上一篇，我们学习了innodb文件系统内部大的存储结构，包括段（segment），簇（extent），页（page）各自的含义。

简单回顾一下，段是组成表空间的最大结构，当创建一个表时，会同时创建两个段（内节点段，叶子段），分别管理非叶子节点数据和叶子节点数据。其实还有一个段（回滚段），是存放回滚数据的，只不过回滚段不是放在每个表的表空间，而是放在共享表空间的，希望还能记得共享表空间是什么。

簇，是段的下一级，每个簇固定大小是64个page，共64*16K=1M。为了保证数据存储时，页能尽量保持物理磁盘上的连续性，innodb会一次性申请4-5个簇。

页，最小的存储单位。常见的页类型有数据页、undo页、系统页、事务数据页、插入缓冲位图页、插入缓冲空闲列表页、未压缩的二进制大对象页、压缩的二进制大对象页。

OK，回到B+ tree这里。

B+ tree是如何构成的，里面的数据是怎么存放的呢。

以一个简单的2层b+ tree为例

这个树只有2层，首先每个page都有自己的唯一编号，将来就要通过编号来找对应的page。根页做为一个第一层的索引页，里面是不存在叶子数据（行数据）的，只存放Key，同时还包含了pageNo信息，用来将来去找对应的页。

所有的记录节点都是按键值的大小顺序存放在同一层的叶子节点上，由各叶子节点指针进行连接（双向指针）。所以查询时，无论正序倒序，其实是一样的扫描速度。

每一层的最左边节点页面的最左边位置，会有一个Min记录，该记录由2部分组成，第一部分就是一个Min标记，代表这就是 最小值；第二部分是一个pageNo指针，指向下一层中最左边的记录。注意看根页的Min记录，就是这样的。而33号page的Min记录由于没有下一层了，所以没有pageNo指针。

可以看到，上一层的Key，在下一层对应的page中，也会重复存在，譬如Key=10的记录。但是，每个page，只有第一条数据会和上层有重复，其他的不会有重复。

每一个page还会有一个最大记录和最小记录，用来标记该page的边界，便于查询。

由此结构可以看到，做一次查询的耗时，每一层只需要一次内存级的二分查找，定位后就进入下一层，再一次二分查找。

譬如查询Key=11，那么可以定位到56号page，因为11小于78号page的最小值，之后找到56号page，在做一次二分查询。就能找到11。2层只需要2次IO，就能找到一条数据。3层3次，之前已经说过，3层和4层分别能存多少数据，这个查询效率其实是非常高的。

通过这样的方式，我们就知道了一颗树是怎么构成的了。下面来看看具体到每个page内部是怎么存放的。

每个Page内详细结构

这就是一个page内的存储，共16K的空间，要放的所有东西。

分为几个大部分，文件管理头信息、页面头信息、页面尾信息、最小记录最大记录、用户记录、可重用空间、未使用空间、页面槽信息。

从名字就能看出来，用户记录就是行数据，可重用就是曾经被分配过数据后来被删了，未使用就是没分配过的空间。

文件管理头信息：

       它占用38个字节，里面存储的东西主要有——

       该页面的checkSum信息，校验文件是否被损坏的；

       该页面在当前表空间的页面号（pageNo）；

       当前页面的上一个页面的pageNo；

       下一个页面的pageNo；

       当前页面最后一次被修改时，对应日志的LSN值，与后面的日志系统有关；

       当前页面的类型；

      只有第0号页面会存一个LSN值，用来存储当前Innodb引擎最大的被flush的LSN值，将来做checkPoint时用；

      标记属于哪个表空间的（避免多个表空间，有相同的pageNo的页）

页面头信息：

这里面存的东西也巨多，挑几个重要的——

    槽的个数；

    未使用空间的指针；

    存储的记录数，包括最大最小记录的管理；

    已被删除的记录的链表的首指针；

    已被标记删除的记录数；

    最后被插入的记录的位置；

    当前节点在b+ tree处于第几层，叶子就是0，往上就加1；

页面尾部：

    这8个字节还是用来做完整性校验的。

页面重组

一个页面会频繁的插入删除，在插入过程中，都会去已经删除的可重用链表去找合适的空间，如果放得下，就会放进去，放不下，另寻空间。时间一长，就会有空间碎片产出，譬如累计的空闲空间还有很多呢，但就是找不到能放下一条新数据的合适空间。

那么带来的问题很明显，page增加，每个page存储数据量下降，磁盘占用很大，但存的数据并不多，IO数增加，性能下降。

如果是一张表的话，如果大量数据被删，就需要及时处理回收空间，可以通过一个空的alter命令，如alter table tablename engine innodb，就可以将表的空间给回收重组了。

对于页面也一样，在数据库向某一个页面插入时，如果找不到大小合适的空间，就会做一次页面重组操作。重组的方式是，新建一个buffer pool页面，然后将老页面的数据一条一条插入到新页面，插入完成后，将老页面空间释放掉，再修改指针位置，指向新页面。

Innodb索引插入和删除

这个有点复杂，主要是树的节点分裂、迁移，扩容等操作。好比Hashmap一样，空间不够时，就扩容，但b+ tree是有序的，每次插入都要保持严格的顺序，就会比普通的扩容多一些排序查找的操作。

细节我就不想写了，可以去网上搜一搜。

删除相对简单一些，只有当一个page里完全没有数据了，才会将整个page从b+ tree里删掉。细节不谈。

下一篇就要进入缓存层，对性能起决定性影响的因素，和增删改查时，Innodb所做的内存处理。