MySQL-07.InnoDB資料儲存結構

C-07.InnoDB資料儲存結構

1.資料庫的儲存結構：頁

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索引結構給我們提供了高效的索引方式，不過索引資訊以及資料記錄都是儲存在檔案上的，確切說是儲存在頁結構中。另一方面，索引是在儲存引擎中實現的，MySQL伺服器上的儲存引擎負責對錶中資料的讀取和寫入工作。不同儲存引擎中存放的格式一般是不同的，甚至有的儲存引擎比如Memory都不用磁碟來儲存資料。

由於InnoDB是MySQL的預設儲存引擎，所以本章剖析InnoDB儲存引擎的資料儲存結構。

1.1 磁碟與記憶體互動基本單位：頁

InnoDB將資料劃分為若干個頁，InnoDB中頁的大小預設為16KB。

以頁作為磁碟和記憶體之間互動的基本單位，也就是一次最少從磁碟中讀取16KB的內容到記憶體中，一次最少把記憶體中的16KB內容重新整理到磁碟中。也就是說，在資料庫中，不論讀一行，還是讀多行，都是將這些行所在的頁進行載入。也就是說，資料庫管理儲存空間的基本單位是頁(Page)，資料庫O操作的最小單位是頁。一個頁中可以儲存多個行記錄。

記錄是按照行來儲存的，但是資料庫的讀取並不以行為單位，否則一次讀取(也就是一次IO操作)，只能處理一行資料，效率會非常低。

1.2 頁結構概述

頁a、頁b、頁c ...頁n這些頁可以不在物理結構上相連，只要透過雙向連結串列相關聯即可。每個資料頁中的記錄會按照主鍵值從小到大的順序組成一個單向連結串列，每個資料頁都會為儲存在它裡邊的記錄生成一個頁目錄，在透過主鍵查詢某條記錄的時候可以在頁目錄中使用二分法快速定位到對應的槽，然後再遍歷該槽對應分組中的記錄即可快速找到指定的記錄。

1.3 頁的大小

不同的資料庫管理系統(DBMS)的頁大小不同。在MySQL的InnoDB儲存引擎中，預設頁的大小是16KB，我們可以透過下面的命令來進行檢視。

mysql> select @@global.innodb_page_size;
+---------------------------+
| @@global.innodb_page_size |
+---------------------------+
|                     16384 |
+---------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

SQL Server中頁的大小為8KB，而在Oracle中我們用術語塊(Block)來代表頁，Oracle支援的塊大小為2KB，4KB，8KB，16KB，32KB和64KB。

1.4 頁的上層結構

另外在資料庫中，還存在著區(Extent)、段(Segment)和表空間(Tablespace)的概念。行，頁，區，段，表空間的關係如下圖

區(Extent)是比頁大一級的儲存結構，在InnoDB儲存引擎中，一個區會分配 64個連續的頁。因為InnoDB中的頁大小預設是16KB，所以一個區的大小是64*16KB= 1MB。

段(Segment)由一個或多個區組成，區在檔案系統是一個連續分配的空間(在InnoDB中是連續的64個頁)，不過在段中不要求區與區之間是相鄰的。段是資料庫中的分配單位，不同型別的資料庫物件以不同的段形式存在。當我們建立資料表、索引的時候，就會相應建立對應的段，比如建立一張表時會建立一個表段，建立一個索引時會建立兩個個索引段。

表空間（Tablespace)是一個邏輯容器，表空間儲存的物件是段，在一個表空間中可以有一個或多個段，但是一個段只能屬於一個表空間。資料庫由一個或多個表空間組成，表空間從管理上可以劃分為系統表空間、使用者表空間、撤銷表空間、臨時表空間等。

2.頁的內部結構

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頁如果按型別劃分的話，常見的有資料頁(儲存B+樹節點)、系統頁、Undo頁和事務資料頁等。資料頁是我們最常使用的頁。

資料頁的16KB大小的儲存空間被劃分為七部分，分別是檔案頭(File Header)、頁頭(Page Header)、最大最小記錄(Infimum + supermum)、使用者記錄(User Records)、空閒空間(Free Space)、頁目錄(Page Directory)和檔案尾(File Tailer)。

頁結構的示意圖如下

這7部分作用分別如下

把這7個結構分為3個部分

第一部分：File Header(檔案頭部)和File Tailer(檔案尾部)

File Header(檔案頭部)

作用：描述各種頁的通用資訊。比如頁的編號，當前頁的上一頁和下一頁。大小36位元組。

名稱	佔用空間大小	描述
FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM	4位元組	頁的校驗和 (checksum值)
FIL_PAGE_OFFSET	4位元組	頁號
FIL_PAGE_PREV	4位元組	上一頁的頁號
FIL_PAGE_NEXT	4位元組	下一頁的頁號
FIL_PAGE_LSN	8位元組	頁面被最後修改時的日誌序列位置(Log Sequenece Number)
FIL_PAGE_TYPE	2位元組	該頁的型別
FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN	8位元組	僅在系統表空間的一個頁中定義，代表檔案至少被重新整理到了對應的LSN的值
FIL_PAGE_ARCH_LOG_NO_OR_SPACE_ID	4位元組	頁屬於那個空間

FIL_PAGE_OFFSET

每一個頁都有一個唯一的頁號，InnoDB透過頁號可以定位頁。

FIL_PAGE_TYPE

代表當前頁的型別

型別名稱	十六進位制	描述
FIL_PAGE_TYPE_ALLOCATED	0x0000	最新分配，還未使用
FIL_PAGE_UNDO_LOG	0x0002	Undo日誌頁
FIL_PAGE_INODE	0x0003	段資訊節點
FIL_PAGE_IBUF_FREE_LIST	0x0004	Insert Buffer空閒列表
FIL_PAGE_IBUF_BITMAP	0x0005	Insert Buffer點陣圖
FIL_PAGE_TYPE_SYS	0x0006	系統頁
FIL_PAGE_TYPE_TRX_SYS	0x0007	事務系統資料
FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR	0x0008	表空間頭部資訊
FIL_PAGE_TYPE_XDES	0x0009	擴充套件描述頁
FIL_PAGE_TYPE_BLOB	0x000A	溢位頁
FIL_PAGE_INDEX	0x45BF	索引頁，也就是資料頁

FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT

InnoDB都是以頁為單位存放資料的，如果資料分散到多個不連續的頁中儲存的話需要把這些頁關聯起來FIL_PAGE_PREV和FIL_PAGE_NEXT就分別代表本頁的上一個和下一個頁的頁號。這樣透過建立一個雙向連結串列把許許多多的頁就都串聯起來了，保證這些頁之間不需要是物理上的連續，而是邏輯上的連續。

FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM

當前頁的校驗和

什麼是校驗和？

就是對於一個很長的位元組串來說，我們會透過某種演算法來計算一個比較短的值來代表這個很長的位元組串，這個比較短的值就稱為校驗和。
在比較兩個很長的位元組串之前，先比較這兩個長位元組串的校驗和，如果校驗和都不一樣，則兩個長位元組串肯定是不同的，所以省去了直接比較兩個比較長的位元組串的時間損耗。

檔案頭部和檔案尾部都有屬性：FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM

作用：InnoDB儲存引擎以頁為單位把資料載入到記憶體中處理，如果該頁中的資料在記憶體中被修改了，那麼在修改後的某個時間需要把資料同步到磁碟中。但是在同步了一半的時候斷電了，造成了該頁傳輸的不完整。

為了檢測一個頁是否完整（也就是在同步的時候有沒有發生只同步一半的尷尬情況），這時可以透過檔案尾的校驗和（checksum 值）與檔案頭的校驗和做比對，如果兩個值不相等則證明頁的傳輸有問題，需要重新進行傳輸，否則認為頁的傳輸已經完成。

具體的：每當一個頁面在記憶體中修改了，在同步之前就要把它的校驗和算出來，因為File Header在頁面的前邊，所以校驗和會被首先同步到磁碟，當完全寫完時，校驗和也會被寫到頁的尾部，如果完全同步成功，則頁的首部和尾部的校驗和應該是一致的。如果寫了一半兒斷電了，那麼在File Header中的校驗和就代表著已經修改過的頁，而在File Trailer中的校驗和代表著原先的頁，二者不同則意味著同步中間出了錯。這裡，校驗方式就是採用 Hash 演算法進行校驗。

FIL_PAGE_LSN

頁面被最後修改時對應的日誌序列位置（英文名是：Log Sequence Number）

File Trailer(檔案尾部)

• 前4個位元組代表頁的校驗和：這個部分是和File Header中的校驗和相對應的。

• 後4個位元組代表頁面被最後修改時對應的日誌序列位置（LSN）：這個部分也是為了校驗頁的完整性的，如果首部和尾部的LSN值校驗不成功的話，就說明同步過程出現了問題。

第二部分：Free Space(空閒空間)、User Records(使用者記錄)和Infimum + Supermum(最小最大記錄)

Free Space(空閒空間)

表儲存的記錄會按照指定的行格式儲存到User Records部分。但是在一開始生成頁的時候，其實並沒有User Records這個部分，每當插入一條記錄，都會從Free Space部分，也就是尚未使用的儲存空間中申請一個記錄大小的空間劃分到User Records部分，當Free Space部分的空間全部被User Records部分替代掉之後，也就意味著這個頁使用完了，如果還有新的記錄插入的話，就需要去申請新的頁了。

User Records(使用者記錄)

User Records中的這些記錄按照指定的行格式一條一條擺在User Records部分，相互之間形成單連結串列。見下一小結的行格式的記錄。

Infimum + Supermum(最小最大記錄)

是的，記錄可以比大小，對於一條完整的記錄來說，比較記錄的大小就是比較主鍵的大小。比方說我們插入的4行記錄的主鍵值分別是：1、2、3、4，這也就意味著這4條記錄是從小到大依次遞增。

InnoDB規定的最小記錄與最大記錄這兩條記錄的構造十分簡單，都是由5位元組大小的記錄頭資訊和8位元組大小的一個固定的部分組成的，如圖所示：

這兩條記錄不是我們自己定義的記錄，所以它們並不存放在頁的User Records部分，他們被單獨放在一個稱為Infimum + Supremum的部分，如圖所示：

第三部分：Page Directory(頁目錄)和Page Header(頁面頭部)

Page Directory(頁目錄)

為什麼需要頁目錄？

在頁中，記錄是以單向連結串列的形式進行儲存的。單向連結串列的特點就是插入、刪除非常方便，但是檢索效率不高，最差的情況下需要遍歷連結串列上的所有節點才能完成檢索。因此在頁結構中專門設計了頁目錄這個模組，專門給記錄做一個目錄，透過二分查詢法的方式進行檢索，提升效率。

需求：根據主鍵值查詢頁中的某條記錄，如何實現快速查詢呢？
SELECT * FROM page_demo WHERE c1 = 3;

方式1：順序查詢

從Infimum記錄（最小記錄）開始，沿著連結串列一直往後找，總會找到（或者找不到），在找的時候還能投機取巧，因為連結串列中各個記錄的值是按照從小到大順序排列的，所以當連結串列的某個節點代表的記錄的主鍵值大於你想要查詢的主鍵值時，你就可以停止查詢了，因為該節點後邊的節點的主鍵值依次遞增。如果一個頁中儲存了非常多的記錄，這麼查詢效能很差。

方式2：使用頁目錄，二分法查詢

1.將所有的記錄分成幾個組，這些記錄包括最小記錄和最大記錄，但不包括標記為“已刪除”的記錄。

2.第 1 組，也就是最小記錄所在的分組只有 1 個記錄；最後一組，就是最大記錄所在的分組，會有 1-8 條記錄；其餘的組記錄數量在 4-8 條之間。
這樣做的好處是，除了第 1 組（最小記錄所在組）以外，其餘組的記錄數會盡量平分。

3.在每個組中最後一條記錄的頭資訊中會儲存該組一共有多少條記錄，作為 n_owned 欄位。

4.頁目錄用來儲存每組最後一條記錄的地址偏移量，這些地址偏移量會按照先後順序儲存起來，每組的地址偏移量也被稱之為槽（slot），每個槽相當於指標指向了不同組的最後一個記錄。

現在的page_demo表中正常的記錄共有6條，InnoDB會把它們分成兩組，第一組中只有一個最小記錄，第二組中是剩餘的5條記錄。如下圖：

從這個圖中我們需要注意這麼幾點：

• 現在頁目錄部分中有兩個槽，也就意味著我們的記錄被分成了兩個組，槽1中的值是112，代表最大記錄的地址偏移量（就是從頁面的0位元組開始數，數112個位元組）；槽0中的值是99，代表最小記錄的地址偏移量。
• 注意最小和最大記錄的頭資訊中的n_owned屬性
  • 最小記錄的n_owned值為1，這就代表著以最小記錄結尾的這個分組中只有1條記錄，也就是最小記錄本身。
  • 最大記錄的n_owned值為5，這就代表著以最大記錄結尾的這個分組中只有5條記錄，包括最大記錄本身還有我們自己插入的4條記錄。

用箭頭指向的方式替代數字，這樣更易於我們理解，修改後如下：

再換個角度看一下：（單純從邏輯上看一下這些記錄和頁目錄的關係）

頁目錄分組的個數如何確定？

為什麼最小記錄的n_owned值為1，而最大記錄的n_owned值為5呢？

InnoDB規定：對於最小記錄所在的分組只能有1條記錄，最大記錄所在的分組擁有的記錄條數只能在1~8條之間，剩下的分組中記錄的條數範圍只能在是 4~8 條之間。

分組是按照下邊的步驟進行的：

• 初始情況下一個資料頁裡只有最小記錄和最大記錄兩條記錄，它們分屬於兩個分組。
• 之後每插入一條記錄，都會從頁目錄中找到主鍵值比本記錄的主鍵值大並且差值最小的槽，然後把該槽對應的記錄的n_owned值加1，表示本組內又新增了一條記錄，直到該組中的記錄數等於8個。
• 在一個組中的記錄數等於8個後再插入一條記錄時，會將組中的記錄拆分成兩個組，一個組中4條記錄，另一個5條記錄。這個過程會在頁目錄中新增一個槽來記錄這個新增分組中最大的那條記錄的偏移量。

頁目錄結構下如何快速查詢記錄？

現在向page_demo表中新增更多的資料。如下：

INSERT INTO page_demo 
VALUES
(5, 500, 'zhou'), 
(6, 600, 'chen'), 
(7, 700, 'deng'), 
(8, 800, 'yang'), 
(9, 900, 'wang'), 
(10, 1000, 'zhao'), 
(11, 1100, 'qian'), 
(12, 1200, 'feng'), 
(13, 1300, 'tang'), 
(14, 1400, 'ding'), 
(15, 1500, 'jing'), 
(16, 1600, 'quan');

新增了12條記錄，現在頁裡一共有18條記錄了（包括最小和最大記錄），這些記錄被分成了5個組，如圖所示：

這裡只保留了16條記錄的記錄頭資訊中的n_owned和next_record屬性，省略了各個記錄之間的箭頭。

現在看怎麼從這個頁目錄中查詢記錄。因為各個槽代表的記錄的主鍵值都是從小到大排序的，所以我們可以使用二分法來進行快速查詢。5個槽的編號分別是：0、1、2、3、4，所以初始情況下最低的槽就是low=0，最高的槽就是high=4。比方說我們想找主鍵值為6的記錄，過程是這樣的：

1.計算中間槽的位置：(0+4)/2=2，所以檢視槽2對應記錄的主鍵值為8，又因為8 > 6，所以設定high=2，low保持不變。

2.重新計算中間槽的位置：(0+2)/2=1，所以檢視槽1對應的主鍵值為4，又因為4 < 6，所以設定low=1，high保持不變。

3.因為high - low的值為1，所以確定主鍵值為6的記錄在槽2對應的組中。此刻我們需要找到槽2中主鍵值最小的那條記錄，然後沿著單向連結串列遍歷槽2中的記錄。

但是我們前邊又說過，每個槽對應的記錄都是該組中主鍵值最大的記錄，這裡槽2對應的記錄是主鍵值為8的記錄，怎麼定位一個組中最小的記錄呢？別忘了各個槽都是挨著的，我們可以很輕易的拿到槽1對應的記錄（主鍵值為4），該條記錄的下一條記錄就是槽2中主鍵值最小的記錄，該記錄的主鍵值為5。所以我們可以從這條主鍵值為5的記錄出發，遍歷槽2中的各條記錄，直到找到主鍵值為6的那條記錄即可。由於一個組中包含的記錄條數只能是1~8條，所以遍歷一個組中的記錄的代價是很小的。

小結：
在一個資料頁中查詢指定主鍵值的記錄的過程分為兩步：

1.透過二分法確定該記錄所在的槽，並找到該槽所在分組中主鍵值最小的那條記錄。

2.透過記錄的next_record屬性遍歷該槽所在的組中的各個記錄。

Page Header(頁面頭部)

為了能得到一個資料頁中儲存的記錄的狀態資訊，比如本頁中已經儲存了多少條記錄，第一條記錄的地址是什麼，頁目錄中儲存了多少個槽等等，特意在頁中定義了一個叫Page Header的部分，這個部分佔用固定的56個位元組，專門儲存各種狀態資訊。

名稱	佔用空間大小	描述
PAGE_N_DIR_SLOTS	2位元組	在頁目錄中槽的數量
PAGE_HEAP_TOP	2位元組	還未使用的空間最小地址，也就是從該地址之後就是Free Space
PAGE_N_HEAP	2位元組	本頁中的記錄的數量(包括最大和最小記錄以及標記為刪除的記錄)
PAGE_FREE	2位元組	第一個已經標記為刪除的記錄地址(各個已刪除的記錄透過next_record也會組成一個單連結串列，這個單連結串列中的記錄可以被重新利用)
PAGE_GARBAGE	2位元組	已刪除記錄佔用的位元組數
PAGE_LAST_INSERT	2位元組	最後插入記錄的位置
PAGE_DIRECTION	2位元組	記錄插入的方向
PAGE_N_DIRECTION	2位元組	一個方向連續插入的記錄數量
PAGE_N_RECS	2位元組	該頁中記錄的數量(不包括最小和最大記錄以及被標記為刪除的記錄)
PAGE_MAX_TRX_ID	8位元組	修改當前頁的最大事務ID，該值僅在二級索引中定義
PAGE_LEVEL	2位元組	當前頁在B+樹中所處的層級，葉子節點是第0層
PAGE_INDEX_ID	8位元組	索引ID，表示當前頁屬於那個索引
PAGE_BTR_SEG_LEAF	10位元組	B+樹葉子段的頭部資訊，僅在B+樹的Root頁定義
PAGE_BTR_SEG_TOP	10位元組	B+樹非葉子短的頭部資訊，僅在B+樹的Root頁定義

PAGE_DIRECTION

假如新插入的一條記錄的主鍵值比上一條記錄的主鍵值大，我們說這條記錄的插入方向是右邊，反之則是左邊。用來表示最後一條記錄插入方向的狀態就是PAGE_DIRECTION。

PAGE_N_DIRECTION

假設連續幾次插入新記錄的方向都是一致的，InnoDB會把沿著同一個方向插入記錄的條數記下來，這個條數就用PAGE_N_DIRECTION這個狀態表示。當然，如果最後一條記錄的插入方向改變了的話，這個狀態的值會被清零重新統計。

3.行格式(記錄格式)

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表的資料以行為單位向表中插入資料，這些記錄在磁碟上的存放方式也被稱為行格式或者記錄格式。InnoDB儲存引擎設計了4中不同的行格式，分別是Compact、Redundant、Dynamic和Compressed行格式。

檢視mysql8的預設行格式

mysql> select @@global.innodb_default_row_format;
+------------------------------------+
| @@global.innodb_default_row_format |
+------------------------------------+
| dynamic                            |
+------------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

也可以使用如下語法檢視具體表使用的行格式：

show table status like '表名'\G

3.1 指定行格式的語法

在建立或修改表的語句中指定行格式：

CREATE TABLE 表名 (列資訊) ROW_FORMAT=行格式名稱;

ALTER TABLE 表名 ROW_FORMAT = 行格式名稱;

舉例：

mysql> CREATE TABLE record_test_table (
    ->     col1 VARCHAR(8),
    ->     col2 VARCHAR(8) NOT NULL,
    ->     col3 CHAR(8),
    ->     col4 VARCHAR(8)
    -> ) CHARSET=ascii ROW_FORMAT=COMPACT;
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)

向表中插入兩條記錄：
INSERT INTO record_test_table(col1, col2, col3, col4) 
VALUES
('zhangsan', 'lisi', 'wangwu', 'songhk'), 
('tong', 'chen', NULL, NULL);

3.2 Compact行格式

在MySQL 5.1 版本中，預設設定為Compact行格式。一條完整的記錄其實可以被分為記錄的額外資訊和記錄的真實資料兩大部分。

3.2.1 變長欄位長度列表

MySQL支援一些變長的資料型別，比如VARCHAR(M)，VARBINARY(M)，TEXT型別，BLOB型別，這些資料型別修飾列稱為變長欄位，變長欄位儲存多少位元組的資料不是固定的，所以在儲存真實資料的時候需要順便把這些資料佔用的位元組數也儲存起來。在Compact行格式中，把所有變長欄位的真實資料佔用的位元組長度都存放在記錄的開頭部位，從而形成一個變長欄位長度列表。

注意：列表中儲存的變長長度和欄位順序是反過來的。比如兩個varchar欄位在表結構的順序是a(10)，b(15)。那麼在變長欄位列表中儲存的長度順序就是15，10，是反過來的。

以record_test_table表中的第一條記錄舉例：因為record_test_table表的col1、col2、col4列都是VARCHAR(8)型別的，所以這三個列的值的長度都需要儲存在記錄開頭處，注意record_test_table表中的各個列都使用的是ascii字符集（每個字元只需要1個位元組來進行編碼）。

列名	儲存內容	內容長度(十進位制)	內容長度(十六進位制)
col1	'zhangsan'	8	0x08
col2	'lisi'	4	0x04
col4	'songhk'	6	0x06

又因為這些長度值需要按照列的逆序存放，所以最後變長欄位長度列表的位元組串用十六進位制表示的效果就是（各個位元組之間實際上沒有空格，用空格隔開只是方便理解）： 06 04 08

把這個位元組串組成的變長欄位長度列表填入上邊的示意圖中的效果就是：

3.2.2 NULL值列表

Compact行格式會把可以為NULL的列統一管理起來，存在一個標記為NULL值列表中。如果表中沒有允許儲存 NULL 的列，則 NULL值列表也不存在了。

為什麼定義NULL值列表？

之所以要儲存NULL是因為資料都是需要對齊的，如果沒有標註出來NULL值的位置，就有可能在查詢資料的時候出現混亂。如果使用一個特定的符號放到相應的資料位表示空置的話，雖然能達到效果，但是這樣很浪費空間，所以直接就在行資料得頭部開闢出一塊空間專門用來記錄該行資料哪些是非空資料，哪些是空資料，格式如下：

1.二進位制位的值為1時，代表該列的值為NULL。

2.二進位制位的值為0時，代表該列的值不為NULL。

例如：欄位 a、b、c，其中a是主鍵，在某一行中儲存的數依次是 a=1、b=null、c=2。那麼Compact行格式中的NULL值列表中儲存：01。第一個0表示c不為null，第二個1表示b是null。這裡之所以沒有a是因為資料庫會自動跳過主鍵，因為主鍵肯定是非NULL且唯一的，在NULL值列表的資料中就會自動跳過主鍵。

record_test_table的兩條記錄的NULL值列表就如下：

3.2.3 記錄頭資訊(Record Header)

新建demo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)

這個表中記錄的行格式示意圖：

這些記錄頭資訊中的各個屬性如下:

名稱	大小(單位：bit)	描述
預留位1	1	未使用
預留位2	1	未使用
delete_mask	1	表記該記錄是否被刪除
min_rec_mask	1	B+樹的每層非葉子節點中的最小記錄都會新增該標記
n_owned	4	表示當前記錄擁有的記錄數
heap_no	13	表示當前記錄在記錄堆的位置資訊
record_type	3	表示當前記錄的型別，0代表普通記錄，1代表B+樹非葉子節點記錄，2代表最小記錄，3代表最大記錄
next_record	16	表示下一條記錄的相對位置

簡化後的行格式示意圖

INSERT INTO page_demo 
VALUES
(1, 100, 'song'), 
(2, 200, 'tong'), 
(3, 300, 'zhan'), 
(4, 400, 'lisi');

delete_mask

這個屬性標記著當前記錄是否被刪除，佔用1個二進位制位。

• 值為0：代表記錄並沒有被刪除
• 值為1：代表記錄被刪除掉了

被刪除的記錄為什麼還在頁中儲存呢？

你以為它刪除了，可它還在真實的磁碟上。這些被刪除的記錄之所以不立即從磁碟上移除，是因為移除它們之後其他的記錄在磁碟上需要重新排列，導致效能消耗。所以只是打一個刪除標記而已，所有被刪除掉的記錄都會組成一個所謂的垃圾連結串列，在這個連結串列中的記錄佔用的空間稱之為可重用空間，之後如果有新記錄插入到表中的話，可能把這些被刪除的記錄佔用的儲存空間覆蓋掉。

min_rec_mask

B+樹的每層非葉子節點中的最小記錄都會新增該標記，min_rec_mask值為1。插入的四條記錄的min_rec_mask值都是0，意味著它們都不是B+樹的非葉子節點中的最小記錄。

record_type

這個屬性表示當前記錄的型別，一共有4種型別的記錄：
0：表示普通記錄
1：表示B+樹非葉節點記錄
2：表示最小記錄
3：表示最大記錄

從圖中我們也可以看出來，我們自己插入的記錄就是普通記錄，它們的record_type值都是0，而最小記錄和最大記錄的record_type值分別為2和3。至於record_type為1的情況，我們在索引的資料結構章節講過。

heap_no

這個屬性表示當前記錄在本頁中的位置。從圖中可以看出來，我們插入的4條記錄在本頁中的位置分別是：2、3、4、5。

怎麼不見heap_no值為0和1的記錄呢？

MySQL會自動給每個頁里加了兩個記錄，由於這兩個記錄並不是我們自己插入的，所以有時候也稱為偽記錄或者虛擬記錄。這兩個偽記錄一個代表最小記錄，一個代表最大記錄。最小記錄和最大記錄的heap_no值分別是0和1，也就是說它們的位置最靠前。

n_owned

頁目錄中每個組中最後一條記錄的頭資訊中會儲存該組一共有多少條記錄，作為 n_owned 欄位。

詳情見page directory。

next_record

記錄頭資訊裡該屬性非常重要，它表示從當前記錄的真實資料到下一條記錄的真實資料的地址偏移量。

比如：第一條記錄的next_record值為32，意味著從第一條記錄的真實資料的地址處向後找32個位元組便是下一條記錄的真實資料。

注意，下一條記錄指得並不是按照我們插入順序的下一條記錄，而是按照主鍵值由小到大的順序的下一條記錄。而且規定Infimum記錄（也就是最小記錄）的下一條記錄就是本頁中主鍵值最小的使用者記錄，而本頁中主鍵值最大的使用者記錄的下一條記錄就是 Supremum記錄（也就是最大記錄）。下圖用箭頭代替偏移量表示next_record。

刪除操作

從圖中可以看出來，刪除第2條記錄前後主要發生了這些變化：

• 第2條記錄並沒有從儲存空間中移除，而是把該條記錄的delete_mask值設定為1。
• 第2條記錄的next_record值變為了0，意味著該記錄沒有下一條記錄了。
• 第1條記錄的next_record指向了第3條記錄。
• 最大記錄的n_owned值從 5 變成了 4 。

所以，不論我們怎麼對頁中的記錄做增刪改操作，InnoDB始終會維護一條記錄的單連結串列，連結串列中的各個節點是按照主鍵值由小到大的順序連線起來的。

新增操作

主鍵值為2的記錄被我們刪掉了，但是儲存空間卻沒有回收，如果我們再次把這條記錄插入到表中，會發生什麼事呢？

mysql> INSERT INTO page_demo VALUES(2, 200, 'tong');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

我們看一下記錄的儲存情況：

直接複用了原來被刪除記錄的儲存空間。

說明：

當資料頁中存在多條被刪除掉的記錄時，這些記錄的next_record屬性將會把這些被刪除掉的記錄組成一個垃圾連結串列，以備之後重用這部分儲存空間。

3.2.4 記錄的真實資料

記錄的真實資料除了我們自己定義的列的資料以外，還會有三個隱藏列：

實際上這幾個列的真正名稱其實是：DB_ROW_ID、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR。

• 一個表沒有手動定義主鍵，則會選取一個Unique鍵作為主鍵，如果連Unique鍵都沒有定義的話，則會為表預設新增一個名為row_id的隱藏列作為主鍵。所以row_id是在沒有自定義主鍵以及Unique鍵的情況下才會存在的。
• 事務ID和回滾指標在後面的《第14章_MySQL事務日誌》章節中講解。

舉例：分析Compact行記錄的內部結構

CREATE TABLE mytest(
    col1 VARCHAR(10),
    col2 VARCHAR(10),
    col3 CHAR(10),
    col4 VARCHAR(10)
)ENGINE=INNODB CHARSET=LATIN1 ROW_FORMAT=COMPACT;

INSERT INTO mytest
VALUES('a','bb','bb','ccc');
 
INSERT INTO mytest
VALUES('d','ee','ee','fff');
 
INSERT INTO mytest
VALUES('d',NULL,NULL,'fff');

在Windows作業系統下，可以選擇使用notepad++開啟表空間檔案mytest.ibd這個二進位制檔案，使用HEX-Editor外掛進行二進位制to十六進位制。內容如下

第一行記錄從00010078開始 第一行記錄值('a','bb','bb','ccc') 其中c3列是定長列char(10)

03 02 01 /變長欄位長度列表，逆序/
00 /NULL標誌位，第一行沒有NULL值/
00 00 10 00 2c /Record Header，固定5位元組長度/
00 00 00 2b 68 00 /RowID InnoDB自動建立，6位元組/
00 00 00 00 06 05 /TransactionID/
80 00 00 00 32 01 10 /Roll Pointer/
61 /列1資料'a'/
62 62 /列2資料'bb'/
62 62 20 20 20 20 20 20 20 20/列3資料'bb'/
63 63 63 /列4資料'ccc'/

注意1：InnoDB每行有隱藏列TransactionID和Roll Pointer。

注意2：固定長度CHAR欄位在未能完全佔用其長度空間時，會用0x20來進行填充。

接著再來分析下Record Header的最後兩個位元組，這兩個位元組代表next_recorder，0x2c代表下一個記錄的偏移量，即當前記錄的位置加上偏移量0x2c就是下條記錄的起始位置。

第二行將不做整理，除了RowID不同外，它和第一行大同小異，現在來分析有NULL值的第三行：

第三行地址，第一行的地址00010078 + 下一行的偏移量 2c = 000100a4 + 第二行的下一行偏移量2b = 000100cf

所以第三行記錄就是從000100d0開始

03 01 /變長欄位長度列表，逆序/
06 /NULL標誌位，第三行有NULL值/
00 00 20 ff 98 /Record Header/
00 00 00 2b 68 02 /RowID/
00 00 00 00 06 07 /TransactionID/
80 00 00 00 32 01 10 /Roll Pointer/
64 /列1資料'd'/
66 66 66 /列4資料'fff'

第三行有NULL值，因此NULL標誌位不再是00而是06，轉換成二進位制為00000110，為1的值代表第2列和第3列的資料為NULL。在其後儲存列資料的部分，使用者會發現沒有儲存NULL列，而只儲存了第1列和第4列非NULL的值。

因此這個例子很好地說明了：不管是CHAR型別還是VARCHAR型別，在compact格式下NULL值都不佔用任何儲存空間。

3.3 Dynamic和Compressed行格式

3.3.1 頁擴充套件現象

InnoDB儲存引擎可以將一條記錄中的某些資料儲存在真正的資料頁面之外。

很多DBA喜歡MySQL資料庫提供的VARCHAR(M)型別，認為可以存放65535位元組。這是真的嗎？如果我們使用ascii字符集的話，一個字

符就代表一個位元組，我們看看VARCHAR(65535)是否可用。

mysql> CREATE TABLE varchar_size_demo(
     > c  VARCHAR(65535)
     > )CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;
ERROR 1118 (42000): Row size too large. The maximum row size for the used table type, not counting BLOBs, is 65535. This includes storage overhead, check the manual. You have  to  change  some  columns  to  TEXT or  BLOBs

報錯資訊表達的意思是：MySQL對一條記錄佔用的最大儲存空間是有限制的，除BLOB或者TEXT型別的列之外， 其他所有的列（不包括隱藏列和記錄頭資訊）佔用的位元組長度加起來不能超過65535個位元組。

這個65535個位元組除了列本身的資料之外，還包括一些其他的資料，以Compact行格式為例，比如說我們為了儲存一個VARCHAR(M)型別的列，除了真實資料佔有空間以外，還需要記錄的額外資訊。

如果該VARCHAR型別的列沒有NOT NULL屬性，那最多隻能儲存65532個位元組的資料，因為變長欄位的長度佔用 2個位元組，NULL值標識需要佔用1個位元組。

InnoDB的Compact行格式使用1到2個位元組來記錄變長欄位的長度字首。具體使用的位元組數取決於欄位的實際長度：

• 如果欄位的最大可能長度小於或等於255位元組，則使用1個位元組來儲存長度字首。
• 如果欄位的最大可能長度大於255位元組，則使用2個位元組來儲存長度字首。

CREATE TABLE varchar_size_demo(
  c VARCHAR(65532)
)CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact;

如果有not null屬性，那麼就不需要NULL值標識，也就可以多儲存一個位元組，即65533個位元組

CREATE TABLE varchar_size_demo( 
  c VARCHAR(65533) not null
)CHARSET=ascii ROW_FORMAT=Compact; 

透過上面的案例，我們可以知道一個頁的大小一般是16KB，也就是16384位元組，而一個VARCHAR(M)型別的列就最多可以儲存65533個位元組，這樣就可能出現一個頁存放不了一條記錄，這種現象稱為行溢位。

在Compact和Reduntant行格式中，對於佔用儲存空間非常大的列，在記錄的真實資料處只會儲存該列的一部分資料，把剩餘的資料分散儲存在幾個其他的頁中進行分頁儲存，然後記錄的真實資料處用20個位元組儲存指向這些頁的地址（當然這20個位元組中還包括這些分散在其他頁面中的資料的佔用的位元組數），從而可以找到剩餘資料所在的頁。

這稱為頁的擴充套件，舉例如下：

3.3.2 Dynamic和Compressed行格式

在MySQL 8.0中，預設行格式就是Dynamic，Dynamic、Compressed行格式和Compact行格式挺像，只不過在處理行溢位資料時有分歧：

• Compressed和Dynamic兩種記錄格式對於存放在BLOB中的資料採用了完全的行溢位的方式。如圖，在資料頁中只存放20個位元組的指標（溢位頁的地址），實際的資料都存放在Off Page（溢位頁）中。

• Compact和Redundant兩種格式會在記錄的真實資料處儲存一部分資料（存放768個字首位元組）。

Compressed行記錄格式的另一個功能就是，儲存在其中的行資料會以zlib的演算法進行壓縮，因此對於BLOB、TEXT、VARCHAR這類大長度型別的資料能夠進行非常有效的儲存。

3.4 Redundant行格式

3.4.1 概述

Redundant是MySQL 5.0版本之前InnoDB的行記錄儲存方式，MySQL 5.0支援Redundant是為了相容之前版本的頁格式。

現在我們把表record_test_table的行格式修改為Redundant：

ALTER TABLE record_test_table ROW_FORMAT=Redundant;
Query OK, 0 rows affected (0.05 sec)
Records: 0  Duplicates: 0  Warnings: 0

從上圖可以看到，不同於Compact行記錄格式，Redundant行格式的首部是一個欄位長度偏移列表，同樣是按照列的順序逆序放置的。

下邊我們從各個方面看一下Redundant行格式有什麼不同的地方。

注意Compact行格式的開頭是變長欄位長度列表，而Redundant行格式的開頭是欄位長度偏移列表，與變長欄位長度列表有兩處不同：

少了“變長”兩個字：Redundant行格式會把該條記錄中所有列（包括隱藏列）的長度資訊都按照逆序儲存到欄位長度偏移列表。

多了“偏移”兩個字：這意味著計算列值長度的方式不像Compact行格式那麼直觀，它是採用兩個相鄰數值的差值來計算各個列值的長度。

舉例：比如第一條記錄的欄位長度偏移列表就是：
2B 25 1F 1B 13 0C 06

因為它是逆序排放的，所以按照列的順序排列就是：
06 0C 13 17 1A 24 25

按照兩個相鄰數值的差值來計算各個列值的長度的意思就是：

第一列(row_id)的長度就是 0x06個位元組，也就是6個位元組。

第二列(transaction_id)的長度就是 (0x0C - 0x06)個位元組，也就是6個位元組。

第三列(roll_pointer)的長度就是 (0x13 - 0x0C)個位元組，也就是7個位元組。

第四列(col1)的長度就是 (0x1B - 0x13)個位元組，也就是8個位元組。

第五列(col2)的長度就是 (0x1F - 0x1B)個位元組，也就是4個位元組。

第六列(col3)的長度就是 (0x25 - 0x1F)個位元組，也就是6個位元組。

第七列(col4)的長度就是 (0x2B - 0x25)個位元組，也就是6個位元組。

3.4.2 記錄頭資訊

不同於Compact行格式，Redundant行格式中的記錄頭資訊固定佔用6個位元組（48位），每位的含義見下表。

4.區、段與碎片區

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4.1 為什麼要有區?

B+樹的每一層中的頁都會形成一個雙向連結串列，如果是以頁為單位來分配儲存空間的話，雙向連結串列相鄰的兩個頁之間的物理位置可能離得非常遠。我們介紹B+樹索引的適用場景的時候特別提到範圍查詢只需要定位到最左邊的記錄和最右邊的記錄，然後沿著雙向連結串列一直掃描就可以了，而如果連結串列中相鄰的兩個頁物理位置離得非常遠，就是所謂的隨機I/0。再一次強調，磁碟的速度和記憶體的速度差了好幾個數量級，隨機I/0是非常慢的，所以我們應該儘量讓連結串列中相鄰的頁的物理位置也相鄰，這樣進行範圍查詢的時候才可以使用所謂的順序I/0。

引入區的概念，一個區就是在物理位置上連續的64個頁。因為InnoDB 中的頁大小預設是16KB，所以一個區的大小是64*16KB=1MB。在表中資料量大的時候，為某個索引分配空間的時候就不再按照頁為單位分配了，而是按照區為單位分配，甚至在表中的資料特別多的時候，可以一次性分配多個連續的區。雖然可能造成一點點空間的浪費（資料不足以填充滿整個區)，但是從效能角度看，可以消除很多的隨機I/O，功大於過!

4.2 為什麼要有段？

對於範圍查詢，其實是對B+樹葉子節點中的記錄進行順序掃描，而如果不區分葉子節點和非葉子節點，統統把節點代表的頁面放到申請到的區中的話，進行範圍掃描的效果就大打折扣了。所以InnoDB對B+樹的葉子節點和非葉子節點進行了區別對待，也就是說葉子節點有自己獨有的區，非葉子節點也有自己獨有的區。存放葉子節點的區的集合就算是一個段( segment )，存放非葉子節點的區的集合也算是一個段。也就是說一個索引會生成2個段，一個葉子節點段，一個非葉子節點段。

除了索引的葉子節點段和非葉子節點段之外，InnoDB中還有為儲存一些特殊的資料而定義的段，比如回滾段。所以，常見的段有資料段、索引段、回滾段。資料段即為B+樹的葉子節點，索引段即為B+樹的非葉子節點。

在InnoDB儲存引擎中，對段的管理都是由引擎自身所完成，DBA不能也沒有必要對其進行控制。這從一定程度上簡化了DBA對於段的管理。

段其實不對應表空間中某一個連續的物理區域，而是一個邏輯上的概念，由若干個零散的頁面以及一些完整的區組成。

4.3 為什麼要有碎片區？

預設情況下，一個使用InnoDB儲存引擎的表只有一個聚簇索引，一個索引會生成2個段，而段是以區為單位申請儲存空間的，一個區預設佔用1M (64*16Kb= 1024Kb〉儲存空間，所以**預設情況下一個只存了幾條記錄的小表也需要2M的儲存空間麼? **以後每次新增一個索引都要多申請2M的儲存空間麼?這對於儲存記錄比較少的表簡直是天大的浪費。這個問題的癥結在於到現在為止我們介紹的區都是非常純粹的，也就是一個區被整個分配給某一個段，或者說區中的所有頁面都是為了儲存同一個段的資料而存在的，即使段的資料填不滿區中所有的頁面，那餘下的頁面也不能挪作他用。

為了考慮以完整的區為單位分配給某個段對於資料量較小的表太浪費儲存空間的這種情況，InnoDB提出了一個碎片(fragment)區的概念。在一個碎片區中，並不是所有的頁都是為了儲存同一個段的資料而存在的，而是碎片區中的頁可以用於不同的目的，比如有些頁用於段A，有些頁用於段B，有些頁甚至哪個段都不屬於。碎片區直屬於表空間，並不屬於任何一個段。

所以此後為某個段分配儲存空間的策略是這樣的:

• 在剛開始向表中插入資料的時候，段是從某個碎片區以單個頁面為單位來分配儲存空間的。

• 當某個段已經佔用了32個碎片區頁面之後，就會申請以完整的區為單位來分配儲存空間。

所以現在段不能僅定義為是某些區的集合，更精確的應該是某些零散的頁面以及一些完整的區的集合。

4.4 區的分類

區大體上可以分為4種型別:

• 空閒的區(FREE)：現在還沒有用到這個區中的任何頁面。
• 有剩餘空間的碎片區(FREE_FRAG)：表示碎片區中還有可用的頁面。
• 沒有剩餘空間的碎片區(FULL_FRAG)：表示碎片區中的所有頁面都被使用，沒有空閒頁面。
• 附屬於某個段的區(FSEG)：每一個索引都可以分為葉子節點段和非葉子節點段。

處於FREE、FREE_FRAG以及FULL_FRAG這三種狀態的區都是獨立的，直屬於表空間。而處於FSEG狀態的區是附屬於某個段的。

5.表空間

表空間可以看做是InnoDB儲存引擎邏輯結構的最高層，所有的資料都存放在表空間中。

表空間是一個邏輯容器，表空間儲存的物件是段，在一個表空間中可以有一個或多個段，但是一個段只能屬於一個表空間。表空間資料庫由一個或多個表空間組成，表空間從管理上可以劃分為系統表空間(Systemtablespace)、獨立表空間(File-per-table tablespace)、撤銷表空間(Undo Tablespace)和臨時表空間(Temporary Tablespace)等。

5.1 獨立表空間

獨立表空間，即每張表有一個獨立的表空間，也就是資料和索引資訊都會儲存在自己的表空間中。獨立的表空間(即:單表)可以在不同的資料庫之間進行遷移。

空間可以回收(DROP TABLE操作可自動回收表空間; 其他情況，表空間不能自己回收)。如果對於統計分析或是日誌表，刪除大量資料後可以透過: alter table TableName engine=innodb;回收不用的空間。對於使用獨立表空間的表，不管怎麼刪除，表空間的碎片不會太嚴重的影響效能，而且還有機會處理。

獨立表空間結構

獨立表空間由段、區、頁組成。前面已經講解過了。

真實表空間對應的檔案大小

我們到資料目錄裡看，會發現一個新建的表對應的.ibd檔案只佔用了96K，才6個頁面大小(MysQL5.7中)，這是因為一開始表空間佔用的空間很小，因為表裡邊都沒有資料。不過別忘了這些.ibd檔案是自擴充套件的，隨著表中資料的增多，表空間對應的檔案也逐漸增大。

檢視InnoDB的表空間型別

mysql> show variables like 'innodb_file_per_table';
+-----------------------+-------+
| Variable_name         | Value |
+-----------------------+-------+
| innodb_file_per_table | ON    |
+-----------------------+-------+
1 row in set (0.01 sec)

MySQL8.0預設使用的獨立表空間，每張表對應一個.ibd檔案。

5.2 系統表空間

系統表空間的結構和獨立表空間基本類似，只不過由於整個MySQL程序只有一個系統表空間，在系統表空間中會額外記錄一些有關整個系統資訊的頁面，這部分是獨立表空間中沒有的。

lnnoDB資料字典

每當我們向一個表中插入一條記錄的時候，MySQL校驗過程如下:

先要校驗一下插入語句對應的表存不存在，插入的列和表中的列是否符合，如果語法沒有問題的話還需要知道該表的聚簇索引和所有二級索引對應的根頁面是哪個表空間的哪個頁面，然後把記錄插入對應索引的B+樹中。所以說，MySQL除了儲存著我們插入的使用者資料之外，還需要儲存許多額外的資訊，比方說:

- 某個表屬於哪個表空間，表裡邊有多少列
- 表對應的每一個列的型別是什麼
- 該表有多少索引，每個索引對應哪幾個欄位，該索引對應的根頁面在哪個表空間的哪個頁面
- 該表有哪些外來鍵，外來鍵對應哪個表的哪些列
- 某個表空間對應檔案系統上檔案路徑是什麼
- ...

上述這些資料並不是我們使用INSERT語句插入的使用者資料，實際上是為了更好的管理我們這些使用者資料而不得已引入的一些額外資料，這些資料也稱為後設資料。InnoDB儲存引擎特意定義了一些列的內部系統表（internalsystem table)來記錄這些這些後設資料:

表名
SYS_TABLES	整個InnoDB儲存引擎中的所有的表的資訊
SYS_COLUMNS	整個InnoDB儲存引擎中的所有的列的資訊
SYS_INDEXES	整個InnoDB儲存引擎中的所有的索引的資訊
SYS_FIELDS	整個InnoDB儲存引擎中的所有的索引對應的列的資訊
SYS_FOREIGN	整個InnoDB儲存引擎中的所有的外來鍵的資訊
SYS_FOREIGN_COLS	整個InnoDB儲存引擎中的所有的外來鍵對應的列的資訊
SYS_TABLESPACES	整個InnoDB儲存引擎中的所有的表空間的資訊
SYS_DATAFILES	整個InnoDB儲存引擎中的所有的表空間對應的檔案路徑的資訊
SYS_VIRTUAL	整個InnoDB儲存引擎中的所有的虛擬生成列的資訊

這些系統表也被稱為資料字典，它們都是以B+樹的形式儲存在系統表空間的某些頁面中，其中SYS_TABLES、SYS_COLUNNS、SYS_INDEXES、SYS_FIELDS這四個表尤其重要，稱之為基本系統表(basic system tables) ,我們先看看這4個表的結構:

SYS_TABLES表結構

列名	描述
NAME	表的名稱，主鍵
ID	InnoDB儲存引擎中的每張表的唯一ID(二級索引)
N_COLS	該表擁有的列的個數
TYPE	表的型別，記錄了一些檔案格式，行格式，壓縮等資訊
MIX_ID	已過時
MIX_LEN	表的一些額外屬性
CLUSTER_ID	未使用
SPACE	該表擁有的空間ID

SYS_COLUMNS表結構

列名	描述
TABLE_ID	該列所屬表的ID(與POS一起構成聯合元件)
POS	該列在表中是第幾列
NAME	該列的名稱
MTYPE	main data type 主資料型別 INT CHAR之類....
PRTYPE	precise type 精確數型別，就是修改主資料型別的約束，是否允許null，是否允許負數等
LEN	該列最多佔用儲存空間的位元組數
PREC	該列的精度，好像未使用，預設都是0

SYS_INDEXES表結構

列名	描述
TABLE_ID	該索引所屬表對應的ID。(與ID一起構成聯合主鍵)
ID	lnnoDB儲存引擎中每個索引都有一個唯一的ID該索引的名稱
NAME	該索引名稱
M_FIELDS	該索引包含列的個數
TYPE	該索引的型別，比如聚簇索引、唯一索引、更改緩衝區的索引、全文索引、普通的二級索引等等各種型別
SPACE	該索引根頁面所在的表空間ID
PAGE_NO	該索引根頁面所在的頁面號
MERGE_ THRESHOLD	如果頁面中的記錄被刪除到某個比例，就把該頁面和相鄰頁面合併，這個值就是這個比例

SYS_FIELDS表結構

列名	描述
INDEX_ID	該索引列所屬的索引的ID(與POS一起構成聯合主鍵)
POS	該索引列在某個索引中是第幾列
COL_NAME	該索引列的名稱

附錄：資料頁載入的三種方式

InnoDB從磁碟中讀取資料的最小單位是資料頁。而你想得到的id =xx的資料，就是這個資料頁眾多行中的一行。

對於MySQL存放的資料，邏輯概念上我們稱之為表，在磁碟等物理層面而言是按資料頁形式進行存放的，當其載入到MySQL中我們稱之為快取頁。

如果緩衝池中沒有該頁資料，那麼緩衝池有以下三種讀取資料的方式，每種方式的讀取效率都是不同的:

1.記憶體讀取

如果該資料存在於記憶體中，基本上指向時間在1ms左右，效率還是很高的。

2.隨機讀取

如果資料沒有在記憶體中，就需要在磁碟上對該頁進行查詢，整體時間預估在10ms左右，這10ms中有6ms是磁碟的實際繁忙時間（包括了尋道和半圈旋轉時間），有3ms是對可能發生的排隊時間的估計值，另外還有1ms的傳輸時間，將頁從磁碟伺服器緩衝區傳輸到資料庫緩衝區中。這10ms看起來很快，但實際上對於資料庫來說消耗的時間已經非常長了，因為這還只是一個頁的讀取時間。

3.順序讀取

順序讀取其實是一種批次讀取的方式，因為我們請求的資料在磁碟上往往都是相鄰儲存的，順序讀取可以幫我們批次讀取頁面，這樣的話，一次性載入到緩衝池中就不需要再對其他頁面單獨進行磁碟I/O操作了。如果一個磁碟的吞吐量是40MB/S，那麼對於一個16KB大小的頁來說，一次可以順序讀取2560 (4OMB/16KB)個頁，相當於一個頁的讀取時間為0.4ms。採用批次讀取的方式，即使是從磁碟上進行讀取，效率也比從記憶體中只單獨讀取一個頁的效率要高。

只是為了記錄自己的學習歷程，且本人水平有限，不對之處，請指正。