從上層的角度來看，InnoDB層的文件，除了redo日志外，基本上具有相當統一的結構，都是固定block大小，普遍使用的btree結構來管理數據。只是針對不同的block的應用場景會分配不同的頁類型。通常默認情況下，每個block的大小為 UNIV_PAGE_SIZE，在不做任何配置時值為16kb，你還可以選擇在安裝實例時指定一個塊的block大小。對於壓縮表，可以在建表時指定block size，但在內存中表現的解壓頁依舊為統一的頁大小。
從物理文件的分類來看，有日志文件、主系統表空間文件ibdata、undo tablespace文件、臨時表空間文件、用戶表空間。
日志文件主要用於記錄redo log，InnoDB采用循環使用的方式，你可以通過參數指定創建文件的個數和每個文件的大小。默認情況下，日志是以512字節的block單位寫入。由於現代文件系統的block size通常設置到4k，InnoDB提供了一個選項，可以讓用戶將寫入的redo日志填充到4KB，以避免read-modify-write的現象；而Percona Server則提供了另外一個選項，支持直接將redo日志的block size修改成指定的值。
ibdata是InnoDB最重要的系統表空間文件，它記錄了InnoDB的核心信息，包括事務系統信息、元數據信息，記錄InnoDB change buffer的btree，防止數據損壞的double write buffer等等關鍵信息。我們稍后會展開描述。
undo獨立表空間是一個可選項，通常默認情況下，undo數據是存儲在ibdata中的，但你也可以通過配置選項 innodb_undo_tablespaces 來將undo 回滾段分配到不同的文件中，目前開啟undo tablespace 只能在install階段進行。在主流版本進入5.7時代后，我們建議開啟獨立undo表空間，只有這樣才能利用到5.7引入的新特效：online undo truncate。
MySQL 5.7 新開辟了一個臨時表空間，默認的磁盤文件命名為ibtmp1，所有非壓縮的臨時表都存儲在該表空間中。由於臨時表的本身屬性，該文件在重啟時會重新創建。對於雲服務提供商而言，通過ibtmp文件，可以更好的控制臨時文件產生的磁盤存儲。
用戶表空間，顧名思義，就是用於自己創建的表空間，通常分為兩類，一類是一個表空間一個文件，另外一種則是5.7版本引入的所謂General Tablespace，在滿足一定約束條件下，可以將多個表創建到同一個文件中。除此之外，InnoDB還定義了一些特殊用途的ibd文件，例如全文索引相關的表文件。而針對空間數據類型，也構建了不同的數據索引格式R-tree。
在關鍵的地方本文注明了代碼函數，建議讀者邊參考代碼邊閱讀本文，本文的代碼部分基於MySQL 5.7.11版本，不同的版本函數名或邏輯可能會有所不同。請讀者閱讀本文時盡量選擇該版本的代碼。
文件管理頁
InnoDB 的每個數據文件都歸屬於一個表空間，不同的表空間使用一個唯一標識的space id來標記。例如ibdata1, ibdata2… 歸屬系統表空間，擁有相同的space id。用戶創建表產生的ibd文件，則認為是一個獨立的tablespace，只包含一個文件。
每個文件按照固定的 page size 進行區分，默認情況下，非壓縮表的page size為16Kb。而在文件內部又按照64個Page（總共1M）一個Extent的方式進行划分並管理。對於不同的page size，對應的Extent大小也不同，對應為：
盡管支持更大的Page Size，但目前還不支持大頁場景下的數據壓縮，原因是這涉及到修改壓縮頁中slot的固定size（其實實現起來也不復雜）。在不做聲明的情況下，下文我們默認使用16KB的Page Size來闡述文件的物理結構。
為了管理整個Tablespace，除了索引頁外，數據文件中還包含了多種管理頁，如下圖所示，一個用戶表空間大約包含這些頁來管理文件，下面會一一進行介紹。
InnoDB 管理頁
文件鏈表
首先我們先介紹基於文件的一個基礎結構，即文件鏈表。為了管理Page，Extent這些數據塊，在文件中記錄了許多的節點以維持具有某些特征的鏈表，例如在在文件頭維護的inode page鏈表，空閑、用滿以及碎片化的Extent鏈表等等。
在InnoDB里鏈表頭稱為FLST_BASE_NODE，大小為FLST_BASE_NODE_SIZE(16個字節)。BASE NODE維護了鏈表的頭指針和末尾指針，每個節點稱為FLST_NODE，大小為FLST_NODE_SIZE（12個字節）。相關結構描述如下：
FLST_BASE_NODE:
FLST_NODE:
如上所述，文件鏈表中使用6個字節來作為節點指針，指針的內容包括：
該鏈表結構是InnoDB表空間內管理所有page的基礎結構，下圖先感受下，具體的內容可以繼續往下閱讀。
InnoDB 表空間page管理
文件鏈表管理的相關代碼參閱：include/fut0lst.ic, fut/fut0lst.cc
FSP_HDR PAGE
數據文件的第一個Page類型為FIL_PAGE_TYPE_FSP_HDR，在創建一個新的表空間時進行初始化(fsp_header_init)，該page同時用於跟蹤隨后的256個Extent(約256MB文件大小)的空間管理，所以每隔256MB就要創建一個類似的數據頁，類型為FIL_PAGE_TYPE_XDES ，XDES Page除了文件頭部外，其他都和FSP_HDR頁具有相同的數據結構，可以稱之為Extent描述頁，每個Extent占用40個字節，一個XDES Page最多描述256個Extent。
FSP_HDR頁的頭部使用FSP_HEADER_SIZE個字節來記錄文件的相關信息，具體的包括：
在文件頭使用FLAG（對應上述FSP_SPACE_FLAGS）描述了創建表時的如下關鍵信息：
除了上述描述信息外，其他部分的數據結構和XDES PAGE（FIL_PAGE_TYPE_XDES）都是相同的，使用連續數組的方式，每個XDES PAGE最多存儲256個XDES Entry，每個Entry占用40個字節，描述64個Page（即一個Extent）。格式如下：
XDES_STATE表示該Extent的四種不同狀態：
通過XDES_STATE信息，我們只需要一個FLIST_NODE節點就可以維護每個Extent的信息，是處於全局表空間的鏈表上，還是某個btree segment的鏈表上。
IBUF BITMAP PAGE
第2個page類型為FIL_PAGE_IBUF_BITMAP，主要用於跟蹤隨后的每個page的change buffer信息，使用4個bit來描述每個page的change buffer信息。
由於bitmap page的空間有限，同樣每隔256個Extent Page之后，也會在XDES PAGE之后創建一個ibuf bitmap page。
關於change buffer，這里我們不展開討論，感興趣的可以閱讀之前的這篇月報：
MySQL · 引擎特性 · Innodb change buffer介紹（http://mysql.taobao.org/monthly/2015/07/01/）
INODE PAGE
數據文件的第3個page的類型為FIL_PAGE_INODE，用於管理數據文件中的segement，每個索引占用2個segment，分別用於管理葉子節點和非葉子節點。每個inode頁可以存儲FSP_SEG_INODES_PER_PAGE（默認為85）個記錄。
每個Inode Entry的結構如下表所示：
文件維護
從上文我們可以看到，InnoDB通過Inode Entry來管理每個Segment占用的數據頁，每個segment可以看做一個文件頁維護單元。Inode Entry所在的inode page有可能存放滿，因此又通過頭Page維護了Inode Page鏈表。
在ibd的第一個Page中還維護了表空間內Extent的FREE、FREE_FRAG、FULL_FRAG三個Extent鏈表；而每個Inode Entry也維護了對應的FREE、NOT_FULL、FULL三個Extent鏈表。這些鏈表之間存在着轉換關系，以高效的利用數據文件空間。
當創建一個新的索引時，實際上構建一個新的btree(btr_create)，先為非葉子節點Segment分配一個inode entry，再創建root page，並將該segment的位置記錄到root page中，然后再分配leaf segment的Inode entry，並記錄到root page中。
當刪除某個索引后，該索引占用的空間需要能被重新利用起來。
創建Segment
首先每個Segment需要從ibd文件中預留一定的空間(fsp_reserve_free_extents)，通常是2個Extent。但如果是新創建的表空間，且當前的文件小於1個Extent時，則只分配2個Page。
當文件空間不足時，需要對文件進行擴展(fsp_try_extend_data_file)。文件的擴展遵循一定的規則：如果當前小於1個Extent，則擴展到1個Extent滿；當表空間小於32MB時，每次擴展一個Extent；大於32MB時，每次擴展4個Extent（fsp_get_pages_to_extend_ibd）。
在預留空間后，讀取文件頭Page並加鎖（fsp_get_space_header），然后開始為其分配Inode Entry(fsp_alloc_seg_inode)。首先需要找到一個合適的inode page。
我們知道Inode Page的空間有限，為了管理Inode Page，在文件頭存儲了兩個Inode Page鏈表，一個鏈接已經用滿的inode page，一個鏈接尚未用滿的inode page。如果當前Inode Page的空間使用完了，就需要再分配一個inode page，並加入到FSP_SEG_INODES_FREE鏈表上(fsp_alloc_seg_inode_page)。對於獨立表空間，通常一個inode page就足夠了。
當拿到目標inode page后，從該Page中找到一個空閑（fsp_seg_inode_page_find_free）未使用的slot（空閑表示其不歸屬任何segment，即FSEG_ID置為0）。
一旦該inode page中的記錄用滿了，就從FSP_SEG_INODES_FREE鏈表上轉移到FSP_SEG_INODES_FULL鏈表。
獲得inode entry后，遞增頭page的FSP_SEG_ID，作為當前segment的seg id寫入到inode entry中。隨后進行一些列的初始化。
在完成inode entry的提取后，就將該inode entry所在inode page的位置及頁內偏移量存儲到其他某個page內（對於btree就是記錄在根節點內，占用10個字節，包含space id, page no, offset）。
Btree的根節點實際上是在創建non-leaf segment時分配的，root page被分配到該segment的frag array的第一個數組元素中。
Segment分配入口函數： fseg_create_general
分配數據頁
隨着btree數據的增長，我們需要為btree的segment分配新的page。前面我們已經講過，segment是一個獨立的page管理單元，我們需要將從全局獲得的數據空間納入到segment的管理中。
Step 1：空間擴展
當判定插入索引的操作可能引起分裂時，會進行悲觀插入(btr_cur_pessimistic_insert)，在做實際的分裂操作之前，會先對文件進行擴展，並嘗試預留(tree_height / 16 + 3)個Extent，大多數情況下都是3個Extent。
這里有個意外場景：如果當前文件還不超過一個Extent，並且請求的page數小於1/2個Extent時，則如果指定page數，保證有2個可用的空閑Page，或者分配指定的page，而不是以Extent為單位進行分配。
注意這里只是保證有足夠的文件空間，避免在btree操作時進行文件Extent。如果在這一步擴展了ibd文件(fsp_try_extend_data_file)，新的數據頁並未初始化，也未加入到任何的鏈表中。
在判定是否有足夠的空閑Extent時，本身ibd預留的空閑空間也要納入考慮，對於普通用戶表空間是2個Extent + file_size * 1%。這些新擴展的page此時並未進行初始化，也未加入到，在頭page的FSP_FREE_LIMIT記錄的page no標識了這類未初始化頁的范圍。
Step 2：為segment分配page
隨后進入索引分裂階段(btr_page_split_and_insert)，新page分配的上層調用棧：
在傳遞的參數中，有個hint page no，通常是當前需要分裂的page no的前一個（direction = FSP_DOWN）或者后一個page no(direction = FSP_UP)，其目的是將邏輯上相鄰的節點在物理上也盡量相鄰。
在Step 1我們已經保證了物理空間有足夠的數據頁，只是還沒進行初始化。將page分配到當前segment的流程如下(fseg_alloc_free_page_low)：
1. 計算當前segment使用的和占用的page數
· 使用的page數存儲包括FSEG_NOT_FULL鏈表上使用的page數(存儲在inode entry的FSEG_NOT_FULL_N_USED中) + 已用滿segment的FSEG_FULL鏈表上page數 + 占用的frag array page數量；
· 占用的page數包括FSEG_FREE、FSEG_NOT_FULL、FSEG_FULL三個鏈表上的Extent + 占用的frag array page數量。
2. 根據hint page獲取對應的xdes entry (xdes_get_descriptor_with_space_hdr)
3. 當滿足如下條件時該hint page可以直接拿走使用：
· Extent狀態為XDES_FSEG，表示屬於一個segment
· hint page所在的Extent已被分配給當前segment(檢查xdes entry的XDES_ID)
· hint page對應的bit設置為free，表示尚未被占用
· 返回hint page
4. 當滿足條件：1) xdes entry當前是空閑狀態(XDES_FREE)；2) 該segment中已使用的page數大於其占用的page數的7/8 (FSEG_FILLFACTOR)；3) 當前segment已經使用了超過32個frag page，即表示其inode中的frag array可能已經用滿。
· 從表空間分配hint page所在的Extent (fsp_alloc_free_extent)，將其從FSP_FREE鏈表上移除
· 設置該Extent的狀態為XDES_FSEG，寫入seg id，並加入到當前segment的FSEG_FREE鏈表中。
· 返回hint page
5. 當如下條件時：1) direction != FSP_NO_DIR，對於Btree分裂，要么FSP_UP，要么FSP_DOWN；2）已使用的空間小於已占用空間的7/8； 3）當前segment已經使用了超過32個frag page
· 嘗試從segment獲取一個Extent(fseg_alloc_free_extent)，如果該segment的FSEG_FREE鏈表為空，則需要從表空間分配（fsp_alloc_free_extent）一個Extent，並加入到當前segment的FSEG_FREE鏈表上
· direction為FSP_DOWN時，返回該Extent最后一個page，為FSP_UP時，返回該Extent的第一個Page
6. xdes entry屬於當前segment且未被用滿，從其中取一個空閑page並返回
7. 如果該segment占用的page數大於實用的page數，說明該segment還有空閑的page，則依次先看FSEG_NOT_FULL鏈表上是否有未滿的Extent，如果沒有，再看FSEG_FREE鏈表上是否有完全空閑的Extent。從其中取一個空閑Page並返回
8. 當前已經實用的Page數小於32個page時，則分配獨立的page（fsp_alloc_free_page）並加入到該inode的frag array page數組中，然后返回該block
9. 當上述情況都不滿足時，直接分配一個Extent(fseg_alloc_free_extent)，並從其中取一個page返回。
上述流程看起來比較復雜，但可以總結為：
1. 對於一個新的segment，總是優先填滿32個frag page數組，之后才會為其分配完整的Extent，可以利用碎片頁，並避免小表占用太多空間。
2. 盡量獲得hint page;
3. 如果segment上未使用的page太多，則盡量利用segment上的page。
上文提到兩處從表空間為segment分配數據頁，一個是分配單獨的數據頁，一個是分配整個Extent
表空間單獨數據頁的分配調用函數fsp_alloc_free_page:
1. 如果hint page所在的Extent在鏈表XDES_FREE_FRAG上，可以直接使用；否則從根據頭page的FSP_FREE_FRAG鏈表查看是否有可用的Extent；
2. 未能從上述找到一個可用Extent，直接分配一個Extent，並加入到FSP_FREE_FRAG鏈表中；
3. 從獲得的Extent中找到描述為空閑（XDES_FREE_BIT）的page。
4. 分配該page (fsp_alloc_from_free_frag)
· 設置page對應的bitmap的XDES_FREE_BIT為false，表示被占用；
· 遞增頭page的FSP_FRAG_N_USED字段；
· 如果該Extent被用滿了，就將其從FSP_FREE_FRAG移除，並加入到FSP_FULL_FRAG鏈表中。同時對頭Page的FSP_FRAG_N_USED遞減1個Extent(FSP_FRAG_N_USED只存儲未滿的Extent使用的page數量)；
· 對Page內容進行初始化(fsp_page_create)。
表空間Extent的分配函數fsp_alloc_free_extent:
1. 通常先通過頭page看FSP_FREE鏈表上是否有空閑的Extent，如果沒有的話，則將新的Extent（例如上述step 1對文件做擴展產生的新page，從FSP_FREE_LIMIT算起）加入到FSP_FREE鏈表上(fsp_fill_free_list)：
· 一次最多加4個Extent(FSP_FREE_ADD)；
· 如果涉及到xdes page，還需要對xdes page進行初始化；
· 如果Extent中存在類似xdes page這樣的系統管理頁，這個Extent被加入到FSP_FREE_FRAG鏈表中而不是FSP_FREE鏈表；
· 取鏈表上第一個Extent為當前使用；
2. 將獲得的Extent從FSP_FREE移除，並返回對應的xdes entry(xdes_lst_get_descriptor)。
回收Page
數據頁的回收分為兩種，一種是整個Extent的回收，一種是碎片頁的回收。在刪除索引頁或者drop索引時都會發生。
當某個數據頁上的數據被刪光時，我們需要從其所在segmeng上刪除該page（btr_page_free -->fseg_free_page --> fseg_free_page_low），回收的流程也比較簡單：
1. 首先如果是該segment的frag array中的page，將對應的slot設置為FIL_NULL, 並返還給表空間(fsp_free_page):
· page在xdes entry中的狀態置為空閑；
· 如果page所在Extent處於FSP_FULL_FRAG鏈表，則轉移到FSP_FREE_FRAG中；
· 如果Extent中的page完全被釋放掉了，則釋放該Extent(fsp_free_extent)，將其轉移到FSP_FREE鏈表；
· 從函數返回；
2. 如果page所處於的Extent當前在該segment的FSEG_FULL鏈表上，則轉移到FSEG_NOT_FULL鏈表；
3. 設置Page在xdes entry的bitmap對應的XDES_FREE_BIT為true；
4. 如果此時該Extent上的page全部被釋放了，將其從FSEG_NOT_FULL鏈表上移除，並加入到表空間的FSP_FREE鏈表上(而非Segment的FSEG_FREE鏈表)。
釋放Segment
當我們刪除索引或者表時，需要刪除btree（btr_free_if_exists），先刪除除了root節點外的其他部分(btr_free_but_not_root)，再刪除root節點(btr_free_root)
由於數據操作都需要記錄redo，為了避免產生非常大的redo log，leaf segment通過反復調用函數fseg_free_step來釋放其占用的數據頁：
1. 首先找到leaf segment對應的Inode entry（fseg_inode_try_get）；
2. 然后依次查找inode entry中的FSEG_FULL、或者FSEG_NOT_FULL、或者FSEG_FREE鏈表，找到一個Extent，注意着里的鏈表元組所指向的位置實際上是描述該Extent的Xdes Entry所在的位置。因此可以快速定位到對應的Xdes Page及Page內偏移量(xdes_lst_get_descriptor)；
3. 現在我們可以將這個Extent安全的釋放了(fseg_free_extent，見后文)；
4. 當反復調用fseg_free_step將所有的Extent都釋放后，segment還會最多占用32個碎片頁，也需要依次釋放掉(fseg_free_page_low)
5. 最后，當該inode所占用的page全部釋放時，釋放inode entry：
· 如果該inode所在的inode page中當前被用滿，則由於我們即將釋放一個slot，需要從FSP_SEG_INODES_FULL轉移到FSP_SEG_INODES_FREE（更新第一個page）；
· 將該inode entry的SEG_ID清除為0，表示未使用；
· 如果該inode page上全部inode entry都釋放了，就從FSP_SEG_INODES_FREE移除，並刪除該page。
non-leaf segment的回收和leaf segment的回收基本類似，但要注意btree的根節點存儲在該segment的frag arrary的第一個元組中，該Page暫時不可以釋放(fseg_free_step_not_header)
btree的root page在完成上述步驟后再釋放，此時才能徹底釋放non-leaf segment
索引頁
ibd文件中真正構建起用戶數據的結構是BTREE，在你創建一個表時，已經基於顯式或隱式定義的主鍵構建了一個btree，其葉子節點上記錄了行的全部列數據（加上事務id列及回滾段指針列）；如果你在表上創建了二級索引，其葉子節點存儲了鍵值加上聚集索引鍵值。本小節我們探討下組成索引的物理存儲頁結構，這里默認討論的是非壓縮頁，我們在下一小節介紹壓縮頁的內容。
每個btree使用兩個Segment來管理數據頁，一個管理葉子節點，一個管理非葉子節點，每個segment在inode page中存在一個記錄項，在btree的root page中記錄了兩個segment信息。
當我們需要打開一張表時，需要從ibdata的數據詞典表中load元數據信息，其中SYS_INDEXES系統表中記錄了表，索引，及索引根頁對應的page no（DICT_FLD__SYS_INDEXES__PAGE_NO），進而找到btree根page，就可以對整個用戶數據btree進行操作。
索引最基本的頁類型為FIL_PAGE_INDEX。可以划分為下面幾個部分。
Page Header
首先不管任何類型的數據頁都有38個字節來描述頭信息（FIL_PAGE_DATA, or PAGE_HEADER），包含如下信息：
Index Header
緊隨FIL_PAGE_DATA之后的是索引信息，這部分信息是索引頁獨有的。
Segment Info
隨后20個字節描述段信息，僅在Btree的root Page中被設置，其他Page都是未使用的。
10個字節的inode信息包括：
通過上述信息，我們可以找到對應segment在inode page中的描述項，進而可以操作整個segment。
系統記錄
之后是兩個系統記錄，分別用於描述該page上的極小值和極大值，這里存在兩種存儲方式，分別對應舊的InnoDB文件系統，及新的文件系統（compact page）
Compact的系統記錄存儲方式為：
兩種格式的主要差異在於不同行存儲模式下，單個記錄的描述信息不同。在實際創建page時，系統記錄的值已經初始化好了，對於老的格式(REDUNDANT)，對應代碼里的infimum_supremum_redundant，對於新的格式(compact)，對應infimum_supremum_compact。infimum記錄的固定heap no為0，supremum記錄的固定Heap no 為1。page上最小的用戶記錄前節點總是指向infimum，page上最大的記錄后節點總是指向supremum記錄。
具體參考索引頁創建函數：page_create_low
用戶記錄
在系統記錄之后就是真正的用戶記錄了，heap no 從2（PAGE_HEAP_NO_USER_LOW）開始算起。注意Heap no僅代表物理存儲順序，不代表鍵值順序。
根據不同的類型，用戶記錄可以是非葉子節點的Node指針信息，也可以是只包含有效數據的葉子節點記錄。而不同的行格式存儲的行記錄也不同，例如在早期版本中使用的redundant格式會被現在的compact格式使用更多的字節數來描述記錄，例如描述記錄的一些列信息，在使用compact格式時，可以改為直接從數據詞典獲取。因為redundant屬於漸漸被拋棄的格式，本文的討論中我們默認使用Compact格式。在文件rem/rem0rec.cc的頭部注釋描述了記錄的物理結構。
每個記錄都存在rec header，描述如下（參閱文件include/rem0rec.ic）
在記錄頭信息之后的數據視具體情況有所不同：
· 對於聚集索引記錄，數據包含了事務id，回滾段指針；
· 對於二級索引記錄，數據包含了二級索引鍵值以及聚集索引鍵值。如果二級索引鍵和聚集索引有重合，則只保留一份重合的，例如pk (col1, col2)，sec key(col2, col3)，在二級索引記錄中就只包含(col2, col3, col1);
· 對於非葉子節點頁的記錄，聚集索引上包含了其子節點的最小記錄鍵值及對應的page no；二級索引上有所不同，除了二級索引鍵值外，還包含了聚集索引鍵值，再加上page no三部分構成。
Free space
這里指的是一塊完整的未被使用的空間，范圍在頁內最后一個用戶記錄和Page directory之間。通常如果空間足夠時，直接從這里分配記錄空間。當判定空閑空間不足時，會做一次Page內的重整理，以對碎片空間進行合並。
Page directory
為了加快頁內的數據查找，會按照記錄的順序，每隔4~8個數量（PAGE_DIR_SLOT_MIN_N_OWNED ~ PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED）的用戶記錄，就分配一個slot （每個slot占用2個字節，PAGE_DIR_SLOT_SIZE），存儲記錄的頁內偏移量，可以理解為在頁內構建的一個很小的索引(sparse index)來輔助二分查找。
Page Directory的slot分配是從Page末尾（倒數第八個字節開始）開始逆序分配的。在查詢記錄時。先根據page directory 確定記錄所在的范圍，然后在據此進行線性查詢。
增加slot的函數參閱 page_dir_add_slot
頁內記錄二分查找的函數參閱 page_cur_search_with_match_bytes
FIL Trailer
在每個文件頁的末尾保留了8個字節（FIL_PAGE_DATA_END or FIL_PAGE_END_LSN_OLD_CHKSUM），其中4個字節用於存儲page checksum，這個值需要和page頭部記錄的checksum相匹配，否則認為page損壞(buf_page_is_corrupted)
壓縮索引頁
InnoDB當前存在兩種形式的壓縮頁，一種是Transparent Page Compression，還有一種是傳統的壓縮方式，下文分別進行闡述。
Transparent Page Compression
這是MySQL5.7新加的一種數據壓縮方式，其原理是利用內核Punch hole特性，對於一個16kb的數據頁，在寫文件之前，除了Page頭之外，其他部分進行壓縮，壓縮后留白的地方使用punch hole進行 “打洞”，在磁盤上表現為不占用空間 （但會產生大量的磁盤碎片）。 這種方式相比傳統的壓縮方式具有更好的壓縮比，實現邏輯也更加簡單。
對於這種壓縮方式引入了新的類型FIL_PAGE_COMPRESSED，在存儲格式上略有不同，主要表現在從FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN開始的8個字節被用作記錄壓縮信息：
打洞后的page其實際存儲空間需要是磁盤的block size的整數倍。
這里我們不展開闡述，具體參閱我之前寫的這篇文章：MySQL · 社區動態 · InnoDB Page Compression（http://mysql.taobao.org/monthly/2015/08/01/）
傳統壓縮存儲格式
當你創建或修改表，指定row_format=compressed key_block_size=1|2|4|8 時，創建的ibd文件將以對應的block size進行划分。例如key_block_size設置為4時，對應block size為4kb。
壓縮頁的格式可以描述如下表所示：
在內存中通常存在壓縮頁和解壓頁兩份數據。當對數據進行修改時，通常先修改解壓頁，再將DML操作以一種特殊日志的格式記入壓縮頁的mlog中。以減少被修改過程中重壓縮的次數。主要包含這幾種操作：
· Insert: 向mlog中寫入完整記錄
· Update:
· Delete-insert update，將舊記錄的dense slot標記為刪除，再寫入完整新記錄
· In-place update，直接寫入新更新的記錄
· Delete: 標記對應的dense slot為刪除
頁壓縮參閱函數 page_zip_compress
頁解壓參閱函數 page_zip_decompress
系統數據頁
這里我們將所有非獨立的數據頁統稱為系統數據頁，主要存儲在ibdata中，如下圖所示：
InnoDB 系統數據頁
ibdata的三個page和普通的用戶表空間一樣，都是用於維護和管理文件頁。其他Page我們下面一一進行介紹。
FSP_IBUF_HEADER_PAGE_NO
Ibdata的第4個page是Change Buffer的header page，類型為FIL_PAGE_TYPE_SYS，主要用於對ibuf btree的Page管理。
FSP_IBUF_TREE_ROOT_PAGE_NO
用於存儲change buffer的根page，change buffer目前存儲於Ibdata中，其本質上也是一顆btree，root頁為固定page，也就是Ibdata的第5個page。
IBUF HEADER Page 和Root Page聯合起來對ibuf的數據頁進行管理。
首先Ibuf btree自己維護了一個空閑Page鏈表，鏈表頭記錄在根節點中，偏移量在PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST處，實際上利用的是普通索引根節點的PAGE_BTR_SEG_LEAF字段。Free List上的Page類型標示為FIL_PAGE_IBUF_FREE_LIST
每個Ibuf page重用了PAGE_BTR_SEG_LEAF字段，以維護IBUF FREE LIST的前后文件頁節點（PAGE_BTR_IBUF_FREE_LIST_NODE）。
由於root page中的segment字段已經被重用，因此額外的開辟了一個Page，也就是Ibdata的第4個page來進行段管理。在其中記錄了ibuf btree的segment header，指向屬於ibuf btree的inode entry。
關於ibuf btree的構建參閱函數 btr_create
FSP_TRX_SYS_PAGE_NO/FSP_FIRST_RSEG_PAGE_NO
ibdata的第6個page，記錄了InnoDB重要的事務系統信息，主要包括：
在5.7版本中，回滾段既可以在ibdata中，也可以在獨立undo表空間，或者ibtmp臨時表空間中，一個可能的分布如下圖所示（摘自我之前的這篇文章[http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/]）。
InnoDB Undo 回滾段結構
由於是在系統剛啟動時初始化事務系統，因此第0號回滾段頭頁總是在ibdata的第7個page中。
事務系統創建參閱函數 trx_sysf_create
InnoDB最多可以創建128個回滾段，每個回滾段需要單獨的Page來維護其擁有的undo slot，Page類型為FIL_PAGE_TYPE_SYS。描述如下：
回滾段頭頁的創建參閱函數 trx_rseg_header_create
實際存儲undo記錄的Page類型為FIL_PAGE_UNDO_LOG，undo header結構如下
undo頁內結構及其與回滾段頭頁的關系參閱下圖：
InnoDB Undo 頁內結構
關於具體的Undo log如何存儲，本文不展開描述，可閱讀我之前的這篇文章：MySQL · 引擎特性 · InnoDB undo log 漫游(http://mysql.taobao.org/monthly/2015/04/01/)
FSP_DICT_HDR_PAGE_NO
ibdata的第8個page，用來存儲數據詞典表的信息 （只有拿到數據詞典表，才能根據其中存儲的表信息，進一步找到其對應的表空間，以及表的聚集索引所在的page no）
Dict_Hdr Page的結構如下表所示：
dict_hdr頁的創建參閱函數 dict_hdr_create
double write buffer
InnoDB使用double write buffer來防止數據頁的部分寫問題，在寫一個數據頁之前，總是先寫double write buffer，再寫數據文件。當崩潰恢復時，如果數據文件中page損壞，會嘗試從dblwr中恢復。
double write buffer存儲在ibdata中，你可以從事務系統頁(ibdata的第6個page)獲取dblwr所在的位置。總共128個page，划分為兩個block。由於dblwr在安裝實例時已經初始化好了，這兩個block在Ibdata中具有固定的位置，Page64 ~127 划屬第一個block，Page 128 ~191划屬第二個block。
在這128個page中，前120個page用於batch flush時的臟頁回寫，另外8個page用於SINGLE PAGE FLUSH時的臟頁回寫。
外部存儲頁
對於大字段，在滿足一定條件時InnoDB使用外部頁進行存儲。外部存儲頁有三種類型：
1. FIL_PAGE_TYPE_BLOB：表示非壓縮的外部存儲頁，結構如下圖所示：
2. FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB：壓縮的外部存儲頁，如果存在多個blob page，則表示第一個
FIL_PAGE_TYPE_ZBLOB2：如果存在多個壓縮的blob page，則表示blob鏈隨后的page；
結構如下圖所示：
而在記錄內只存儲了20個字節的指針以指向外部存儲頁，指針描述如下：
外部頁的寫入參閱函數 btr_store_big_rec_extern_fields
MySQL5.7新數據頁：加密頁及R-TREE頁
MySQL 5.7版本引入了新的數據頁以支持表空間加密及對空間數據類型建立R-TREE索引。本文對這種數據頁不做深入討論，僅僅簡單描述下，后面我們會單獨開兩篇文章分別進行介紹。
數據加密頁
從MySQL5.7.11開始InnoDB支持對單表進行加密，因此引入了新的Page類型來支持這一特性，主要加了三種Page類型：
· FIL_PAGE_ENCRYPTED：加密的普通數據頁
· FIL_PAGE_COMPRESSED_AND_ENCRYPTED：數據頁為壓縮頁(transparent page compression) 並且被加密（先壓縮，再加密）
· FIL_PAGE_ENCRYPTED_RTREE：GIS索引R-TREE的數據頁並被加密
對於加密頁，除了數據部分被替換成加密數據外，其他部分和大多數表都是一樣的結構。
加解密的邏輯和Transparent Compression類似，在寫入文件前加密(os_file_encrypt_page --> Encryption::encrypt)，在讀出文件時解密數據(os_file_io_complete --> Encryption::decrypt)
秘鑰信息存儲在ibd文件的第一個page中（fsp_header_init --> fsp_header_fill_encryption_info），當執行SQL ALTER INSTANCE ROTATE INNODB MASTER KEY時，會更新每個ibd存儲的秘鑰信息(fsp_header_rotate_encryption)
默認安裝時，一個新的插件keyring_file被安裝並且默認Active，在安裝目錄下，會產生一個新的文件來存儲秘鑰，位置在$MYSQL_INSTALL_DIR/keyring/keyring，你可以通過參數keyring_file_data來指定秘鑰的存放位置和文件命名。 當你安裝多實例時，需要為不同的實例指定keyring文件。
開啟表加密的語法很簡單，在CREATE TABLE或ALTER TABLE時指定選項ENCRYPTION=‘Y’來開啟，或者ENCRYPTION=‘N’來關閉加密。
關於InnoDB表空間加密特性，參閱該commit及官方文檔。
R-TREE索引頁
在MySQL 5.7中引入了新的索引類型R-TREE來描述空間數據類型的多維數據結構，這類索引的數據頁類型為FIL_PAGE_RTREE。
R-TREE的相關設計參閱官方WL#6968， WL#6609, WL#6745
臨時表空間ibtmp
MySQL5.7引入了臨時表專用的表空間，默認命名為ibtmp1，創建的非壓縮臨時表都存儲在該表空間中。系統重啟后，ibtmp1會被重新初始化到默認12MB。你可以通過設置參數innodb_temp_data_file_path來修改ibtmp1的默認初始大小，以及是否允許autoExtent。默認值為 “ibtmp1:12M:autoExtent”。
除了用戶定義的非壓縮臨時表外，第1~32個臨時表專用的回滾段也存放在該文件中（0號回滾段總是存放在ibdata中）(trx_sys_create_noredo_rsegs)，
日志文件ib_logfile
關於日志文件的格式，網上已經有很多的討論，在之前的系列文章中我也有專門介紹過，本小節主要介紹下MySQL5.7新的修改。
首先是checksum算法的改變，當前版本的MySQL5.7可以通過參數innodb_log_checksums來開啟或關閉redo checksum，但目前唯一支持的checksum算法是CRC32。而在之前老版本中只支持效率較低的InnoDB本身的checksum算法。
第二個改變是為Redo log引入了版本信息(WL#8845)，存儲在ib_logfile的頭部，從文件頭開始，描述如下
每次切換到下一個iblogfile時，都會更新該文件頭信息(log_group_file_header_flush)
新的版本支持兼容老版本（recv_find_max_checkpoint_0），但升級到新版本后，就無法在異常狀態下in-place降級到舊版本了（除非做一次clean的shutdown，並清理掉iblogfile）。