InnoDB数据页结构

数据页：存放我们表中记录的页，官方称这种存放记录的页为索引（ INDEX ）页，这些表中的记录就是我们日常口中所称的数据，所以也可以称这种存放记录的页为数据页

数据页结构的快速浏览

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：

image-20240806150605122

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。

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 不确定 实际存储的行记录内容
Free Space 空闲空间 不确定 页中尚未使用的空间
Page Directory 页面目录 不确定 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 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：

image-20240806151031944

记录头信息的秘密

先创建一个表：

mysql> CREATE TABLE page_demo(
-> c1 INT,
-> c2 INT,
-> c3 VARCHAR(10000),
-> PRIMARY KEY (c1)
-> ) CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)

这个表中记录的行格式示意图:

image-20240806151239472

记录头各个含义：

名称 大小（单位：bit） 描述
预留位1 1 没有使用
预留位2 1 没有使用
delete_mask 1 标记该记录是否被删除
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 示当前记录的类型， 0 表示普通记录， 1 表示B+树非叶子节点记录， 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

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：

image-20240806151517110

试着向 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');
Query OK, 4 rows affected (0.00 sec)
Records: 4 Duplicates: 0 Warnings: 0

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：

image-20240806151639566

  • 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。

    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。

    将这个delete_mask位设置为 1 和将被删除的记录加入到垃圾链表中其实是两个阶段

  • 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

    这个暂时保密，稍后它是主角

  • heap_no

    这个属性表示当前记录在本 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 。

    InnoDB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。

    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

    image-20240806152250469

  • 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。

  • 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。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）

    删掉第2条记录后的示意图就是：

    image-20240806163250405

    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。
    • 还有一点你可能忽略了，就是 最大记录 的 n_owned 值从 5 变成了 4

    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。

会不会觉得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。我们前边还说过变长字段长度列表、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。(空间局部性原理)

如果我们再次把这条记录插入到表中，会发生什么事呢？

mysql> INSERT INTO page_demo VALUES(2, 200, 'bbbb');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
image-20240806163517322

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）

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;

设计 InnoDB 的大叔们为我们的记录也制作了一个类似书目录的目录，他们的制作过程是这样的：

  • 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（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：

image-20240806164051938

从这个图中我们需要注意这么几点：

  • 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
  • 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。

99 和 112 这样的地址偏移量很不直观，我们用箭头指向的方式替代数字，这样更易于我们理解，所以修改后的示意图就是这样：

image-20240806164320599

暂时不管各条记录在存储设备上的排列方式了，单纯从逻辑上看一下这些记录和页目录的关系：

image-20240806164402035

设计 InnoDB 的大叔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 18 条之间，剩下的分组中记录的条数范围只能在是 48 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。

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, 'l
lll'), (13, 1300, 'mmmm'), (14, 1400, 'nnnn'), (15, 1500, 'oooo'), (16, 1600, 'pppp');
Query OK, 12 rows affected (0.00 sec)
Records: 12 Duplicates: 0 Warnings: 0

这些记录被分成了5个组，如图所示：(只保留了用户记录头信息中的n_owned 和 next_record 属性，也省略了各个记录之间的箭头)

image-20240806164649758

比方说我们想找主键值为 6 的记录，过程是这样的：

  • 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。
  • 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。
  • 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：

  • 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）

设计 InnoDB 的大叔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

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

先唠叨一下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。

File Header（文件头部）

Page Header 是专门针对 数据页 记录的各种状态信息，比方说页里头有多少个记录了呀，有多少个槽了呀。

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、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，它的上一个页、下一个页是谁啦吧啦吧啦～ 这个部分占用固定的 38 个字节，是由下边这些内容组成的：

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 SequenceNumber）
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

我们看几个目前比较重要的部分：

  • 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， 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_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

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，就像这样：

File Trailer

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 InnoDB 的大叔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

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

总结

  • 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 。
  • 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。
  • 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 。
  • 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。
  • 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 。
  • 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。