InnoDB的数据页结构

页是InnoDB存储引擎管理数据库的最小磁盘单位。页类型为B-tree node的页，存放的即是表中行的实际数据了。

InnoDB数据页由以下七个部分组成，如图所示：

1. File Header（文件头）。
2. Page Header（页头）。
3. Infimun+Supremum Records。
4. User Records（用户记录，即行记录）。
5. Free Space（空闲空间）。
6. Page Directory（页目录）。
7. File Trailer（文件结尾信息）。

 

File Header、Page Header、File Trailer的大小是固定的，用来标示该页的一些信息，如Checksum、数据所在索引层等。其余部分为实际的行记录存储空间，因此大小是动态的。

File Header

File Header用来记录页的一些头信息，由如下8个部分组成，共占用38个字节，如表4-3所示：

FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM：当MySQL版本小于MySQL-4.0.14，该值代表该页属于哪个表空间，因为如果我们没有开启innodb_file_per_table，共享表空间中可能存放了许多页，并且这些页属于不同的表空间。之后版本的MySQL，该值代表页的checksum值（一种新的checksum值）。

FIL_PAGE_OFFSET：表空间中页的偏移值。

FIL_PAGE_PREV，FIL_PAGE_NEXT：当前页的上一个页以及下一个页。B+Tree特性决定了叶子节点必须是双向列表。

FIL_PAGE_LSN：该值代表该页最后被修改的日志序列位置LSN（Log Sequence Number）。

FIL_PAGE_TYPE：页的类型。通常有以下几种，见表4-4。请记住0x45BF，该值代表了存放的数据页。

FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN：该值仅在数据文件中的一个页中定义，代表文件至少被更新到了该LSN值。

FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID：从MySQL 4.1开始，该值代表页属于哪个表空间。

Page Header

接着File Header部分的是Page Header，用来记录数据页的状态信息，由以下14个部分组成，共占用56个字节。见表4-5。

PAGE_N_DIR_SLOTS：在Page Directory（页目录）中的Slot（槽）数。Page Directory会在后面介绍。

PAGE_HEAP_TOP：堆中第一个记录的指针。

PAGE_N_HEAP：堆中的记录数。

PAGE_FREE：指向空闲列表的首指针。

PAGE_GARBAGE：已删除记录的字节数，即行记录结构中，delete flag为1的记录大小的总数。

PAGE_LAST_INSERT：最后插入记录的位置。

PAGE_DIRECTION：最后插入的方向。可能的取值为PAGE_LEFT（0x01），PAGE_RIGHT（0x02），PAGE_SAME_REC（0x03），PAGE_SAME_PAGE（0x04），PAGE_NO_DIRECTION（0x05）。

PAGE_N_DIRECTION：一个方向连续插入记录的数量。

PAGE_N_RECS：该页中记录的数量。

PAGE_MAX_TRX_ID：修改当前页的最大事务ID，注意该值仅在Secondary Index定义。

PAGE_LEVEL：当前页在索引树中的位置，0x00代表叶节点。

PAGE_INDEX_ID：当前页属于哪个索引ID。

PAGE_BTR_SEG_LEAF：B+树的叶节点中，文件段的首指针位置。注意该值仅在B+树的Root页中定义。

PAGE_BTR_SEG_TOP：B+树的非叶节点中，文件段的首指针位置。注意该值仅在B+树的Root页中定义。

Infimum和Supremum记录

在InnoDB存储引擎中，每个数据页中有两个虚拟的行记录，用来限定记录的边界。Infimum记录是比该页中任何主键值都要小的值，Supremum指比任何可能大的值还要大的值。这两个值在页创建时被建立，并且在任何情况下不会被删除。在Compact行格式和Redundant行格式下，两者占用的字节数各不相同。下图显示了Infimum和Supremum Records。 

User Records与FreeSpace

User Records即实际存储行记录的内容。再次强调，InnoDB存储引擎表总是B+树索引组织的。

Free Space指的就是空闲空间，同样也是个链表数据结构。当一条记录被删除后，该空间会被加入空闲链表中。

Page Directory

Page Directory（页目录）中存放了记录的相对位置（注意，这里存放的是页相对位置，而不是偏移量），有些时候这些记录指针称为Slots（槽）或者目录槽（Directory Slots）。与其他数据库系统不同的是，InnoDB并不是每个记录拥有一个槽，InnoDB存储引擎的槽是一个稀疏目录（sparse directory），即一个槽中可能属于（belong to）多个记录，最少属于4条记录，最多属于8条记录。

Slots中记录按照键顺序存放，这样可以利用二叉查找迅速找到记录的指针。假设我们有（'i'，'d'，'c'，'b'，'e'，'g'，'l'，'h'，'f'，'j'，'k'，'a'），同时假设一个槽中包含4条记录，则Slots中的记录可能是（'a'，'e'，'i'）。

由于InnoDB存储引擎中Slots是稀疏目录，二叉查找的结果只是一个粗略的结果，所以InnoDB必须通过recorder header中的next_record来继续查找相关记录。同时，slots很好地解释了recorder header中的n_owned值的含义，即还有多少记录需要查找，因为这些记录并不包括在slots中。

需要牢记的是，B+树索引本身并不能找到具体的一条记录，B+树索引能找到只是该记录所在的页。数据库把页载入内存，然后通过Page Directory再进行二叉查找。只不过二叉查找的时间复杂度很低，同时内存中的查找很快，因此通常我们忽略了这部分查找所用的时间。

File Trailer

为了保证页能够完整地写入磁盘（如可能发生的写入过程中磁盘损坏、机器宕机等原因），InnoDB存储引擎的页中设置了File Trailer部分。File Trailer只有一个FIL_PAGE_END_LSN部分，占用8个字节。前4个字节代表该页的checksum值，最后4个字节和File Header中的FIL_PAGE_LSN相同。通过这两个值来和File Header中的FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM和FIL_PAGE_LSN值进行比较，看是否一致（checksum的比较需要通过InnoDB的checksum函数来进行比较，不是简单的等值比较），以此来保证页的完整性（not corrupted）。

InnoDB数据页结构示例分析

首先我们建立一张表，并导入一定量的数据：

drop table if exists t;

create table t (a int unsigned not null auto_increment，b char(10),primary key(a))ENGINE=InnoDB CHARSET=UTF-8;

delimiter$$

　　create procedure load_t(count int unsigned)

　　　　begin

　　　　　　set@c=0;

　　　　　　while@c＜count do

　　　　　　　　insert into t select null,repeat(char(97+rand()*26),10);

　　　　　　　　set@c=@c+1;

　　　　　　end while;

　　　　end;

$$

delimiter;

call load_t(100);

select * from t limit 10;

接着我们用工具py_innodb_page_info来分析t.ibd,  py_innodb_page_info.py -v t.ibd

看到第四个页（page offset 3）是数据页，通过hexdump来分析t.ibd文件，打开整理得到的十六进制文件，数据页在0x0000c000（16K*3=0xc000）处开始：

先来分析前面File Header的38个字节：

52 1b 24 00数据页的Checksum值。

00 00 00 03页的偏移量，从0开始。

ff ff ff ff前一个页，因为只有当前一个数据页，所以这里为0xffffffff。

ff ff ff ff下一个页，因为只有当前一个数据页，所以这里为0xffffffff。

00 00 00 0a 6a e0 ac 93页的LSN。

45 bf页类型，0x45bf代表数据页。

00 00 00 00 00 00 00这里暂时不管该值。

00 00 00 dc表空间的SPACE ID。

先不急着看下面的Page Header部分，我们来看File Trailer部分。因为File Trailer通过比较File Header部分来保证页写入的完整性。

95 ae 5d 39 Checksum值，该值通过checksum函数和File Header部分的checksum值进行比较。

6a e0 ac 93注意到该值和File Header部分页的LSN后4个值相等。

接着我们来分析56个字节的Page Header部分，对于数据页而言，Page Header部分保存了该页中行记录的大量细节信息。分析后可得：

Page Header（56 bytes）：

PAGE_N_DIR_SLOTS=0x001a

PAGE_HEAP_TOP=0x0dc0

PAGE_N_HEAP=0x8066

PAGE_FREE=0x0000

PAGE_GARBAGE=0x0000

PAGE_LAST_INSERT=0x0da5

PAGE_DIRECTION=0x0002

PAGE_N_DIRECTION=0x0063

PAGE_N_RECS=0x0064

PAGE_MAX_TRX_ID=0x0000000000000000

PAGE_LEVEL=00 00

PAGE_INDEX_ID=0x00000000000001ba

PAGE_BTR_SEG_LEAF=0x000000dc0000000200f2

PAGE_BTR_SEG_TOP=0x000000dc000000020032

PAGE_N_DIR_SLOTS=0x001a，代表Page Directory有26个槽，每个槽占用2个字节。

我们可以从0x0000ffc4到0x0000fff7找到如下内容：

0000ffc0 00 00 00 00 00 70 0d 1d 0c 95 0c 0d 0b 85 0a fd|……p……
0000ffd0 0a 75 09 ed 09 65 08 dd 08 55 07 cd 07 45 06 bd|.u……e……U……E..
0000ffe0 06 35 05 ad 05 25 04 9d 04 15 03 8d 03 05 02 7d|.5……%……}
0000fff0 01 f5 01 6d 00 e5 00 63 95 ae 5d 39 6a e0 ac 93|……m……c..]9j……

PAGE_HEAP_TOP=0x0dc0代表空闲空间开始位置的偏移量，即0xc000+0x0dc0=0xcdc0处开始，我们观察这个位置的情况，可以发现这的确是最后一行的结束，接下去的部分都是空闲空间了：

0000cdb0 00 00 00 2d 01 10 70 70 70 70 70 70 70 70 70 70|……-..pppppppppp
0000cdc0 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00|……
0000cdd0 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00|……
0000cde0 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00|……

PAGE_N_HEAP=0x8066，当行记录格式为Compact时，初始值为0x0802，当行格式为Redundant时，初始值是2。其实这些值表示页初始时就已经有Infinimun和Supremum的伪记录行，0x8066-0x8002=0x64，代表该页中实际的记录有100条记录。

PAGE_FREE=0x0000代表删除的记录数，因为这里我们没有进行过删除操作，所以这里的值为0。

PAGE_GARBAGE=0x0000，代表删除的记录字节为0，同样因为我们没有进行过删除操作，所以这里的值依然为0。

PAGE_LAST_INSERT=0x0da5，表示页最后插入的位置的偏移量，即最后的插入位置应该在0xc0000+0x0da5=0xcda5，查看该位置：

0000cda0 00 03 28 f2 cb 00 00 00 64 00 00 00 51 6e 4e 80|..（……d……QnN.
0000cdb0 00 00 00 2d 01 10 70 70 70 70 70 70 70 70 70 70|……-..pppppppppp
0000cdc0 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00|……

可以看到，最后这的确是最后插入a列值为100的行记录，但是这次直接指向了行记录的内容，而不是指向行记录的变长字段长度的列表位置。

PAGE_DIRECTION=0x0002，因为我们是通过自增长的方式进行行记录的插入，所以PAGE_DIRECTION的方向是向右。

PAGE_N_DIRECTION=0x0063，表示一个方向连续插入记录的数量，因为我们是以自增长的方式插入了100条记录，因此该值为99。

PAGE_N_RECS=0x0064，表示该页的行记录数为100，注意该值与PAGE_N_HEAP的比较，PAGE_N_HEAP包含两个伪行记录，并且是通过有符号的方式记录的，因此值为0x8066。

PAGE_LEVEL=0x00，代表该页为叶子节点。因为数据量目前较少，因此当前B+树索引只有一层。B+数叶子层总是为0x00。

PAGE_INDEX_ID=0x00000000000001ba，索引ID。

上面就是数据页的Page Header部分了，接下去就是存放的行记录了，前面提到过InnoDB存储引擎有2个伪记录行，用来限定行记录的边界，我们接着往下看：

0000c050 00 02 00 f2 00 00 00 dc 00 00 00 02 00 32 01 00|……2..
0000c060 02 00 1c 69 6e 66 69 6d 75 6d 00 05 00 0b 00 00|……infimum……
0000c070 73 75 70 72 65 6d 75 6d 0a 00 00 00 10 00 22 00|supremum……".

观察0xc05E到0xc077，这里存放的就是这两个伪行记录，InnoDB存储引擎设置伪行只有一个列，且类型是Char（8）。伪行记录的读取方式和一般的行记录并无不同，我们整理后可以得到如下的结果：

#Infimum伪行记录
01 00 02 00 1c/*recorder header*/
69 6e 66 69 6d 75 6d 00/*只有一个列的伪行记录，记录内容就是Infimum（多了一个0x00字节）
*/
#Supremum伪行记录
05 00 0b 00 00/*recorder header*/
73 75 70 72 65 6d 75 6d/*只有一个列的伪行记录，记录内容就是Supremum*/

我们来分析infimum行记录的recorder header部分，最后2个字节位00 1c表示下一个记录的位置的偏移量，即当前行记录内容的位置0xc063+0x001c，得到0xc07f。0xc07f应该很熟悉了，我们前面的分析的行记录结构都是从这个位置开始。我们来看一下：

0000c070 73 75 70 72 65 6d 75 6d 0a 00 00 00 10 00 22 00|supremum……".
0000c080 00 00 01 00 00 00 51 6d eb 80 00 00 00 2d 01 10|……Qm……-..
0000c090 64 64 64 64 64 64 64 64 64 64 0a 00 00 00 18 00|dddddddddd……
0000c0a0 22 00 00 00 02 00 00 00 51 6d ec 80 00 00 00 2d|"……Qm……-
可以看到这就是第一条实际行记录内容的位置了，如果整理后可以得到：
/*第一条行记录*/
00 00 00 01/*因为我们建表时设定了主键，这里ROWID即位列a的值1*/
00 00 00 51 6d eb/*Transaction ID*/
80 00 00 00 2d 01 10/*Roll Pointer*/
64 64 64 64 64 64 64 64 64 64/*b列的值'aaaaaaaaaa'*/

这和我们查表得到的数据是一致的：select a,b,hex(b) from t order by a limit 1;

通过recorder header最后2个字节记录的下一行记录的偏移量，我们就可以得到该页中所有的行记录；通过page header的PAGE_PREV，PAGE_NEXT就可以知道上一个页和下个页的位置。这样，我们就能读到整张表所有的行记录数据。

最后我们来分析Page Directory，前面我们已经提到了从0x0000ffc4到0x0000fff7是当前页的Page Directory，如下：

0000ffc0 00 00 00 00 00 70 0d 1d 0c 95 0c 0d 0b 85 0a fd|……p……
0000ffd0 0a 75 09 ed 09 65 08 dd 08 55 07 cd 07 45 06 bd|.u……e……U……E..
0000ffe0 06 35 05 ad 05 25 04 9d 04 15 03 8d 03 05 02 7d|.5……%……}
0000fff0 01 f5 01 6d 00 e5 00 63 95 ae 5d 39 6a e0 ac 93|……m……c..]9j……

需要注意的是，Page Directory是逆序存放的，每个槽2个字节。因此我们可以看到：00 63是最初行的相对位置，即0xc063；0070就是最后一行记录的相对位置，即0xc070。我们发现，这就是前面我们分析的infimum和supremum的伪行记录。Page Directory槽中的数据都是按照主键的顺序存放，因此找具体的行就需要通过部分进行。前面已经提到，InnoDB存储引擎的槽是稀疏的，还需通过recorder header的n_owned进行进一步的判断。如，我们要找主键a为5的记录，通过二叉查找Page Directory的槽，我们找到记录的相对位置在00 e5处，找到行记录的实际位置0xc0e5：

0000c0e0 04 00 28 00 22 00 00 00 04 00 00 00 51 6d ee 80|..（."……Qm..
0000c0f0 00 00 00 2d 01 10 69 69 69 69 69 69 69 69 69 69|……-..iiiiiiiiii
0000c100 0a 00 00 00 30 00 22 00 00 00 05 00 00 00 51 6d|……0."……Qm
0000c110 ef 80 00 00 00 2d 01 10 6e 6e 6e 6e 6e 6e 6e 6e|……-..nnnnnnnn
0000c120 6e 6e 0a 00 00 00 38 00 22 00 00 00 06 00 00 00|nn……8."……
0000c130 51 6d f0 80 00 00 00 2d 01 10 71 71 71 71 71 71|Qm……-..qqqqqq
0000c140 71 71 71 71 0a 00 00 00 40 00 22 00 00 00 07 00|qqqq……@."……

可以看到第一行的记录是4不是我们要找的5，但是我们看前面的5个字节的recordheader，04 00 28 00 22，找到4～8位表示n_owned值的部分，该值为4，表示该记录有4个记录，因此还需要进一步查找。通过recorder和ader最后2个字节的偏移量0x0022，找到下一条记录的位置0xc107，这才是我们要找的主键为5的记录。