官方名字：索引頁
所以你知道了，user records 和 free space 之間是此消彼長的關係
簡化下，因為變長字段長度列表，null值列表都沒什麼用
所以儲存記錄為：
* delete_mask：標記是否刪除了
* heap_no：記錄的序號，序號為0的記錄是infimum，序號1為spuermum（這倆是mysql為我們自動提供的），所以我們自己的都是從2開始的，這個排序是通過主鍵的比較規則來的
假如刪除一條資料：
那麼就等著下一條資料來，直接覆蓋就完事了
提問：為什麼指標指的是中間位置，哈哈哈，這就是為什麼左邊的可變長字段長度列表是逆序的原因了，從中間，往兩邊同時讀，剛好都是順的。自己畫圖理解下吧。
將每個組的最大heap_no的記錄偏移位址存在page_directory，這樣查詢的時候，就可以通過page_directory二分查詢，然後再進入相應的組中找，美滋滋。
組的大小一般都是1-8個左右。
有乙個校驗和a
還有指向下乙個頁面
存的都是跟頁面有關的資訊
校驗和b
假如現需要將資料頁寫入磁碟，寫到中途斷電了，那麼校驗和a和校驗和b勢必不一樣，那麼就說明出錯了，只寫了一半。
innodb為了不同的目的設計了不同型別的頁，我們把用於存放記錄的頁叫做資料頁
乙個資料頁可以被大致分為7個部分，分別是：file header：表示頁的一些通用資訊，佔固定的38位元組
page header：表示資料頁專有的一些資訊，佔固定的56個位元組
infimum + supremum：兩個虛擬的偽記錄，分別表示頁中的最小和最大記錄，佔固定的26個位元組
user records：真實儲存我們插入的記錄的部分，大小不固定
free space：頁中尚未使用的部分，大小不確定
file trailer：用於檢驗頁是否完整的部分，占用固定的8個位元組
每個記錄的頭資訊中都有乙個next_record屬性，從而使頁中的所有記錄串聯乙個單鏈表
innodb會為把頁中的記錄劃分為若干個組，每個組的最後乙個記錄的位址偏移量作為乙個槽，存放在page_directory中，所以在乙個頁中根據主鍵查詢記錄是非常快的，分為兩步：通過二分法確定槽
通過記錄的next_record屬性遍歷該槽所在的組中的各個記錄
為保證從記憶體中同步到磁碟的頁的完整性，在頁的首部和尾部都會儲存頁中資料的校驗和和頁面最後修改時對應的lsn值，如果首部和尾部的校驗和和lsn值校驗不成功的話，就說名同步失敗了。
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