在表空間結構分析當中，我們知道innodb的最小物理存儲分配單位是page頁，在MySQL-3.23版本的源碼中，頁只有兩種頁，一種是index
page，一種是undo page。其類型值定義在fil0fil.h當中。
FIL_PAGE_INDEX 數據索引頁，在表空間的inode page和xdes page都是屬於這類。
FIL_PAGE_UNDO_LOG 事務回滾日誌頁。
在這裏我們主要分析的是 index page，undo log page在事務部分來介紹。不管是index page還是undo log page都是由三部分組成，page_header、page_body、page_trailer三部分組成。針對index page來分析者三部分結構。
1.page header
page header是page的頭信息，佔用38個字節，分別存儲以下信息:
FIL_PAGE_SPACE 4字節 page所屬的表空間的space id
FIL_PAGE_OFFSET 4字節 page no，一般是在表空間的物理偏移量
FIL_PAGE_PREV 4 字節 前一頁的page no (B+tree的葉子節點是通過鏈表串起來的，有前後關係)
FIL_PAGE_NEXT 4字節 後一頁的page no
FIL_PAGE_LSN 8字節 更改記錄時最大的redo log lsn，一般用在redo log恢復時使用
FIL_PAGE_TYPE 2字節 page的類型
FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN 8字節 space文件最後被flush是的redo log lsn,這個值只會在space的第一個頁中被設置
FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO 4字節 最後被歸檔的archive log file 序號，這個值只會在space的第一個頁中被設置
2.page trailer
page trailer是在文件末尾的最後8個字節， 低位4個字節是用來表示page頁中數據的checksum,高位4位是用來存儲FIL_PAGE_LSN的部分信息，關於checksum的計算是通過buf_calc_page_checksum這個函數來結算得到的，基本是通過對page中數據作爲參數用ut_fold_binary來快速計算得到。在後續的版本中，page
checksum是可以選擇其他算法來做計算。這兩個字在頁保存到物理磁盤的時會進行更行，在頁從物理磁盤讀取出來的時候會被校驗。宗旨就是保證頁的完整性。
3.page body
index page body是由5部分組成，分別是body header、recorders、free recorders、free heap和page directory
組成。body header的結構定義如下：
#define PAGE_N_DIR_SLOTS 0 /*page directory擁有的slot個數*/
#define PAGE_HEAP_TOP 2 /*heap中空閒位置的偏移量*/
#define PAGE_N_HEAP 4 /*heap中的記錄數,所有分配出去的記錄數，free rec + PAGE_N_RECS + 2*/
#define PAGE_FREE 6 /*指向page中空閒空間的偏移量*/
#define PAGE_GARBAGE 8 /*已刪除的記錄字節數,用於重分配*/
#define PAGE_LAST_INSERT 10 /*最後插入記錄的位置*/
#define PAGE_DIRECTION 12 /*記錄的操作方向,PAGE_LEFT PAGE_RIGHT PAGE_SAME_REC PAGE_SAME_PAGE PAGE_NO_DIRECTION*/
#define PAGE_N_DIRECTION 14 /*同一方向連續插入的記錄數*/
#define PAGE_N_RECS 16 /*頁中存在的記錄數，不包括infimum和supremum*/
#define PAGE_MAX_TRX_ID 18 /*修改當前頁最大的事務ID*/
#define PAGE_HEADER_PRIV_END 26
#define PAGE_LEVEL 28 /*當前頁在索引樹的層位置*/
#define PAGE_BTR_SEG_LEAF 36 /*B+樹葉子節點所在段的segment header信息*/
define PAGE_BTR_SEG_TOP (36 + FSEG_HEADER_SIZE) /*B+樹非葉子節點所在段的segment header信息*/innodb在把真個頁可以用的空間當着一個heap,當需要插入記錄的時候，首先會在PAGE FREE中找是否有合適的記錄
可以用，如果沒有，就會在PAGE_HEAP_TOP的偏移上分配一個指定大小的rec_t的記錄塊，並將記錄案主鍵值插入到
recorders當中。那麼recorders是通過什麼樣的方式組織的呢?
3.1記錄的組織方式
在index page body中，rec（記錄）組織方式採用的是單向鏈表的方式來組織的，最前面一個記錄和最後面一個記錄是innodb定義的虛擬記錄，叫做infimum和supremum。這兩個記錄的物理物質是在body header後面緊接着的連個記錄。
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中索引最小的記錄位置*/
#define PAGE_SUPREMUM (PAGE_DATA + 2 + 2 * REC_N_EXTRA_BYTES + 8) /*本page中索引最大的記錄位置*/
3.2body free list
除了有效記錄以外，page中還有一類是之間使用過但被刪除的記錄，這類記錄不會直接回收到heap中（因爲rec是邏輯
順序關係進行組織的，無法直接回收到heap中），innodb採用了page
free recorders列表來組織和管理，通過
body header中的PAGE_FREE來進行定位，PAGE_FREE指向第一個被刪除的rec記錄的頁內偏移量。
示意圖如下：
body header除了用PAGE_FREE來管理釋放的記錄外，還使用了PAGE_GARBAGE來管理其空間大小，這個值表示所有刪除的記錄佔用空間字節總和，以便刪除的記錄可以重複被使用，提高空間的使用率。
除了recorders和free recorders外，還有一個連續的空間，這個空間是用來做記錄分配的，只有當free recorders中沒有合適的記錄空間的時候，纔會在這個連續空間上分配記錄。這個空間的地址偏移是在PAGE_HEAP_TOP中的。
3.3directory slots
innodb爲了快速查找記錄，在body的後面定義了一個稱之爲directory的目錄槽（slots）,每個槽位佔用兩個字節，採用的是逆序存儲，也就是說mifimum的槽位總是在body最後2個字節上，其他的一次類推。每個槽位可以存儲多個紀錄。以下是各種slot的記錄數描述範圍（n_owned）：|
Infimum slot owned |
只有一條記錄 |
|
supremum slot owned |
1到8條記錄 |
|
普通slot owned |
4到8條記錄 |
如果普通slot在插入新的一條記錄時，普通slot或者supremum管理的記錄數是8，這個時候會對supremum進行split，產生一個slots，所以它的範圍是從4開始。以下是directory的一個關係示意圖:
從上可以看出，slot指向的rec中的owned代表的是向前有多少個rec屬於這個slot管轄，中間被管轄的rec的owned = 0。通過directory的二分查找只能查到對應記錄所屬的slot，還需要通過owned內部的二分查找才能精確定位到對應的記錄。這種設計的做法可以減小directory對page空間的佔用，又能有很好查找的效率。關於slot相關的函數說明：
page_dir_split_slot slot分裂函數，當一個slot管轄的範圍內插入新的記錄後超出其最大管理的記
錄數，就會對其進行平均範圍分裂。
page_dir_balance_slot slot均衡函數，當一個slot管轄的範圍內有記錄刪除後，其管理的記錄數小於
它最小範圍，就會和鄰近的slot做均衡。
不管是均衡還是分裂，都是最大範圍提高directory存儲空間效率和記錄查找效率。
3.4index page結構關係圖
4頁的操作
innodb的index page對記錄的操作主要有3種：查找記錄、插入記錄、刪除記錄。關於page的操作實現在page0cur.*當中，在這些操作的中，innodb定義了一個page_cur_t，也就是page的遊標，它是個邏輯概念的遊標，只在內存中
有效。這個page cur是指向當前操作的記錄。定義如下：
typedef struct page_cur_struct
{
byte* rec; /*遊標記錄的指針*/
}page_cur_t;4.1查詢操作
我們知道在innodb的B+Tree索引搜索中，只能找到對應記錄所在的index page，那麼找到page後，會在頁中進行記錄查找，這個頁內查找過程如下：
1.先通過key在page的directory slots中進行二分查找，找到key對應的slot
2.因爲slot是管理多個記錄（普通的slot owned = [4,8]),所以會再根據KEY在對應的slot管理的記錄中一次二分查找，直到找到記錄爲止。
頁內查找的實現在page0cur.c的page_cur_search_with_match函數當中，這個函數除了返回查找的記錄以外，還會記錄二分查找過程中匹配的字節數和經過的跳數。值得注意的是這個函數支持四種模式的查找，分別定義如下：
#define PAGE_CUR_G 1 /*大於查詢*/
#define PAGE_CUR_GE 2 /*大於等於查詢*/
#define PAGE_CUR_L 3 /*小於查詢*/
#define PAGE_CUR_LE 4 /*小於等於查詢*/4.2插入操作
在記錄插入之前，會通過要插入記錄KEY找到要插入的位置，查找的模式是PAGE_CUR_LE，具體步驟如下：
1.通過記錄的key和記錄查找函數查找要插入的位置(操作page cur指向插入記錄的前一個記錄）
2.修改前後記錄的關聯關係和插入記錄的關聯關係
3.修改page遊標方向計數器、page last insert
4.修改所在的slot的owned數值，如果超出範圍，進行split slot
5.因爲插入記錄是對頁進行修改，所以記錄插入記錄的mtr log。以便異常時對頁的恢復。
插入記錄的mtr log構造比較複雜，以下是它的結構示意圖：
這裏要解釋的是mismach_index這個變量，innodb爲了節省存儲空間，前後兩條記錄會做相同比較，這個變量就是插入的記錄和其前面的記錄從開始位置相同字節數，這樣rec data是存儲了與之前記錄不同的數據。
一條記錄的插入示意圖：
整記錄插入過程在page0cur.c中的page_cur_insert_rec_low函數中實現的。
4.3刪除操作
記錄刪除也是首先會通過刪除記錄的key或者記錄地址來確定操作page cur.操作步驟如下：
1.通過記錄信息確定page cur
2.添加一條刪除記錄的mtr log
3.將記錄前後對應關聯關係進行刪除和更改
4.設置page last insert和其他的頭信息（n _rec）
5.將記錄插入到body header free列表的起始位置，並修改PAGE_GARBAGE
6.設置所在slot的owned,如果小於管轄範圍的最小值，進行slot的均衡化。
刪除的mtr log格式如下：
刪除記錄示意圖：
5.小結
innodb的index page結構是一個高效利用空間的存儲結構，不僅考慮到查詢的速度，也考慮了合理的利用存儲空間的存儲效率。innodb在這兩者之間找到了比較好的平衡點。頁除了提供基本的插入刪除查詢操作外，還提供批量
拷貝記錄、批量刪除記錄等功能。當這些都是基於基本的插入刪除操作之上的。批量操作函數如下：
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page_copy_rec_list_end |
將page中的rec之後的記錄全部複製到new page,包括rec |
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page_copy_rec_list_start |
將page中在rec之前的記錄全部拷貝到new page當中,不包括rec |
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page_delete_rec_list_end |
將page中的rec之後的記錄全部刪除,包括rec |
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page_delete_rec_list_start |
將page中在rec之前的記錄全部刪除,不包括rec |
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page_move_rec_list_end |
將page中rec之後的記錄全部move到new page中，包括rec，這些記錄在page是被刪除的 |
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page_move_rec_list_start |
將page中rec之前的記錄全部move到new page中，不包括rec，這些記錄在page是被刪除的 |
innodb提供這些函數主要是方便上層調用。通過分析page的結構可以很好的理解innodb的記錄組織方式，也有利於去理解B+Tree的索引方式。索引頁相關參考：http://blog.jcole.us/2013/01/07/the-physical-structure-of-innodb-index-pages/