page header是page的头信息，占用38个字节，分别存储以下信息:

FIL_PAGE_SPACE            4字节                        page所属的表空间的space id

FIL_PAGE_OFFSET           4字节                        page no，一般是在表空间的物理偏移量

FIL_PAGE_PREV              4 字节                       前一页的page no (B+tree的叶子节点是通过链表串起来的，有前后关系)

FIL_PAGE_NEXT              4字节                        后一页的page no

FIL_PAGE_LSN                 8字节                        更改记录时最大的redo log lsn，一般用在redo log恢复时使用

FIL_PAGE_TYPE               2字节                        page的类型

FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN 8字节                    space文件最后被flush是的redo log lsn,这个值只会在space的第一个页中被设置

FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO 4字节                      最后被归档的archive log file 序号，这个值只会在space的第一个页中被设置

2.page trailer

page trailer是在文件末尾的最后8个字节， 低位4个字节是用来表示page页中数据的checksum,高位4位是用来存储FIL_PAGE_LSN的部分信息，关于checksum的计算是通过buf_calc_page_checksum这个函数来结算得到的，基本是通过对page中数据作为参数用ut_fold_binary来快速计算得到。在后续的版本中，page checksum是可以选择其他算法来做计算。这两个字在页保存到物理磁盘的时会进行更行，在页从物理磁盘读取出来的时候会被校验。宗旨就是保证页的完整性。

3.page body

index page body是由5部分组成，分别是body header、recorders、free recorders、free heap和page directory

组成。body header的结构定义如下：

#definePAGE_N_DIR_SLOTS 0 /*page directory拥有的slot个数*/

#define PAGE_HEAP_TOP 2 /*heap中空闲位置的偏移量*/

#define PAGE_N_HEAP 4 /*heap中的记录数,所有分配出去的记录数，free rec + PAGE_N_RECS + 2*/

#define PAGE_FREE 6 /*指向page中空闲空间的偏移量*/

#define PAGE_GARBAGE 8 /*已删除的记录字节数,用于重分配*/

#define PAGE_LAST_INSERT 10 /*最后插入记录的位置*/

#define PAGE_DIRECTION 12 /*记录的操作方向,PAGE_LEFT PAGE_RIGHT PAGE_SAME_REC PAGE_SAME_PAGE PAGE_NO_DIRECTION*/

#define PAGE_N_DIRECTION 14 /*同一方向连续插入的记录数*/

#define PAGE_N_RECS 16 /*页中存在的记录数，不包括infimum和supremum*/

#define PAGE_MAX_TRX_ID 18 /*修改当前页最大的事务ID*/

#define PAGE_HEADER_PRIV_END 26

#define PAGE_LEVEL 28 /*当前页在索引树的层位置*/

#define PAGE_BTR_SEG_LEAF 36 /*B+树叶子节点所在段的segment header信息*/

define PAGE_BTR_SEG_TOP (36 + FSEG_HEADER_SIZE) /*B+树非叶子节点所在段的segment header信息*/

innodb在把真个页可以用的空间当着一个heap,当需要插入记录的时候，首先会在PAGE FREE中找是否有合适的记录

可

以用，如果没有，就会在PAGE_HEAP_TOP的偏移上分配一个指定大小的rec_t的记录块，并将记录案主键值插入到

recorders

当中。那么recorders是通过什么样的方式组织的呢?

3.1记录的组织方式

在index page body中，rec(记录)组织方式采用的是单向链表的方式来组织的，最前面一个记录和最后面一个记录是innodb定义的虚拟记录，叫做infimum和supremum。这两个记录的物理物质是在body header后面紧接着的连个记录。

其偏移如下：

#define PAGE_DATA (PAGE_HEADER + 36 + 2 * FSEG_HEADER_SIZE)

#define PAGE_INFIMUM (PAGE_DATA + 1 + REC_N_EXTRA_BYTES) /*本page中索引最小的记录位置*/

#define PAGE_SUPREMUM (PAGE_DATA + 2 + 2 * REC_N_EXTRA_BYTES + 8) /*本page中索引最大的记录位置*/

这两条记录在index page创建的时候就会被创建，参见page_create函数，其他的记录是插入在其之间，入下示意图：

3.2body free list

除了有效记录以外，page中还有一类是之间使用过但被删除的记录，这类记录不会直接回收到heap中(因为

rec是逻辑

顺序关系进行组织

的，无法直接回收到heap中)，innodb采用了page free recorders列表来组织和管理，

通过

body header中的

PAGE_FREE来进行定位，

PAGE_FREE指向第一个被删除的rec记录的页内偏移量。

示意图如下：

body header除了用

PAGE_FREE来管理释放的记录外，还使用了

PAGE_GARBAGE来管理其空间大小，这个值表示所有删除的记录占用空间字节总和，以便删除的记录可以重复被使用，提高空间的使用率。

除了recorders和free recorders外，还有一个连续的空间，这个空间是用来做记录分配的，只有当free recorders中没有合适的记录空间的时候，才会在这个连续空间上分配记录。这个空间的地址偏移是在

PAGE_HEAP_TOP中的。

3.3directory slots

innodb为了快速查找记录，在body的后面定义了一个称之为

directory的目录槽(slots),每个槽位占用两个字节，采用的是逆序存储，也就是说mifimum的槽位总是在body最后2个字节上，其他的一次类推。每个槽位可以存储多个纪录。以下是各种slot的记录数描述范围(n_owned)：

Infimum slot owned

只有一条记录

supremum slot owned

1到8条记录

普通slot owned

4到8条记录

如果普通slot在插入新的一条记录时，普通slot或者

supremum管理的记录数是8，这个时候会对

supremum进行split，产生一

个slots，所以

它的范围是从4开始。以下是directory的一个关系示意图:

从上可以看出，slot指向的rec中的owned代表的是向前有多少个rec属于这个slot管辖，中间被管辖的rec的owned = 0。通过directory的二分查找只能查到对应记录所属的slot，还需要通过owned内部的二分查找才能精确定位到对应的记录。这种设计的做法可以减小

directory对page空间的占用，又能有很好查找的效率。关于slot相关的函数说明：

page_dir_split_slot                        slot分裂函数，当一个slot管辖的范围内插入新的记录后超出其最大管理的记

录数，就会对其进行平均范围分裂。

page_dir_balance_slot                  slot均衡函数，当一个slot管辖的范围内有记录删除后，其管理的记录数小于

它最小范围，就会和邻近的slot做均

衡。

不管是均衡还是分裂，都是最大范围提高

directory存储空间效率和记录查找效率。

3.4index page结构关系图

4页的操作

innodb的index page对记录的操作主要有3种：查找记录、插入记录、删除记录。关于page的操作实现在page0cur.*

当中，

在这些操作的中，innodb定义了一个page_cur_t，也就是page的游标，它是个逻辑概念的游标，只在内存中

有效。这个page cur是指向当前操作的记录。

定义如下：

typedef struct page_cur_struct

{

byte*rec;/*游标记录的指针*/

}page_cur_t;

因为所有的page操作必须将page从物理磁盘读入到内存中进行逻辑页的构建，再使用page_cur来进行查找、插入、删除操作。

4.1查询操作

我们知道在innodb的B+Tree索引搜索中，只能找到对应记录所在的index page，那么找到page后，会在页中进行记录查找，这个页内查找过程如下：

1.先通过key在page的directory slots中进行二分查找，找到key对应的slot

2.因为slot是管理多个记录(普通的slot owned = [4,8]),所以会再根据KEY在对应的slot管理的记录中一次二分查找，直到找到记录为止。

页内查找的实现在page0cur.c的page_cur_search_with_match函数当中，这个函数除了返回查找的记录以外，还会记录二分查找过程中匹配的字节数和经过的跳数。值得注意的是这个函数支持四种模式的查找，分别定义如下：

#definePAGE_CUR_G 1 /*大于查询*/

#definePAGE_CUR_GE 2 /*大于等于查询*/

#definePAGE_CUR_L 3 /*小于查询*/

#definePAGE_CUR_LE 4 /*小于等于查询*/

4.2插入操作

在记录插入之前，会通过要插入记录KEY找到要插入的位置，查找的模式是PAGE_CUR_LE，具体步骤如下：

1.通过记录的key和记录查找函数查找要插入的位置(操作page cur指向插入记录的前一个记录)

2.修改前后记录的关联关系和插入记录的关联关系

3.修改page游标方向计数器、page last insert

4.修改所在的slot的owned数值，如果超出范围，进行split slot

5.因为插入记录是对页进行修改，所以记录插入记录的mtr log。以便异常时对页的恢复。

插入记录的mtr log构造比较复杂，以下是它的结构示意图：

这里要解释的是mismach_index这个变量，innodb为了节省存储空间，前后两条记录会做相同比较，这个变量就是插入的记录和其前面的记录从开始位置相同字节数，这样rec data是存储了与之前记录不同的数据。

一条记录的插入示意图：

整记录插入过程在page0cur.c中的page_cur_insert_rec_low函数中实现的。

4.3删除操作

记录删除也是首先会通过删除记录的key或者记录地址来确定操作page cur.操作步骤如下：

1.通过记录信息确定page cur

2.添加一条删除记录的mtr log

3.将记录前后对应关联关系进行删除和更改

4.设置page last insert和其他的头信息(n _rec)

5.将记录插入到body header free列表的起始位置，并修改PAGE_GARBAGE

6.设置所在slot的owned,如果小于管辖范围的最小值，进行slot的均衡化。

删除的mtr log格式如下：

删除记录示意图：

5.小结

innodb的index page结构是一个高效利用空间的存储结构，不仅考虑到查询的速度，也考虑了合理的利用存储空

间的存储效率。innodb在这两者之间找到了比较好的平衡点。页除了提供基本的插入删除查询操作外，还提供批量

拷贝记录、批量删除记录等功能。当这些都是基于基本的插入删除操作之上的。批量操作函数如下：

page_copy_rec_list_end

将page中的rec之后的记录全部复制到new page,包括rec

page_copy_rec_list_start

将page中在rec之前的记录全部拷贝到new page当中,不包括rec

page_delete_rec_list_end

将page中的rec之后的记录全部删除,包括rec

page_delete_rec_list_start

将page中在rec之前的记录全部删除,不包括rec

page_move_rec_list_end

将page中rec之后的记录全部move到new page中，包括rec，这些记录在page是被删除的

page_move_rec_list_start

将page中rec之前的记录全部move到new page中，不包括rec，这些记录在page是被删除的

innodb提供这些函数主要是方便上层调用。通过分析page的结构可以很好的理解innodb的记录组织方式，也有利于去理解B+Tree的索引方式。

索引页相关参考：

http://blog.jcole.us/2013/01/07/the-physical-structure-of-innodb-index-pages/