《从根儿上理解MySQL》读书笔记(一)

第一章初识Mysql

1.1 服务器处理客户端请求

客户端进程向服务器进程发送一段文本（MySQL语句），服务器进程处理后再向客户端进程发送一段文本（处理结果）。那服务器进程对客户端进程发送的请求做了什么处理，才能产生最后的处理结果呢？客户端可以向服务器发送增删改查各类请求，我们这里以比较复杂的查询请求为例来画个图展示一下大致的过程：

服务器程序处理来自客户端的查询请求大致需要经过三个部分，分别是连接管理、解析与优化、存储引擎。

1.1.1 连接管理

客户端进程可以采用TCP/IP、命名管道或共享内存、Unix域套接字这几种方式之一来与服务器进程建立连接，每当有一个客户端进程连接到服务器进程时，服务器进程都会创建一个线程来专门处理与这个客户端的交互，当该客户端退出时会与服务器断开连接，服务器并不会立即把与该客户端交互的线程销毁掉，而是把它缓存起来，在另一个新的客户端再进行连接时，把这个缓存的线程分配给该新客户端。这样就起到了不频繁创建和销毁线程的效果，从而节省开销。

在客户端程序发起连接的时候，需要携带主机信息、用户名、密码，服务器程序会对客户端程序提供的这些信息进行认证，如果认证失败，服务器程序会拒绝连接。另外，如果客户端程序和服务器程序不运行在一台计算机上，我们还可以采用使用了SSL（安全套接字）的网络连接进行通信，来保证数据传输的安全性。

当连接建立后，与该客户端关联的服务器线程会一直等待客户端发送过来的请求，MySQL服务器接收到的请求只是一个文本消息，该文本消息还要经过各种处理。

1.1.2 解析与优化

查询缓存
MySQL服务器程序处理查询请求的过程，首先会把刚刚处理过的查询请求和结果缓存起来，如果下一次有一模一样的请求过来，直接从缓存中查找结果就好了，就不用再去底层的表中查找了。这个查询缓存可以在不同客户端之间共享，也就是说如果客户端A刚刚查询了一个语句，而客户端B之后发送了同样的查询请求，那么客户端B的这次查询就可以直接使用查询缓存中的数据。

当然，如果两个查询请求在任何字符上的不同（例如：空格、注释、大小写），都会导致缓存不会命中。另外，如果查询请求中包含某些系统函数、用户自定义变量和函数、一些系统表，如 mysql 、information_schema、 performance_schema 数据库中的表，那这个请求就不会被缓存。

不过既然是缓存，那就有它缓存失效的时候。MySQL的缓存系统会监测涉及到的每张表，只要该表的结构或者数据被修改，如对该表使用了INSERT、 UPDATE、DELETE、TRUNCATE TABLE、ALTER TABLE、DROP TABLE或 DROP DATABASE语句，那使用该表的所有高速缓存查询都将变为无效并从高速缓存中删除！

语法解析
如果查询缓存没有命中，接下来就需要进入正式的查询阶段了。因为客户端程序发送过来的请求只是一段文本而已，所以MySQL服务器程序首先要对这段文本做分析，判断请求的语法是否正确，然后从文本中将要查询的表、各种查询条件都提取出来放到MySQL服务器内部使用的一些数据结构上来。

查询优化
语法解析之后，服务器程序获得到了需要的信息，比如要查询的列是哪些，表是哪个，搜索条件是什么等等，但光有这些是不够的，因为我们写的MySQL语句执行起来效率可能并不是很高，MySQL的优化程序会对我们的语句做一些优化，如外连接转换为内连接、表达式简化、子查询转为连接等等的一堆东西。优化的结果就是生成一个执行计划，这个执行计划表明了应该使用哪些索引进行查询，表之间的连接顺序是什么样的。我们可以使用EXPLAIN语句来查看某个语句的执行计划。

1.1.3 存储引擎

 截止到服务器程序完成了查询优化为止，还没有真正的去访问真实的数据表，MySQL服务器把数据的存储和提取操作都封装到了一个叫存储引擎的模块里。我们知道表是由一行一行的记录组成的，但这只是一个逻辑上的概念，物理上如何表示记录，怎么从表中读取数据，怎么把数据写入具体的物理存储器上，这都是存储引擎负责的事情。为了实现不同的功能，MySQL提供了各式各样的存储引擎，不同存储引擎管理的表具体的存储结构可能不同，采用的存取算法也可能不同。

 为了管理方便，人们把连接管理、查询缓存、语法解析、查询优化这些并不涉及真实数据存储的功能划分为MySQL server的功能，把真实存取数据的功能划分为存储引擎的功能。各种不同的存储引擎向上面的MySQL server层提供统一的调用接口（也就是存储引擎API），包含了几十个底层函数，像"读取索引第一条内容"、"读取索引下一条内容"、"插入记录"等等。

 所以在MySQL server完成了查询优化后，只需按照生成的执行计划调用底层存储引擎提供的API，获取到数据后返回给客户端就好了。

常用存储引擎

ARCHIVE 用于数据存档（行被插入后不能再修改）
BLACKHOLE 丢弃写操作，读操作会返回空内容
CSV 在存储数据时，以逗号分隔各个数据项
FEDERATED 用来访问远程表
InnoDB 具备外键支持功能的事务存储引擎
MEMORY 置于内存的表
MERGE 用来管理多个MyISAM表构成的表集合
MyISAM 主要的非事务处理存储引擎
NDB MySQL集群专用存储引擎

我们可以用下面这个命令来查看当前服务器程序支持的存储引擎：

SHOW ENGINES;

设置表的存储引擎

存储引擎是负责对表中的数据进行提取和写入的，我们可以为不同的表设置不同的存储引擎，也就是说不同的表可以有不同的物理存储结构，不同的提取和写入方式。

我们之前创建表的语句都没有指定表的存储引擎，那就会使用默认的存储引擎InnoDB，如果我们想显式的指定一下表的存储引擎，那可以这么写：

CREATE TABLE 表名(
    建表语句;
) ENGINE = 存储引擎名称;

如果表已经建好了，我们也可以使用下面这个语句来修改表的存储引擎：

ALTER TABLE 表名 ENGINE = 存储引擎名称;

第二章 MySQL的调控按钮-启动选项和系统变量

第三章乱码的前世今生-字符集和比较规则

3.1 字符集简介

我们知道在计算机中只能存储二进制数据，那该怎么存储字符串呢？当然是建立字符与二进制数据的映射关系了。其中最重要的就是界定清楚字符范围和字符编解码。

3.2 MySQL中支持的字符集和排序规则

3.2.1 MySQL中的utf8和utf8mb4

utf8字符集表示一个字符需要使用1～4个字节，但是我们常用的一些字符使用1～3个字节就可以表示了。而在MySQL中字符集表示一个字符所用最大字节长度在某些方面会影响系统的存储和性能，所以设计MySQL的大佬偷偷的定义了两个概念：

utf8mb3：阉割过的utf8字符集，只使用1～3个字节表示字符。
utf8mb4：正宗的utf8字符集，使用1～4个字节表示字符。

MySQL支持好多好多种字符集，查看当前MySQL中支持的字符集可以用下面这个语句：

SHOW (CHARACTER SET|CHARSET) [LIKE 匹配的模式];

查看MySQL中支持的比较规则的命令如下:

SHOW COLLATION [LIKE 匹配的模式];

每种字符集对应若干种比较规则，每种字符集都有一种默认的比较规则，SHOW COLLATION的返回结果中的Default列的值为YES的就是该字符集的默认比较规则，比方说utf8字符集默认的比较规则就是utf8_general_ci。

第四章从一条记录说起-InnoDB记录结构

4.1 InnoDB页简介

InnoDB是一个将表中的数据存储到磁盘上的存储引擎，所以即使关机后重启我们的数据还是存在的。而真正处理数据的过程是发生在内存中的，所以需要把磁盘中的数据加载到内存中，如果是处理写入或修改请求的话，还需要把内存中的内容刷新到磁盘上。而我们知道读写磁盘的速度非常慢，和内存读写差了几个数量级，所以当我们想从表中获取某些记录时，InnoDB存储引擎需要一条一条的把记录从磁盘上读出来么？不，那样会慢死，InnoDB采取的方式是：将数据划分为若干个页，以页作为磁盘和内存之间交互的基本单位，InnoDB中页的大小一般为 16 KB。也就是在一般情况下，一次最少从磁盘中读取16KB的内容到内存中，一次最少把内存中的16KB内容刷新到磁盘中。

4.2 InnoDB行格式

我们平时是以记录为单位来向表中插入数据的，这些记录在磁盘上的存放方式也被称为行格式或者记录格式。设计InnoDB存储引擎的大佬们到现在为止设计了4种不同类型的行格式，分别是Compact、Redundant、Dynamic和Compressed行格式，随着时间的推移，他们可能会设计出更多的行格式，但是不管怎么变，在原理上大体都是相同的。

我们可以在创建或修改表的语句中指定行格式：

CREATE TABLE 表名 (列的信息) ROW_FORMAT=行格式名称
    
ALTER TABLE 表名 ROW_FORMAT=行格式名称

4.2.1 COMPACT行格式

一条完整的记录其实可以被分为记录的额外信息和记录的真实数据两大部分

记录的额外信息
这部分信息是服务器为了描述这条记录而不得不额外添加的一些信息，这些额外信息分为3类，分别是变长字段长度列表、NULL值列表和记录头信息。

变长字段长度列表
我们知道MySQL支持一些变长的数据类型，比如VARCHAR(M)、VARBINARY(M)、各种TEXT类型，各种BLOB类型，我们也可以把拥有这些数据类型的列称为变长字段，变长字段中存储多少字节的数据是不固定的，所以我们在存储真实数据的时候需要顺便把这些数据占用的字节数也存起来，这样才不至于把MySQL服务器搞懵，所以这些变长字段占用的存储空间分为两部分：

真正的数据内容
占用的字节数

在Compact行格式中，把所有变长字段的真实数据占用的字节长度都存放在记录的开头部位，从而形成一个变长字段长度列表，各变长字段数据占用的字节数按照列的顺序逆序存放，我们再次强调一遍，是逆序存放！

如果该可变字段允许存储的最大字节数（M×W）超过255字节并且真实存储的字节数（L）超过127字节，则使用2个字节，否则使用1个字节。

另外需要注意的一点是，变长字段长度列表中只存储值为非NULL 的列内容占用的长度，值为 NULL 的列的长度是不储存的。

NULL值列表
我们知道表中的某些列可能存储NULL值，如果把这些NULL值都放到记录的真实数据中存储会很占地方，所以Compact行格式把这些值为NULL的列统一管理起来，存储到NULL值列表中，它的处理过程是这样的：

首先统计表中允许存储NULL的列有哪些。
如果表中没有允许存储 NULL 的列，则 NULL值列表也不存在了，否则将每个允许存储NULL的列对应一个二进制位，二进制位按照列的顺序逆序排列，二进制位表示的意义如下：
二进制位的值为1时，代表该列的值为NULL。
二进制位的值为0时，代表该列的值不为NULL。
MySQL规定NULL值列表必须用整数个字节的位表示，如果使用的二进制位个数不是整数个字节，则在字节的高位补0。如果一个表中有9个允许为NULL，那这个记录的NULL值列表部分就需要2个字节来表示了。

记录头信息
除了变长字段长度列表、NULL值列表之外，还有一个用于描述记录的记录头信息，它是由固定的5个字节组成。5个字节也就是40个二进制位，不同的位代表不同的意思，如图：

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	表示当前记录的类型，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

记录的真实数据
记录的真实数据我们自己定义的列的数据以外，MySQL会为每个记录默认的添加一些列（也称为隐藏列），具体的列如下：

列名	是否必须	占用空间	描述
row_id	否	6字节	行ID，唯一标识一条记录
transaction_id	是	6字节	事务ID
roll_pointer	是	7字节	回滚指针

InnoDB表对主键的生成策略：优先使用用户自定义主键作为主键，如果用户没有定义主键，则选取一个Unique键作为主键，如果表中连Unique键都没有定义的话，则InnoDB会为表默认添加一个名为row_id的隐藏列作为主键。所以我们从上表中可以看出：InnoDB存储引擎会为每条记录都添加 transaction_id 和 roll_pointer 这两个列，但是 row_id 是可选的（在没有自定义主键以及Unique键的情况下才会添加该列）。

CHAR(M)列的存储格式

对于 CHAR(M) 类型的列来说，当列采用的是定长字符集时，该列占用的字节数不会被加到变长字段长度列表，而如果采用变长字符集时，该列占用的字节数也会被加到变长字段长度列表。

另外有一点还需要注意，变长字符集的CHAR(M)类型的列要求至少占用M个字节，而VARCHAR(M)却没有这个要求。比方说对于使用utf8字符集的CHAR(10)的列来说，该列存储的数据字节长度的范围是10～30个字节。即使我们向该列中存储一个空字符串也会占用10个字节，这是怕将来更新该列的值的字节长度大于原有值的字节长度而小于10个字节时，可以在该记录处直接更新，而不是在存储空间中重新分配一个新的记录空间，导致原有的记录空间成为所谓的碎片。

4.2.2 Redundant行格式

Redundant行格式是MySQL5.0之前用的一种行格式，也就是说它已经非常老了。

行溢出数据

VARCHAR(M)最多能存储的数据

我们知道对于VARCHAR(M)类型的列最多可以占用65535个字节。其中的M代表该类型最多存储的字符数量，如果我们使用ascii字符集的话，一个字符就代表一个字节，这个65535个字节除了列本身的数据之外，还包括一些其他的数据（storage overhead），比如说我们为了存储一个VARCHAR(M)类型的列，其实需要占用3部分存储空间：

真实数据
真实数据占用字节的长度
NULL值标识，如果该列有NOT NULL属性则可以没有这部分存储空间

如果该VARCHAR类型的列没有NOT NULL属性，那最多只能存储65532个字节的数据，因为真实数据的长度可能占用2个字节，NULL值标识需要占用1个字节。
如果VARCHAR类型的列有NOT NULL属性，那最多只能存储65533个字节的数据，因为真实数据的长度可能占用2个字节，不需要NULL值标识。

如果VARCHAR(M)类型的列使用的不是ascii字符集，那会怎么样呢？来看一下：

如果VARCHAR(M)类型的列使用的不是ascii字符集，那M的最大取值取决于该字符集表示一个字符最多需要的字节数。在列的值允许为NULL的情况下，gbk字符集表示一个字符最多需要2个字节，那在该字符集下，M的最大取值就是32766（也就是：65532/2），也就是说最多能存储32766个字符；utf8字符集表示一个字符最多需要3个字节，那在该字符集下，M的最大取值就是21844，就是说最多能存储21844（也就是：65532/3）个字符。

记录中的数据太多产生的溢出

前面说过，MySQL中磁盘和内存交互的基本单位是页，也就是说MySQL是以页为基本单位来管理存储空间的，我们的记录都会被分配到某个页中存储。而一个页的大小一般是16KB，也就是16384字节，而一个VARCHAR(M)类型的列就最多可以存储65532个字节，这样就可能造成一个页存放不了一条记录的尴尬情况，被称为行溢出。

在Compact和Reduntant行格式中，对于占用存储空间非常大的列，在记录的真实数据处只会存储该列的一部分数据，把剩余的数据分散存储在几个其他的页中，然后记录的真实数据处用20个字节存储指向这些页的地址（当然这20个字节中还包括这些分散在其他页面中的数据的占用的字节数），从而可以找到剩余数据所在的页。

不只是VARCHAR(M)类型的列，其他的TEXT、BLOB 类型的列在存储数据非常多的时候也会发生行溢出。

行溢出的临界点

MySQL中规定一个页中至少存放两行记录，如果一个列中存储的数据不大于8098个字节，那就不会发生行溢出，否则就会发生行溢出。不过这个8098个字节的结论只是针对只有一个列的表来说的，如果表中有多个列，那上面的式子和结论都需要改一改了，所以重点就是：你不用关注这个临界点是什么，只要知道如果我们向一个行中存储了很大的数据时，可能发生行溢出的现象。

4.2.3 Dynamic和Compressed行格式

Dynamic和Compressed行格式，我现在使用的MySQL版本是5.7，它的默认行格式就是Dynamic，这俩行格式和Compact行格式挺像，只不过在处理行溢出数据时有点儿分歧，它们不会在记录的真实数据处存储字段真实数据的前768个字节，而是把所有的字节都存储到其他页面中，只在记录的真实数据处存储其他页面的地址。

Compressed行格式和Dynamic不同的一点是，Compressed行格式会采用压缩算法对页面进行压缩，以节省空间。

4.3 总结

页是MySQL中磁盘和内存交互的基本单位，也是MySQL是管理存储空间的基本单位。
指定和修改行格式的语法如下：
1. CREATE TABLE 表名 (列的信息) ROW_FORMAT=行格式名称
2. ALTER TABLE 表名 ROW_FORMAT=行格式名称
InnoDB目前定义了4种行格式
1. COMPACT行格式、Redundant行格式、Dynamic和Compressed行格式
一个页一般是16KB，当记录中的数据太多，当前页放不下的时候，会把多余的数据存储到其他页中，这种现象称为行溢出。

第五章盛放记录的大盒子-InnoDB数据页结构

5.1 不同类型的页简介

页的概念，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。

我们聚焦的是那些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，所以目前还是叫这种存放记录的页为数据页吧。

5.2 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：

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。下面我们用表格的方式来大致描述一下这7个部分都存储一些什么内容：

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

5.3 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。

5.4 记录头信息的秘密

首先创建一个表：

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)

这个新创建的page_demo表有3个列，其中c1和c2列是用来存储整数的，c3列是用来存储字符串的。需要注意的是，我们把 c1 列指定为主键，所以在具体的行格式中InnoDB就没必要为我们去创建那个所谓的 row_id 隐藏列了。而且我们为这个表指定了ascii字符集以及Compact的行格式。所以这个表中记录的行格式示意图就是这样的：

从图中可以看到，我们特意把记录头信息的5个字节的数据给标出来了，说明它很重要，我们再次先把这些记录头信息中各个属性的大体意思浏览一下（我们目前使用Compact行格式进行演示）：

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	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

下面我们试着向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

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：

看这个图的时候需要注意一下，各条记录在User Records中存储的时候并没有空隙，这里只是为了大家观看方便才把每条记录单独画在一行中。我们对照着这个图来看看记录头信息中的各个属性是什么意思：

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么？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。

⚠️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，插入的四条记录的min_rec_mask值都是0，意味着它们都不是B+树的非叶子节点中的最小记录。
n_owned
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。是不是少了点什么？是的，怎么不见heap_no值为0和1的记录呢？

这其实是设计InnoDB的大佬们玩的一个小把戏，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，等一下~，记录可以比大小么？

是的，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。

但是不管我们向页中插入了多少自己的记录，设计InnoDB的大佬们都规定他们定义的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

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。

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。
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。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。

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）

我们的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。

⚠️小贴士：为什么要指向记录头信息和真实数据之间的位置呢？为什么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。

5.5 Page Directory（页目录）

我们平常想从一本书中查找某个内容的时候，一般会先看目录，找到需要查找的内容对应的书的页码，然后到对应的页码查看内容。InnoDB也制作了一个类似的目录，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，看下面的示意图：

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？

是的，设计InnoDB的大佬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 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。所以分组是按照下面的步骤进行的：

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。

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，具体各个字节都是干嘛的看下表：

名称	占用空间大小	描述
PAGE_N_DIR_SLOTS	2字节
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_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。

5.7 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、下一个页是谁啦等等～这个部分占用固定的38个字节，是由下面这些内容组成的：

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 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

FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM
这个代表当前页面的校验和（checksum）。什么是个校验和？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

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，也就是我们所说的数据页

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。

5.7 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。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）

5.8 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。

链接:《从根儿上理解MySQL》读书笔记(二)

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