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重拾MySQL —— InnoDB数据页结构

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本文字数： 8.6k 阅读时长 ≈ 8 分钟

《MySQL是怎样运行的 —— 从跟上理解MySQL》—— 第五章

一、不同类型的页简介

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。

二、数据页结构快览

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：

从图中可以看出，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。这7个部分存储的内容：

名称 中文名 占用空间大小 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

三、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。

在一开始生成页的时候，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。

3.1 记录头信息的秘密

【示例表】

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)

表中记录的行格式示意图（省略了其他信息）：

记录头信息中的各个属性：

名称 大小（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 表示当前记录的类型，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 16 表示下一条记录的相对位置

「行格式简化图」

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

记录在页的User Records部分中的表示形式（数据以十进制表示）：

📢注意：各条记录在User Records中存储的时候并没有空隙。

  • delete_flag(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。

被删除的记录还在页中，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_flag(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：下文介绍
  • 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，没有heap_no为0和1的记录。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。

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。

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。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。

我们插入的记录从本质上来说都是放到数据页的User Records部分，这些记录一条一条亲密无间地排列着。

另外需要注意，堆中记录的heap_no值在分配之后就不会再发生改动了，即使之后删除了堆中的某条记录，这条被删除的记录的heap_no值也仍然保持不变。

  • 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：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。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）。

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，比如删除第二条记录：

删除前后发生的变化：

  • 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_flag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

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。

next_record指针的位置说明：指向记录头信息和真实数据之间的位置。

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。前面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。

如果我们再把主键值2为记录插入到表中，发生了一些有趣的事情：

从图中可以看到，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。

四、Page Direction（页目录）

InnoDB为记录制作了一个目录：

  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。

【🌰栗子】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：

注意的点：

  • 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。
  • 注意Infimum和Supremmum的头信息中的n_owned属性
    • Infimum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。
    • Supremum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。

简化示意图：

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？

InnoDB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

分组的步骤：

  • 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（从本质上来说，槽是一个组内最大的那条记录在页面中的地址偏移量，通过槽可以快速找到对应的记录的主键值），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。

【🌰栗子】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');
Query OK, 12 rows affected (0.00 sec)
Records: 12  Duplicates: 0  Warnings: 0

现在页里边就一共有18条记录了（包括最小和最大记录），这些记录被分成了5个组，示意图（省略了各个记录之间的箭头）：

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。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。由于各个都是挨着的，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。

    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。

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）

存储一个数据页中存储的记录的状态信息。Page Header占用固定的56个字节，专门存储各种状态信息。

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
  • PAGE_N_DIR_SLOTS ~ PAGE_LAST_INSERT 和 PAGE_N_RECS前面已经记录了。
  • 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，表示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）

记录针对各种页都通用的一些信息。这个部分占用固定的38个字节，由以下内容组成：

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

重要的部分：

  • FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM：这个代表当前页面的校验和（checksum）。

    什么是校验和？

    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。(类似于HashCode)

  • 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：

    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，即数据页

  • FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT：InnoDB都是以页为单位存放数据的，有时存放某种类型的数据占用的空间非常大，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（逻辑连接）。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，所以所有的数据页其实是一个双向链表。

七、File Trailer（文件尾部）

所有类型的页通用。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。那么如果在同步过程中宕机了怎么处理？

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在页面的前面，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。如果中途异常了，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。

总结

  1. 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。
  2. 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。
  3. 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。
  4. 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。
  5. 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。
  6. 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。
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