【华为云MySQL技术专栏】MySQL InnoDB索引数据页面结构解析

1、背景介绍

页（Page）是 InnoDB 中管理存储空间的基本单位，大小默认是16KB。表中的数据都是存放在页中的，当要查询的数据不在缓冲池（Buffer Pool）中时，InnoDB 会将数据对应记录所在的整个页加载到 Buffer Pool 中；同理，将 Buffer Pool 中的脏页刷入磁盘时，也是以页为单位刷盘的。

本文主要介绍最常见的索引数据页面以及相关的操作，下文中数据页都指索引数据页面。

2、数据页格式

如下图所示，数据页包括七个部分：数据页文件头、数据页头、最大最小记录、用户记录、空闲空间、数据目录、数据页尾部，后文会进行具体介绍。

2.1 数据页文件头(Fil Header)

这个部分描述了一些针对各种页都通用的一些信息，由以下内容组成。

FIL_PAGE_OFFSET：该页的页号，每个表空间从0开始，即这个值乘以页的大小就可以得到页在文件中的起始偏移量。

FIL_PAGE_PREV，FIL_PAGE_NEXT：分别保存前一页、后一页的页号，把分散在物理各处的页按主键顺序（无显式主键时用隐藏 rowid）串成双向链表。一方面，大表难以一次拿到连续空间，只能分片分配；另一方面，频繁的页分裂与回收又会让逻辑相邻的页在磁盘上彼此远离。这两个指针正是用来在逻辑层面保持“主键有序”的链表结构，使得查询可以在物理不连续的页间快速跳转。

FIL_PAGE_LSN：当前数据页最新被修改的LSN，Redo Log幂等性依赖此字段。在进行崩溃恢复时，如果发现Redo Log的LSN小于等于该值，就不再应用该Redo Log。

这部分存储的是数据页相关的元信息。

这是两条伪记录，都是由5字节的记录头信息和8字节的固定含义组成。由于这两条记录并非用户数据，所以单独放在一个Infimum+Supremum部分。InnoDB规定，最小记录是该数据页逻辑上最小的记录，所有用户记录都大于它；最大记录是数据页中最大的记录，所有用户的记录都小于它。他们在数据页被创建的时候创建，而且不能被删除。

用户所有的记录都以行格式存储在这里。在页面刚生成时，这部分内容为空；每次插入记录时，都会从Free Space开辟相应的空间划分到User Records。默认情况下记录跟记录之间没有间隙，但是如果重用了已删除记录的空间，就会导致空间碎片。记录按照主键顺序排序，每个记录都有指向下一个记录的指针（next_record），构成一个单向链表。即用户可以从数据页最小记录开始遍历，直到最大的记录。User Records包括了所有正常的记录和所有已删除的（标记为delete_marked）记录，但是不会访问到已删除的记录（这部分记录已移入PAGE_FREE链表）。

从PAGE_HEAP_TOP开始，到最后一个数据目录，这之间的空间就是空闲空间，都被重置为0，当用户需要插入记录时候，首先在被删除的记录的空间中查找，如果没有找到合适的空间，就从这里分配。空间分配给记录后，需要递增PAGE_N_RECS和PAGE_N_HEAP。

为了加速页内的查询效率，避免每次查询都对单链表进行遍历，InnoDB把页内所有有效记录（含 Infimum/Supremum，不含已删除记录）划分成若干组。

• 每个组的最后一条记录（即组内最大记录）作为owner_rec，它的 n_owned 字段保存本组记录数。

• 将owner_rec的地址偏移量按主键顺序收集起来，形成页目录（Page Directory），存放在页尾，从高地址向低地址增长。

槽目录必须“不疏不密”：

• 过疏——组内记录过多，二分查找效果差；

• 过密——槽数量膨胀，浪费空间。

InnoDB 用三条硬规则保持平衡：

• Infimum 组只能有 1 条记录（它自己）；

• Supremum 组记录数 1‒8 条；

• 其余组记录数只能是 4‒8 条。

一旦某组在插入记录时超过上限，便会进行组分裂，新增槽并重新均衡记录。由于各槽所代表的主键值单调递增，页内检索可直接用二分法快速定位。

这个部分处于数据页最后的位置，只有8个字节。前4个字节代表页的校验和，后4个字节存储FIL_PAGE_LSN的低位四字节。

3、相关函数

本节详细剖析一下数据页相关的几个核心函数。

核心入口函数在page_cur_insert_rec_low。核心步骤如下:

page_cur_insert_rec_low {
  ......
  // 1. 获取记录的长度
  rec_size = rec_offs_size(offsets);
  // 2. 从页面内存管理中分配足够的空间
  free_rec = page_header_get_ptr(page, PAGE_FREE);
  ......
  // 3. 拷贝记录到分配空间中
  insert_rec = rec_copy(insert_buf, rec, offsets);
  // 4. 将记录插入页面记录单向链表中，递增PAGE_N_RECS
  page_rec_set_next(insert_rec, next_rec);
  page_rec_set_next(current_rec, insert_rec);
  page_header_set_field(page, nullptr, PAGE_N_RECS, 1 + page_get_n_recs(page));
  // 5. 设置heap_no，设置owned值为0
  rec_set_n_owned_new(insert_rec, nullptr, 0);
  rec_set_heap_no_new(insert_rec, heap_no);
  // 6. 更新PAGE_LAST_INSERT，PAGE_DIRECTION，PAGE_N_DIRECTION
  page_header_set_field(page, nullptr, PAGE_DIRECTION, ......);
  page_header_set_field(page, nullptr, PAGE_N_DIRECTION, ......);
  page_header_set_ptr(page, nullptr, PAGE_LAST_INSERT, insert_rec);
  // 7. 修改owner_rec的n_owned值
  rec_t *owner_rec = page_rec_find_owner_rec(insert_rec);
  n_owned = rec_get_n_owned_old(owner_rec);
  rec_set_n_owned_old(owner_rec, n_owned + 1);
  // 8. 如果owner_rec的n_owned值大于8，则进行SLOT分裂	
  page_dir_split_slot(page, nullptr, page_dir_find_owner_slot(owner_rec));
  // 9. 写redolog日志，持久化操作
  page_cur_insert_rec_write_log(insert_rec, rec_size, current_rec, index, mtr);
}

在第二步分配空间时，InnoDB会检查 PAGE_FREE 链表的第一个记录。如果该记录的空间大于需要插入的记录的空间，则复用这块空间，否则就从PAGE_HEAP_TOP分配空间，如果分配成功，需要递增PAGE_N_HEAP。只有当这两处都失败才则返回空。由于只比较链表头，所以算法对空间的利用率不是很高。例如，页面先删除多条大记录，最后删除一条小记录 A，那么此后只有插入比 A 更小的记录才能再次利用空闲链表。这正是 InnoDB 需要定期做空间整理（OPTIMIZE TABLE）的原因之一。

TIPS:

MySQL内只有通过重建表的方式，才可以真正做到重新利用这部分残留空间，例如以下三种方式：

• OPTIMIZE TABLE；

• ALTER TABLE … ENGINE=INNODB / FORCE；

• 逻辑导出-再导入。

这三种方式本质上都是通过以下步骤实现的表空间碎片回收：

1. 新建一个文件，按主键顺序调用page_cur_insert_rec_low把行重新插入表中；

2.每当页面写满就进行分裂，调用page_move_rec_list_end / page_move_rec_list_start函数，拷贝记录至新页面，并在原页面上删除对应记录，直至原页面上变为15KB（页面大小的15/16）；

3.用新文件替代旧文件，即将旧页丢弃，以新的接近满的页面取代旧页面，实现空间回收。

注意这里的删除操作是指真正的删除物理记录，而不是标记记录为delete_marked。核心入口函数在page_cur_delete_rec。核心步骤如下:

page_cur_delete_rec {
  ......
  // 1. 若待删记录是本页最后一条用户记录，直接调用 page_create_empty() 把整页重置为空页
  page_create_empty(page_cur_get_block(cursor), index, mtr)
  // 2. 写redolog日志，持久化操作
  page_cur_delete_rec_write_log(current_rec, index, mtr);
  // 3. 重置PAGE_LAST_INSERT并递增block的modify clock，使所有乐观查询缓存失效
  page_header_set_ptr(page, page_zip, PAGE_LAST_INSERT, nullptr);
  buf_block_modify_clock_inc(page_cur_get_block(cursor));
  // 4. 把前驱的 next 指针改指向后继，逻辑链上剔除该记录
  page_rec_set_next(prev_rec, next_rec);
  // 5. 调整目录，若某槽指向被删记录，则把该槽指向前驱，同时把槽的n_owned减 1
  page_dir_slot_set_rec(cur_dir_slot, prev_rec);
  page_dir_slot_set_n_owned(cur_dir_slot, page_zip, cur_n_owned - 1);
  // 6. 释放被删记录占用的内存空间
  page_mem_free(page, page_zip, current_rec, index, offsets);
  // 7. 如果n_owned值小于下限组内记录下限（即4个），则重新均衡目录
  page_dir_balance_slot(page, page_zip, cur_slot_no);
}

在InnoDB 里，不管“找记录”还是“定位置”都走同一个入口page_cur_search_with_match。

需要的位置有 4 种：PAGE_CUR_G / GE / L / LE → 大于 / 大于等于 / 小于 / 小于等于。

得益于页目录，搜索记录分两步完成：

1.对Slot做二分查找，迅速锁定两个相邻的Slot；

2.对Slot线性扫描几行即可得到最终记录或插入点。

为了提高效率，InnoDB针对按照主键顺序插入的场景做了一个优化。若满足下列 5 条，则跳过搜索，直接把游标钉在PAGE_LAST_INSERT：

• 当前页是叶子节点；

• 查询模式为 PAGE_CUR_LE；

• 同一方向连续插入已超过 3 次（PAGE_N_DIRECTION > 3）；

• PAGE_LAST_INSERT 非空（有上次插入位置）；

• 方向为 PAGE_RIGHT（一直往右追加）。

条件全命中即可走捷径，否则仍按常规二分+线性流程。

除增删查外，下列函数同样重要：

• page_create

新建空页时统一入口，负责把 Page Header、Page Directory、Infimum/Supremum 等元信息一次性初始化到位。

• page_move_rec_list_end / page_move_rec_list_start

页重组或分裂时，把记录批量搬迁到另一页。

page_move_rec_list_end：从指定记录拷贝到页尾，包括该记录，并从该页面中删除拷贝的记录；page_move_rec_list_start：从首记录拷贝到指定记录为止，不包括该记录，并从该页面中删除拷贝的记录。二者互补，覆盖所有搬迁场景。

• page_cur_open_on_rnd_user_rec

把记录游标随机落到一条用户记录上。如果没有用户记录，则将游标设置在最小记录上。

4、总结

本文对InnoDB数据页页面结构进行了解析，大致有以下结构特点：

• 快速定位数据：页目录保存每组最大记录偏移，二分+链表两步即可命中目标；

• 数据完整性和恢复：页头校验和与 LSN 实时校验页面、崩溃按序恢复，数据不丢不坏；

• 空间管理优化：空闲空间链表把碎片重新串联，页内利用率最大化；

• 顺序访问优化：逻辑相邻记录存储在同一页，适合顺序扫描，提升了读取效率。

这些结构特点共同优化了InnoDB的查询性能，保障了数据的可靠性。