InnoDB是如何存储数据的？
MySQL 支持多种存储引擎，不同的存储引擎，存储数据的方式也是不同的，我们最常使用的是 InnoDB 存储引擎，所以就跟大家图解下 InnoDB 是如何存储数据的。
记录是按照行来存储的，但是数据库的读取并不以「行」为单位，否则一次读取（也就是一次 I/O 操作）只能处理一行数据，效率会非常低。
因此，InnoDB 的数据是按「数据页」为单位来读写的，也就是说，当需要读一条记录的时候，并不是将这个记录本身从磁盘读出来，而是以页为单位，将其整体读入内存。
数据库的 I/O 操作的最小单位是页，InnoDB 数据页的默认大小是 16KB，意味着数据库每次读写都是以 16KB 为单位的，一次最少从磁盘中读取 16K 的内容到内存中，一次最少把内存中的 16KB 内容刷新到磁盘中。
数据页包括七个部分，结构如下图：
这七个部分的作用如下图：
在 File Header 中有两个指针，分别指向上一个数据页和下一个数据页，连接起来的页相当于一个双向的链表，如下图所示：
采用链表的结构是让数据页之间不需要是物理上的连续的，而是逻辑上的连续。
数据页的主要作用是存储记录，也就是数据库的数据，所以重点说一下数据页中的 User Records 是怎么组织数据的。
数据页中的记录按照「主键」顺序组成单向链表，单向链表的特点就是插入、删除非常方便，但是检索效率不高，最差的情况下需要遍历链表上的所有节点才能完成检索。
因此，数据页中有一个页目录，起到记录的索引作用，就像我们书那样，针对书中内容的每个章节设立了一个目录，想看某个章节的时候，可以查看目录，快速找到对应的章节的页数，而数据页中的页目录就是为了能快速找到记录。
那 InnoDB 是如何给记录创建页目录的呢❓❓❓
页目录与记录的关系如下图：
页目录创建的过程如下：
- 将所有的记录划分成几个组，这些记录包括最小记录和最大记录，但不包括标记为 “已删除” 的记录；
- 每个记录组的最后一条记录就是组内最大的那条记录，并且最后一条记录的头信息中会存储该组一共有多少条记录，作为
n_owned字段（上图中粉红色字段） - 页目录用来存储每组最后一条记录的地址偏移量，这些地址偏移量会按照先后顺序存储起来，每组的地址偏移量也被称之为槽（
slot），每个槽相当于指针指向了不同组的最后一个记录。
从图中可以看到，页目录就是由多个槽组成的，槽相当于分组记录的索引。然后，因为记录是按照「主键值」从小到大排序的，所以我们通过槽查找记录时，可以使用二分法快速定位要查询的记录在哪个槽（哪个记录分组），定位到槽后，再遍历槽内的所有记录，找到对应的记录，无需从最小记录开始遍历整个页中的记录链表。
以上面那张图举个例子，5 个槽的编号分别为 0，1，2，3，4，此时想查找主键为 11 的用户记录：
- 先二分得出槽中间位是 (0+4)/2=2 ，2号槽里最大的记录为 8。因为 11 > 8，所以需要从
2号槽后继续搜索记录； - 再使用二分搜索出 2 号和 4 槽的中间位是 (2+4)/2= 3，3 号槽里最大的记录为 12。因为 11 < 12，所以主键为
11的记录在3号槽里； - 这里有个问题，「槽对应的值都是这个组的主键最大的记录，如何找到组里最小的记录」呢❓❓❓
- 比如槽 3 对应最大主键是 12 的记录，那如何找到最小记录 9。解决办法是：通过槽 3 找到 槽 2 对应的记录，也就是主键为 8 的记录。主键为 8 的记录的下一条记录就是槽 3 当中主键最小的 9 记录，然后开始向下搜索 2 次，定位到主键为 11 的记录，取出该条记录的信息即为我们想要查找的内容。
看到第三步的时候，可能有的同学会疑问，如果某个槽内的记录很多，然后因为记录都是单向链表串起来的，那这样在槽内查找某个记录的时间复杂度不就是 O(n) 了吗？
这点不用担心，InnoDB 对每个分组中的记录条数都是有规定的，槽内的记录就只有几条：
- 第一个分组中的记录只能有
1条记录；- 最后一个分组中的记录条数范围只能在
1 ~ 8条之间；- 剩下的分组中记录条数范围只能在
4 ~ 8条之间。
B+树是如何进行查询的？
上面我们都是在说一个数据页中的记录检索，因为一个数据页中的记录是有限的，且主键值是有序的，所以通过对所有记录进行分组，然后将组号（槽号）存储到页目录，使其起到索引作用，通过二分查找的方法快速检索到记录在哪个分组，来降低检索的时间复杂度。
但是，当我们需要存储大量的记录时，就需要多个数据页，这时我们就需要考虑如何建立合适的索引，才能方便定位记录所在的页。
为了解决这个问题，InnoDB 采用了 B+树作为索引。磁盘的 I/O 操作次数对索引的使用效率至关重要，因此在构造索引的时候，我们更倾向于采用 “矮胖” 的 B+树数据结构，这样所需要进行的磁盘 I/O 次数更少，而且 B+树更适合进行关键字的范围查询。
InnoDB 里的 B+树中的每个节点都是一个数据页，结构示意图如下：
我们看看 B+ 树如何实现快速查找主键为 6 的记录，以上图为例子：
- 从根节点开始，通过二分法快速定位到符合页内范围包含查询值的页，因为查询的主键值为
6，在[1, 7)范围之间，所以到页30中查找更详细的目录项； - 在非叶子节点（页
30）中，继续通过二分法快速定位到符合页内范围包含查询值的页，主键值大于5，所以就到叶子节点（页16）查找记录； - 接着，在叶子节点（页
16）中，通过槽查找记录时，使用二分法快速定位要查询的记录在哪个槽（哪个记录分组），定位到槽后，再遍历槽内的所有记录，找到主键为6的记录。
可以看到，在定位记录所在哪一个页时，也是通过二分法快速定位到包含该记录的页。定位到该页后，又会在该页内进行二分法快速定位记录所在的分组（槽号），最后在分组内进行遍历查找。
通过上图，我们看出 B+ 树的特点：
- 只有叶子节点才存放数据，非叶子节点仅用来存放目录项作为索引。
- 非叶子节点分为不同层次，通过分层来降低每一层的搜索量；
- 所有叶子节点按照索引键大小排序，构成一个双向链表，便于范围查询；（上图画的不标准，因为其实上图画的是一颗
B*树！）
聚簇索引和非聚簇索引
索引又可以分成聚簇索引和非聚簇索引（也称为二级索引），它们区别就在于叶子节点存放的是什么数据：
- 聚簇索引的叶子节点存放的是实际数据，所有完整的用户记录都存放在聚簇索引的叶子节点；
- 非聚簇索引的叶子节点存放的是主键值，而不是实际数据。
因为表的数据都是存放在聚簇索引的叶子节点里，所以 InnoDB 存储引擎一定会为表创建一个聚簇索引，且由于数据在物理上只会保存一份，所以聚簇索引只能有一个。
InnoDB 在创建聚簇索引时，会根据不同的场景选择不同的列作为索引：
- 如果有主键，默认会使用主键作为聚簇索引的索引键；
- 如果没有主键，就选择第一个不包含
NULL值的唯一列作为聚簇索引的索引键；- 在上面两个都没有的情况下，
InnoDB将自动生成一个隐式自增id列作为聚簇索引的索引键；
一张表只能有一个聚簇索引，那为了实现非主键字段的快速搜索，就引出了二级索引（非聚簇索引/辅助索引），它也是利用了 B+ 树的数据结构，但是二级索引的叶子节点存放的是主键值，不是实际数据。
二级索引的 B+ 树如下图，数据部分为主键值：
因此，如果某个查询语句使用了二级索引，但是查询的数据不是主键值，这时在二级索引找到主键值后，需要去聚簇索引中获得数据行，这个过程就叫作「回表」，也就是说要查两个 B+ 树才能查到数据。
不过，当查询的数据是主键值时，因为只在二级索引就能查询到，不用再去聚簇索引查，这个过程就叫作「索引覆盖」，也就是只需要查一个 B+ 树就能找到数据
