mysql原理--InnoDB数据页结构
1.不同类型的页
页是 InnoDB 管理存储空间的基本单位，一个页的大小一般是 16KB 。InnoDB 为了不同的目的而设计了许多种不同类型的页。下面讨论存放我们表中记录的那种类型的页，官方称这种存放记录的页为索引（ INDEX ）页，也可称其为数据页。
2.数据页结构
| 名称 | 占用空间大小 | 简单描述 |
|---|---|---|
| File Header | 38 字节 | 页的一些通用信息 |
| Page Header | 56 字节 | 数据页专有的一些信息 |
| Infimum + Supremum | 26 字节 | 两个虚拟的行记录 |
| User Records | 不确定 | 实际存储的行记录内容 |
| Free Space | 不确定 | 页中尚未使用的空间 |
| Page Directory | 不确定 | 页中的某些记录的相对位置 |
| File Trailer | 8 字节 | 校验页是否完整 |
3.记录在页中的存储
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 部分的空间全部被 User Records 部分替代掉之后，也就意味着这个页使用完了，如果还有新的记录插入的话，就需要去申请新的页了，这个过程的图示如下：
3.1.记录头信息的秘密
以一个实例展开说明：
mysql> CREATE TABLE page_demo(
-> c1 INT,
-> c2 INT,
-> c3 VARCHAR(10000),
-> PRIMARY KEY (c1)
-> ) CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;
上述表的行格式如下：
由于我们现在主要在唠叨 记录头信息 的作用，所以为了大家理解上的方便，我们只在 page_demo 表的行格式演示图中画出有关的头信息属性以及 c1 、 c2 、 c3 列的信息，简化后的行格式示意图就是这样：
向 page_demo 表中插入几条记录：
mysql> INSERT INTO page_demo VALUES(1, 100, 'aaaa'), (2, 200, 'bbbb'), (3, 300, 'cccc'),(4, 400, 'dddd');
为了方便大家分析这些记录在 页 的 User Records 部分中是怎么表示的，我把记录中头信息和实际的列数据都用十进制表示出来了（其实是一堆二进制位），所以这些记录的示意图就是：
我们对照着这个图来看看记录头信息中的各个属性是啥意思：
(1). delete_mask
这个属性标记着当前记录是否被删除，占用1个二进制位，值为 0 的时候代表记录并没有被删除，为 1 的时候代表记录被删除掉了。
(2). 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。
(3). heap_no
当前记录在本 页 中的位置。
上述 4 条基类的heap_no分别为 2，3，4，5 。
设计 InnoDB 的大叔们自动给每个页里边儿加了两个记录，由于这两个记录并不是我们自己插入的，所以有时候也称为 伪记录 或者 虚拟记录 。这两个伪记录一个代表 最小记录 ，一个代表 最大记录。所以，上述 heap_no 从 2 开始。
记录也可以比大小，对于一条完整的记录来说，比较记录的大小就是比较 主键 的大小。
但是不管我们向 页 中插入了多少自己的记录，设计 InnoDB 的大叔们都规定他们定义的两条伪记录分别为最小记录与最大记录。这两条记录的构造十分简单，都是由5字节大小的 记录头信息 和8字节大小的一个固定的部分组成的，如图所示
由于这两条记录不是我们自己定义的记录，所以它们并不存放在 页 的 User Records 部分，他们被单独放在一个称为 Infimum + Supremum 的部分，如图所示：
从图中我们可以看出来，最小记录和最大记录的 heap_no 值分别是 0 和 1 ，也就是说它们的位置最靠前。
(4). record_type
这个属性表示当前记录的类型，一共有4种类型的记录， 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。
(5). next_record
它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。比方说第一条记录的 next_record 值为 32 ，意味着从第一条记录的真实数据的地址处向后找 32 个字节便是下一条记录的真实数据。
但是需要注意注意再注意的一点是， 下一条记录 指得并不是按照我们插入顺序的下一条记录，而是按照主键值由小到大的顺序的下一条记录。而且规定 Infimum记录（也就是最小记录） 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）。
最大记录 的 next_record 的值为 0 ，这也就是说最大记录是没有 下一条记录 了，它是这个单链表中的最后一个节点。如果从中删除掉
一条记录，这个链表也是会跟着变化的，比如我们把第2条记录删掉：
从图中可以看出来，删除第2条记录前后主要发生了这些变化：
(1). 第2条记录并没有从存储空间中移除，而是把该条记录的 delete_mask 值设置为 1 。
(2). 第2条记录的 next_record 值变为了0，意味着该记录没有下一条记录了。
(3). 第1条记录的 next_record 指向了第3条记录。
(4). 还有一点你可能忽略了，就是 最大记录 的 n_owned 值从 5 变成了 4 ，关于这一点的变化我们稍后会详细说明的。
所以，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。
当数据页中存在多条被删除掉的记录时，这些记录的next_record属性将会把这些被删除掉的记录组成一个垃圾链表，以备之后重用这部分存储空间。
3.2.Page Directory（页目录）
为了提升在页面内依据主键匹配记录的速度而引入。
制作过程是这样的：
(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 （此时应该返回头看看页面各个部分的图）。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，看下边的示意图：
从这个图中我们需要注意这么几点：
(1). 现在 页目录 部分中有两个槽，也就意味着我们的记录被分成了两个组， 槽1 中的值是 112 ，代表最大记录的地址偏移量（就是从页面的 0 字节开始数，数112个字节）； 槽0 中的值是 99 ，代表最小记录的地址偏移量。此地址偏移量恰好定位到组内最大记录真实数据起始位置。
(2). 最小记录的 n_owned 值为 1 ，这就代表着以最小记录结尾的这个分组中只有 1 条记录，也就是最小记录本身。
(3). 最大记录的 n_owned 值为 5 ，这就代表着以最大记录结尾的这个分组中只有 5 条记录，包括最大记录本身还有我们自己插入的 4 条记录。
分组的划分规则：
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。
分组是按照下边的步骤进行的：
(1). 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。
(2). 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。
(3). 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。
由于现在 page_demo 表中的记录太少，无法演示添加了 页目录 之后加快查找速度的过程，所以再往 page_demo 表中添加一些记录：
mysql> INSERT INTO page_demo VALUES(5, 500, 'eeee'), (6, 600, 'ffff'), (7, 700, 'gggg'),(8, 800, 'hhhh'), (9, 900, 'iiii'), (10, 1000, 'jjjj'), (11, 1100, 'kkkk'), (12, 1200, 'llll'), (13, 1300, 'mmmm'), (14, 1400, 'nnnn'), (15, 1500, 'oooo'), (16, 1600, 'pppp');
我们一口气又往表中添加了12条记录，现在页里边就一共有18条记录了（包括最小和最大记录），这些记录按上述规则会被分成了5个组。
页目录区域的槽是有序的，即槽 0 定位到的记录的主键保证小于 槽1定位到的记录的主键，槽 1 定位到的记录的主键保证小于 槽 2 定位到的记录的主键，依此类推。
这样，我们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。
3.3. Page Header（页面头部）
专门存储各种此页的各种状态信息
| 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 |
(1). 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。
(2). 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。
3.4. File Header（文件头部）
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。
| 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 |
(1). FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM
本页内容校验和
(2). FIL_PAGE_OFFSET
每一个 页 都有一个单独的页号，InnoDB 通过页号来可以唯一定位一个 页 。
值得注意的是，对一个固定尺寸的 Innodb 下表的数据文件，页号并非是从文件起始每间隔 16K 自动算一页，分配一个页号这样来分配的。页与页之间可能存在多个 16KB 不包含任何有效数据，这些部分不算页，不占据页号。
(3). FIL_PAGE_TYPE
| 枚举 | 2字节连起来 | 描述 |
|---|---|---|
| FIL_PAGE_TYPE_ALLOCATED | 0x0000 | 最新分配，还没使用 |
| FIL_PAGE_UNDO_LOG | 0x0002 | Undo日志页 |
| FIL_PAGE_INODE | 0x0003 | 段信息节点 |
| FIL_PAGE_IBUF_FREE_LIST | 0x0004 | Insert Buffer空闲列表 |
| FIL_PAGE_IBUF_BITMAP | 0x0005 | Insert Buffer位图 |
| FIL_PAGE_TYPE_SYS | 0x0006 | 系统页 |
| FIL_PAGE_TYPE_TRX_SYS | 0x0007 | 事务系统数据 |
| FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR | 0x0008 | 表空间头部信息 |
| FIL_PAGE_TYPE_XDES | 0x0009 | 扩展描述页 |
| FIL_PAGE_TYPE_BLOB | 0x000A | BLOB页 |
| FIL_PAGE_INDEX | 0x45BF | 索引页，也就是我们所说的 数据页 |
(4). FIL_PAGE_PREV 和 FIL_PAGE_NEXT
建立一个双向链表把许许多多的页就都串联起来了，无需这些页在物理上真正连着。
需要注意的是，并不是所有类型的页都有上一个和下一个页的属性，数据页 （也就是类型为 FIL_PAGE_INDEX 的页）是有这两个属性的。
3.5. File Trailer
这个部分由 8 个字节组成，可以分成 2 个小部分：
(1). 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。
(2). 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）
File Trailer 与 File Header 类似，都是所有类型的页通用的。
3.6. 总结
一个数据页可以被大致划分为7个部分，分别是：
a. File Header ，表示页的一些通用信息，占固定的38字节。
b. Page Header ，表示数据页专有的一些信息，占固定的56个字节。
c. 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。
d. User Records ：真实存储我们插入的记录的部分，大小不固定。
e. Free Space ：页中尚未使用的部分，大小不确定。
f. 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。
g. File Trailer ：用于检验页是否完整的部分，占用固定的8个字节。