一 数据页的结构
我们都知道“页”是InnoDB管理存储空间的基本单位，一个页的大小为16KB。
InnoDB中为了不同的目的设计了不同种类的页，比如存放表空间头部信息的页，存放 Insert Buffer 信息的页，存放 INODE 信息的页，存放 undo 日志信息的页等等等等。我们本次研究的是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，也可以称之为数据页。
数据页的16kb根据不同的功能被划分为几个部分：
可以看出，一个InnoDB数据页的存储空间被分为7个部分，有的部分的空间大小是确定的，有的部分所占空间大小是不确定的。
二 数据记录在页中的存储
首先我们要知道，我们的数据记录最终是会存储到数据页中的User Records部分。当数据页中没有存储我们的记录数据时，其实是没有User Records，每当我们插入一条记录，都会从Fres Space部分的存储空间申请一个记录大小的的空间划分到User Records部分。当Free Space部分的空间使用完之后，也就以为着我们的当前数据页使用完了，下一条的记录就需要申请新的页去存储了。
三 记录头信息的参数信息介绍
我们在介绍Compact行格式的时候提到过，我们的一条记录分为两个部分，记录的额外信息和记录的真实数据。我们现在介绍的就是“记录的额外信息”中的一部分“记录头信息”。这段记不清的话可以回顾下：Compact行格式的秘密
从图中可以看到，我们特意把记录头信息的5个字节的数据给标出来了，说明它很重要，我们再次先把这些 记 录头信息 中各个属性的大体意思浏览一下（我们目前使用 Compact 行格式进行演示）
我们现在有一张表：
INSERT INTO page_demo VALUES(1, 100, 'aaaa'), (2, 200, 'bbbb'), (3, 300, 'cccc'),
(4, 400, 'dddd');现在把这些记录在页User Records部分中表示出来：
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。 啥？被删除的记录还在页中么？是的，摆在台面上的和背地里做的可能大相径庭，你以为它删除了，可它还在真实的磁盘上。这些被删除的记录之所以不立即从磁盘上移除，是因为移除它们之后把其他的记录在磁盘上重新排列需要性能消耗，所以只是打一个删除标记而已，所有被删除掉的记 录都会组成一个所谓的垃圾链表 ，在这个链表中的记录占用的空间称之为所谓的可重用空间 ，之后如果有新记录插入到表中的话，可能把这些被删除的记录占用的存储空间覆盖掉。
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。反正我们自己插入的四条记录的 min_rec_mask 值都是 0 ，意味着它们都不是 B+ 树的非叶子节点中的最小记录。
n_owned：
下面的内容会具体介绍
heap_no：
这个属性表示当前记录在本页中的位置。
从上图中可以看出来，我们插入的4条记录在本 页 中的位置分别是： 2 、 3 、 4 、 5 。是不是少了点啥？是的，怎么不见 heap_no 值为 0 和 1 的记录呢？这其实是 InnoDB 的设计者玩的一个小把戏，他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 ，等一下哈~，记录可以比大小么？
是的，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。比方说我们插入的4行记录的主键值分别是： 1 、 2 、 3 、 4 ，这也就意味着这4条记录的大小从小到大依次递增。
但是不管我们向页中插入了多少自己的记录，InnoDB 的设计者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：
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。从图中我们也可以看出来，我们自己插入的记录就是普通记录，它们的 record_type 值都是 0 ，而最小记录和最大记录的 record_type 值分别为 2 和 3 。
next_record：
非常重要，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。如果你熟悉数据结构的话，就立即明白了，这其实是个 链表 ，可以通过一条记录找到它的下一 条记录。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） ，为了更形象的表示一下这个 next_record 起到的作用，我们用箭头来替代一下 next_record 中的地址偏移量：
从图中可以看出来，我们的记录按照主键从小到大的顺序形成了一个单链表。 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：
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 。
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。
第1条记录的 next_record 指向了第3条记录。
还有一点就是 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。
再来看一个有意思的事情，因为主键值为 2 的记录被我们删掉了，但是存储空间却没有回收，如果我们再次把这 条记录插入到表中，会发生什么事呢？
四 Page Directory(页目录)
现在我们了解了记录在页中按照主键值由小到大顺序串联成一个单链表，那如果我们想根据主键值查找页中的某条记录该咋办呢？比如说这样的查询语句：
SELECT * FROM page_demo WHERE c1 = 3;
笨方法：
利用单向链表的特性，我们从最小记录（Infimum）开始，然后延着单向链表的方向往后查找，总有一天会找到我们要找的记录（当然也有可能找不到）这种方法在数据量少的时候没有问题，但是如果我们在一个页中存储了非常多的记录，这么查找对性能来说还是有损耗的，所以我们说这种遍历查找这是一个笨办法。
新思路：
我们平常想从一本书中查找某个内容的时候，一般会先看目录，找到需要查找的内容对应的书的页码，然后到对应的页码查看内容。InnoDB 的设计师们为我们的记录也制作了一个类似的目录，他们的制作过程是这样的：
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 。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
为什么最小记录的 n_owned 值为1，而最大记录的 n_owned 值为 5 呢，这里头有什么猫腻
么？
InnoDB 的设计师们对每个分组中的记录条数是有规定的：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：
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。
为了能够更清楚标识，我么现在再加入几条数据：
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, 'l
lll'), (13, 1300, 'mmmm'), (14, 1400, 'nnnn'), (15, 1500, 'oooo'), (16, 1600, 'pppp');现在表page_demo中共有18条数据（包括最大记录和最小记录），这些记录该如何分组呢？如下图所示：
为了方便我们观察，每条记录我们在只保留记录的额外信息中n_owned和next_record两个属性和真实数据部分
现在看怎么从这个页目录中查找记录。因为各个槽代表的记录的主键值都是从小到大排序的，所以我们可以使用二分法来进行快速查找。5个槽的编号分别是： 0 、 1 、 2 、 3 、 4 ，所以初始情况下最低的槽就是 low=0 ，最高的槽就是high=4 。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 5 的记录在槽2对应的组中。此刻我们需要找到槽2 中主键值最小的那条记录，然后沿着单向链表遍历 槽2 中的记录。但是我们前边又说过，每个槽对应的记录都是该组中主键值最大的记录，这里 槽2 对应的记录是主键值为 8 的记录，怎么定位一个组中最小的记录呢？别忘了各个槽都是挨着的，我们可以很轻易的拿到 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。
五 Page Header (页面头部)
InnoDB 的设计者们为了能得到一个数据页中存储的记录的状态信息，比如本页中已经存储了多少条记录，第一条记录的地址是什么，页目录中存储了多少个槽等等，特意在页中定义了一个叫 Page Header 的部分，它是页结构的第二部分，这个部分占用固定的 56 个字节，专门存储各种状态信息，具体各个字节都是干嘛的看下表：
我们主要说下PAGE_DIRECTION 和 PAGE_N_DIRECTION 的意思：
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。
六 File Header (文件头部)
我们现在描述的 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，比方说这个页的编号是多少， 这个部分占用固定的 38 个字节，是由下边这些内容组成的：
我们看下不叫重要的几个部分:
FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM:
这个代表当前页面的校验和（checksum）。啥是个校验和？就是对于一个很长很长的字节串来说，我们会通过某种算法来计算一个比较短的值来代表这个很长的字节串，这个比较短的值就称为 校验和 。这样在比较两个很长的字节串之前先比较这两个长字节串的校验和，如果校验和都不一样两个长字节串肯定是不同的，所以省去了直接比较两个比较长的字节串的时间损耗。
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，我们前边说过， InnoDB 为了不同的目的而把页分为不同的类型，我们上边介绍的其实都是存储记录的 数据页 ，其实还有很多别的类型的页，具体如下表： |类型名称|十六进制|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 |
我们存放记录的数据页的类型其实是 FIL_PAGE_INDEX ，也就是所谓的 索引页
FIL_PAGE_PREV 和 FIL_PAGE_NEXT
我们前边强调过， InnoDB 都是以页为单位存放数据的，有时候我们存放某种类型的数据占用的空间非常大（比方说一张表中可以有成千上万条记录）， InnoDB 可能不可以一次性为这么多数据分配一个非常大的存储空间，如果分散到多个不连续的页中存储的话需要把这些页关联起来， FIL_PAGE_PREV 和 FIL_PAGE_NEXT就分别代表本页的上一个和下一个页的页号。这样通过建立一个双向链表把许许多多的页就都串联起来了，
而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，不过我们的 数据页 （也就是类型为 FIL_PAGE_INDEX 的页）是有这两个属性的，所以所有的数据页其实是一个双链表，就像这样：
七 File Trailer
我们知道 InnoDB 存储引擎会把数据存储到磁盘上，但是磁盘速度太慢，需要以 页 为单位把数据加载到内存中处理，如果该页中的数据在内存中被修改了，那么在修改后的某个时间需要把数据同步到磁盘中。但是在同步了一半的时候中断电了咋办，这不是莫名尴尬么？为了检测一个页是否完整（也就是在同步的时候有没有发生只同步一半的尴尬情况），InnoDB的设计师们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。
说明：本篇文章主要借鉴《MySQL怎样运行的》，感兴趣的同学去看看原文。
标签：探索,记录,我们,InnoDB,键值,数据,PAGE,FIL From： https://blog.csdn.net/f_yuqing/article/details/136816159