不是插入顺序，而是按照主键值由小到大的下一条记录。而且规定 Infimum记录的下一条记录就是本页中主键值最小的用户记录，而本页中主键值最大的用户记录的下一条记录就是 Supremum记录（也就是最大记录） ，

不论我们怎么对页中的记录做增删改操作，InnoDB始终会维护一条记录的单链表，链表中的各个节点是按照主键值由小到大的顺序连接起来的。

 

Page Directory（页目录）

 

1. 将所有正常的记录（包括最大和最小记录，不包括标记为已删除的记录）划分为几个组。
2. 每个组的最后一条记录（也就是组内最大的那条记录）的头信息中的n_owned属性表示该记录拥有多少条记录，也就是该组内共有几条记录。
3. 将每个组的最后一条记录的地址偏移量单独提取出来按顺序存储到靠近页的尾部的地方，这个地方就是所谓的Page Directory，也就是页目录。页面目录中的这些地址偏移量被称为槽（英文名：Slot），所以这个页面目录就是由槽组成的。

比方说现在的page_demo表中正常的记录共有6条，InnoDB会把它们分成两组，第一组中只有一个最小记录，第二组中是剩余的5条记录

对于最小记录所在的分组只能有 1条记录，最大记录所在的分组拥有的记录条数只能在 1~8 条之间，剩下的分组中记录的条数范围只能在是 4~8 条之间。所以分组是按照下边的步骤进行的：

• 初始情况下一个数据页里只有最小记录和最大记录两条记录，它们分属于两个分组。
• 之后每插入一条记录，都会从页目录中找到主键值比本记录的主键值大并且差值最小的槽，然后把该槽对应的记录的n_owned值加1，表示本组内又添加了一条记录，直到该组中的记录数等于8个。
• 在一个组中的记录数等于8个后再插入一条记录时，会将组中的记录拆分成两个组，一个组中4条记录，另一个5条记录。这个过程会在页目录中新增一个槽来记录这个新增分组中最大的那条记录的偏移量。

多插点数据效果如图，省略部分记录之间的箭头和一些属性。

接着二分法查找所需要的记录（比方说我们想找主键值为6的记录 ） ，过程是这样的：

1. 计算中间槽的位置：(0+4)/2=2，所以查看槽2对应记录的主键值为8，又因为8 > 6，所以设置high=2，low保持不变。
2. 重新计算中间槽的位置：(0+2)/2=1，所以查看槽1对应的主键值为4，又因为4 < 6，所以设置low=1，high保持不变。
3. 因为high - low的值为1，所以确定主键值为6的记录在槽2。找到槽2中主键值最小记录，沿着单向链表遍历槽2中的记录。每个槽对应的记录都是该组中主键值最大的记录，槽2对应的主键值为8的记录。各个槽都是挨着的，可以拿到槽1对应的记录（主键值为4），该条记录的下一条记录就是槽2中主键值最小的记录，该记录的主键值为5。所以我们可以从这条主键值为5的记录出发，遍历槽2中的各条记录，直到找到主键值为6的那条记录即可。由于一个组中包含的记录条数只能是1~8条，所以遍历一个组中的记录的代价是很小的。

所以在一个数据页中查找指定主键值的记录的过程分为两步：

1. 通过二分法确定该记录所在的槽，并找到该槽中主键值最小的那条记录。
2. 通过记录的next_record属性遍历该槽所在的组中的各个记录。

 

Page Header（页面头部）

仅针对索引页。

名称	占用空间大小	描述
PAGE_N_DIR_SLOTS	2字节	在页目录中的槽数量
PAGE_HEAP_TOP	2字节	还未使用的空间最小地址，也就是说从该地址之后就是Free Space
PAGE_N_HEAP	2字节	本页中的记录的数量（包括最小和最大记录以及标记为删除的记录）
PAGE_FREE	2字节	第一个已经标记为删除的记录地址（各个已删除的记录通过next_record也会组成一个单链表，这个单链表中的记录可以被重新利用）
PAGE_GARBAGE	2字节	已删除记录占用的字节数
PAGE_LAST_INSERT	2字节	最后插入记录的位置
PAGE_DIRECTION	2字节	记录插入的方向
PAGE_N_DIRECTION	2字节	一个方向连续插入的记录数量
PAGE_N_RECS	2字节	该页中记录的数量（不包括最小和最大记录以及被标记为删除的记录）
PAGE_MAX_TRX_ID	8字节	修改当前页的最大事务ID，该值仅在二级索引中定义
PAGE_LEVEL	2字节	当前页在B+树中所处的层级
PAGE_INDEX_ID	8字节	索引ID，表示当前页属于哪个索引
PAGE_BTR_SEG_LEAF	10字节	B+树叶子段的头部信息，仅在B+树的Root页定义
PAGE_BTR_SEG_TOP	10字节	B+树非叶子段的头部信息，仅在B+树的Root页定义

• PAGE_DIRECTION假如新插入的一条记录的主键值比上一条记录的主键值大，我们说这条记录的插入方向是右边，反之则是左边。用来表示最后一条记录插入方向的状态就是PAGE_DIRECTION。
• PAGE_N_DIRECTION假设连续几次插入新记录的方向都是一致的，InnoDB会把沿着同一个方向插入记录的条数记下来，这个条数就用PAGE_N_DIRECTION这个状态表示。当然，如果最后一条记录的插入方向改变了的话，这个状态的值会被清零重新统计。

 

File Header（文件头部）

File Header针对各种类型的页都通用，也就是说不同类型的页都会以File Header作为第一个组成部分，它描述了一些针对各种页都通用的一些信息，固定为38个字节。

名称	占用空间大小	描述
FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM	4字节	页的校验和（checksum值）
FIL_PAGE_OFFSET	4字节	页号
FIL_PAGE_PREV	4字节	上一个页的页号
FIL_PAGE_NEXT	4字节	下一个页的页号
FIL_PAGE_LSN	8字节	页面被最后修改时对应的日志序列位置（英文名是：Log Sequence Number）
FIL_PAGE_TYPE	2字节	该页的类型
FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN	8字节	仅在系统表空间的一个页中定义，代表文件至少被刷新到了对应的LSN值
FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID	4字节	页属于哪个表空间

• FIL_PAGE_OFFSET：每一个页都有一个单独的页号，就跟你的身份证号码一样，InnoDB通过页号来可以唯一定位一个页。
• FIL_PAGE_TYPE：这个代表当前页的类型。
• FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT：分别代表本页的上一个和下一个页的页号，通过建立一个双向链表把许多的页串联起来。并不是所有页都有这个属性的，但是索引页有。

 

File Trailer

 

为了检测一个页是否完整，设计狮在每个页的尾部都加了一个File Trailer部分，这个部分由8个字节组成，可以分成2个小部分：

• 前4个字节代表页的校验和这个部分是和File Header中的校验和相对应的。每当一个页面在内存中修改了，在同步之前就要把它的校验和算出来，因为File Header在页面的前边，所以校验和会被首先同步到磁盘，当完全写完时，校验和也会被写到页的尾部，如果完全同步成功，则页的首部和尾部的校验和应该是一致的。如果写了一半儿断电了，那么在File Header中的校验和就代表着已经修改过的页，而在File Trialer中的校验和代表着原先的页，二者不同则意味着同步中间出了错。
• 后4个字节代表页面被最后修改时对应的日志序列位置（LSN）这个部分也是为了校验页的完整性的，先不用管这个属性。

这个File Trailer与File Header类似，都是所有类型的页通用的。

 

总结

1. InnoDB为了不同的目的而设计了不同类型的页，我们把用于存放记录的页叫做数据页。
2. 一个数据页可以被大致划分为7个部分，分别是
   • File Header，表示页的一些通用信息，占固定的38字节。
   • Page Header，表示数据页专有的一些信息，占固定的56个字节。
   • Infimum + Supremum，两个虚拟的伪记录，分别表示页中的最小和最大记录，占固定的26个字节。
   • User Records：真实存储我们插入的记录的部分，大小不固定。
   • Free Space：页中尚未使用的部分，大小不确定。
   • Page Directory：页中的某些记录相对位置，也就是各个槽在页面中的地址偏移量，大小不固定，插入的记录越多，这个部分占用的空间越多。
   • File Trailer：用于检验页是否完整的部分，占用固定的8个字节。
3. 每个记录的头信息中都有一个next_record属性，从而使页中的所有记录串联成一个单链表。
4. InnoDB会为把页中的记录划分为若干个组，每个组的最后一个记录的地址偏移量作为一个槽，存放在Page Directory中，所以在一个页中根据主键查找记录是非常快的，分为两步：
   • 通过二分法确定该记录所在的槽。
   • 通过记录的next_record属性遍历该槽所在的组中的各个记录。
5. 每个数据页的File Header部分都有上一个和下一个页的编号，所以所有的数据页会组成一个双链表。
6. 为保证从内存中同步到磁盘的页的完整性，在页的首部和尾部都会存储页中数据的校验和和页面最后修改时对应的LSN值，如果首部和尾部的校验和和LSN值校验不成功的话，就说明同步过程出现了问题。

 

 

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