简介
前言：本文内容来自于《MySQL是怎样运行的》一书，我只是做一个摘抄
页，它是 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 ，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。
而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，而这些表中的记录就是我们日常口中所称的数据 ，所以这种存放记录的页可以称为数据页。
数据页结构
数据页代表的这块 16KB 大小的存储空间可以被划分为多个部分，不同部分有不同的功能，各个部分如图所示：
一个 InnoDB 数据页的存储空间大致被划分成了 7 个部分，有的部分占用的字节数是确定的，
有的部分占用的字节数是不确定的。下边我们用表格的方式来大致描述一下这7个部分都存储一些啥内容:
记录在页中的存储
在页的7个组成部分中，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 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：
记录头信息
首先，创建一个表并指定了 ascii 字符集以及 Compact 的行格式。
CREATE TABLE page_demo(
c1 INT,
c2 INT,
c3 VARCHAR(10000),
PRIMARY KEY (c1)
)CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;
这个表中记录的行格式示意图如图所示：
记录头信息中各个属性含义：
对应的page_demo的行格式（其他没画的信息只是省略了）：
向 page_demo 表中插入几条记录：
INSERT INTO page_demo VALUES(1, 100, 'aaaa'), (2, 200, 'bbbb'), (3, 300, 'cccc'),
(4, 400, 'dddd');
这些记录在 页 的 User Records 部分的示意图：
ps：各条记录在 User Records 中存储的时候并没有空隙，这里只是为了观看方便才把每条记录单独画在一行中。
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。
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
n_owned
heap_no
表示当前记录在本 页 中的位置
从图中可以看出来，我们插入的4条记录在本页中的位置分别是： 2 、 3 、 4 、 5 。但不见 heap_no 值为 0 和 1 的记录。
这其实是设计者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 。
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。
如果插入的列没有主键怎么办呢？
这两条伪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
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。
next_record
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。
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：
所以说：如何知道MySQL的数据结构是一个链表？就是因为next_record的存在
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：
DELETE FROM page_demo WHERE c1 = 2;
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。
最大记录 的 n_owned 值从 5 变成了 4 。
补充一点
可能会觉得next_record这个指针有点儿怪，为啥要指向记录头信息和真实数据之间的位置
呢？为啥不干脆指向整条记录的开头位置，也就是记录的额外信息开头的位置呢？
因为这个位置刚刚好，向左读取就是记录头信息，向右读取就是真实数据。变
长字段长度列表、NULL值列表中的信息都是逆序存放，这样可以使记录中位置靠前的字段和它
们对应的字段长度信息在内存中的距离更近，可能会提高高速缓存的命中率。
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。
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？
INSERT INTO page_demo VALUES(2, 200, 'bbbb');
InnoDB 并没有因为新记录的插入而为它申请新的存储空间，而是直接复用了原来被删除记录
的存储空间。
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。
Page Directory（页目录）
已知：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？
如果是对链表进行遍历，要是数据量少还好，若是数据量大，显然是不现实的。
InnoDB的设计方案：
- 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。
- 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。 - 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。
eg：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
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量。
注意最小和最大记录的头信息中的 n_owned 属性
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。
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。
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
设计者规定：
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。
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。
eg：往 page_demo表中添加一些记录
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');
得到的结果如图：
因为各个槽代表的记录的主键值都是从小到大排序的，所以我们可以使用所谓的 二分法 来进行快速查找。4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。
总结
在一个数据页中查找指定主键值的记录的过程分为两步：
- 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。
- 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）
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。
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，比方说这个页的编号是多少，它的上一个页、下一个页是谁等等。 这个部分占用固定的38个字节。
FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM
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。（类似hash）
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
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
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
File Trailer
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？
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），设计者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。
ps：其实就是在开始同步的时候在数据的开始标识一个标记，这个标记前后都有且是一样的，同步的时候先改开头的，同步完就会改掉末尾的，如果只同步了一半，那么前后两个标识就会不一样，那么就可以方便之后执行回滚之类的操作。