1 mysql中的逻辑存储结构
1 表空间
基于InnoDB存储引擎的mysql数据库，存放在数据库中的数据实际上是存放在表空间中的。
对于同一个基于InnoDB存储引擎的mysql实例，这个表空间是所有数据库共享的，存放在数据库中各个表中的数据实际会最终存放在表空间中（mysql以ibdata1表示一个共享表空间）；但是如果开启了innodb_file_per_table的话，那么mysql数据会为每一个表创建一个私有表空间（以table_name.idb表示），每一个表中的数据会存放在这个私有表空间中，注意此时共享表空间仍然有用，它此时用于存放Undo信息，系统事物信息等等。
2 段
表空间实际上是有若干个段组成的。
3 区
每创建一个表时，mysql都需要向磁盘申请一定的空间用于数据存储，申请的时候就是以区为单位进行申请的，一个区是由连续的64也组成，以页16k，因此一个区的大小是1M。
4 页
页是mysql进行磁盘管理的最小单位，每页的大小是16k；每次我们查询数据库的时候，实际上是mysql先把存放在磁盘中的数据读入到内存中，然后供我们查找，在这个阶段mysql就是以页为单位进行IO操作的。
5 行
基于InnoDB存储引擎的mysql是以行为单位进行数据存储的。
2 数据结构
2.1 二分查找
数据库中使用最最频繁的操作就是查找了，二分查找算法应该算是最普遍且效率较高（有比他更好的，斐波那契但是也是二分查找的变种）的查找算法，但是应用二分查找需要满足两个条件：1)查找序列有序；2)查找序列是一个顺序表；因此我们可以想办法把存放在mysql数据库中的数据按照顺序存放，查找的时候直接使用二分查找，那么可以极大的节省时间。但是数据库并不仅仅只进行查找操作，虽然查找很频繁但是增删改操作同样是mysql数据库必不可少的操作，如果把数据按照顺序表的数据结构进行有序存放，虽然查找效率很高，但是会影响插入和删除的性能（一个长度为n的有序表，删除第i个数据，那么需要移动n-i为数，效率低下）
此时应该想到链表，因为链表中插入数据和删除数据的时间时间复杂度是O(1),但是很遗憾，基于链表（最普通的那种单链表）的有序表并不能进行二分查找。那么能不能既可以使用二分查找，又不用每次进行修改的时候移动太多数据，有！可以使用树。
2.2 二叉排序树
二叉排序树是一种树型数据结构，它要么是一颗空树，要么是一个仅有根节点的树，要么是一个大于两个节点且，节点的左孩子节点值均小于该节点，右孩子节点值均大于该节点。
另外树型结构是可以使用链表来进行表示的，那么理想状态下（二叉排序树是一颗满二叉排序树），那么对这棵树进行查找的话，使用的就是类似于二分查找的方法，效率很高。而且因为使用链表构建的二叉排序树，在进行插入和删除操作的时候，并不需要移动太多的元素，只需要修改指针指向即可，也是可以接受的。
但是这是理想状态下，实际情况，往往不那么理想，如果构建二叉排序树的一组数据本来就是基本有序的话，那么此时构建的二叉排序树实际上和一条链表无异，此时对二叉排序树进行查找实际上就是对一条链表进行查找，时间复杂度为O(n),往往不能接受这种速度。于是，人们就提出了平衡二叉树。
2.3 平衡二叉树
为了抑制二叉排序树的高度过快增长，人们在二叉排序树的基础上提出了平衡二叉树，平衡二叉树首先是一颗二叉排序树，在二叉排序树的基础上，规定一颗节点的左右子树高度之差绝对值不能大于1.这样可以防止二叉排序树在极端情况下恶化成一条链表。使得二叉树的高度在可控范围内，在进行查找的时候，仍然可以以接近二分查找的速度进行，但是在删除和插入操作的时候需要进行额外的左旋右旋等操作，以维持树的平衡因子，但是这个额外的操作所带来的性能损失是可以接受的。
平衡二叉树的应用很普遍，比如说实现实时排序就可以使用平衡二叉树（我认为跳表实际上也可以看做平衡二叉树的变种，因为它们真的很想，当然跳表也可以实现实时排序）。
但是如果是海量数据的话，现在数据库里往往动不动都是百万行以上数据，如果还以平衡二叉树的数据结构形式组织的话，每个节点仅仅存放一个数据，那么再怎么保证平衡，它的高度也是相当客观的，于是人们想出了在一个节点上存放多个数据，于是就有了B树
2.4 B树和B+树
B树又被称之为B-树，每个非叶节点均存放数据，且可以存放不止一个数据（具体定义可以百度），且节点内部数据有序存放，叶子节点不存放数据，如果查找到叶子节点，则认为查找该组数据中没有目标元素；在对基于B树的一组数进行查询操作的时候（非常大的一组数据），从根节点出发，首先把根节点读入到内存，节点内部的数据有序存放，因此在内存中完全可以利用二分查找进行快速定位，如果找到就返回，如果没有找到，再根据节点指针找对应的下一层节点，再次进行相同的操作，如此反复最终找到目标或者返回这组数中没有该元素。
B+树和B树基本上类似，但是不同的是B+树的非叶节点不存放实际数据，而是仅仅作为一个指向最终目标的索引，实际数据都存放在叶子节点中，且叶子节点从左往右业是有序的，但是每个节点里面也是可以存放不止一个元素，且节点内元素有序存放。在进行查找的时候，根据非叶节点，找到最终叶子节点，比较，满足条件则返回数据，否则，该组数据中没有目标元素。
3 B树索引
基于InnoDB存储引擎的mysql数据库支持B树索引，B树索引实际上是B+树数据结构的一种实现。为什么没有用B树数据结构呢？因为B树中的节点中存放的是实际数据，而InnoDB是面向行存储的，一行记录可能非常大，如果将行记录直接存放在节点中的话，一次读入的数据就会减少，因此没有使用B树；使用B+树，节点中仅仅存放索引，并且把一个节点设计成一页，那么一页就能够存放更多的索引，在进行查找的时候，可以减少IO次数。
基于InnoDB的B树索引，索引列按照B+树数据结构顺序存放，最终的叶子节点指向最终记录所在的页所在的叶子节点。在进行查找操作的时候：
- 把索引的根节点读入到内存中，对节点内部的数据按照二分查找快速定位（1次IO）
- 读入下一层的对应节点，再次同样快速定位（1次IO）
- …
- 找到对应也在节点，读入，同样快速定位（n次IO） 这颗B+树有多高就进行多少次IO，资料上说往往都是2-3层
我们试想一下，有一个1000w行记录的数据，每行1k，大概10G大小，每页16k，那么大概需要640页，如果不用索引，我们进行查找的话，就需要遍历，读入第一页…最终找到目标，极端情况下，需要读入640页，也就是说要进行640次IO。
根据主键建立B+树索引，每页可以存放256个索引，那么建立一个三层的B+树即可（256+256^2+256^3>1000w），因此按照索引进行查找的时候，：
- 把索引根节点所在页读入内存 （1次IO）
- 读入第二层某个节点页 （2次IO）
- 找到叶子节点 （3次IO）
比较两者，是不是发现，建立索引之后，查询的效率大大提高了，但是需要主要的是，索引是实实在在存在的，也存放在磁盘中，需要的时候读入即可，如果一张表数据量很少，一次IO就可以把数据页全部读入到内存中，那么此时再建立索引就有点得不偿失了，因为此时需要2次IO。
因此建立索引不要盲目，根据国情出发。
参考：mysql技术内幕：InnoD存储引擎