1.表空間
不同的存儲引擎在磁盤檔案上的結構均不一緻，這裡以InnoDB為例：
CREATE TABLE t(id int(11)) Engine = INNODB; 在新表建立的過程中，InnoDB會在磁盤的data目錄下建立與這個表對應的兩個檔案：t.frm、t.ibd。
- t.frm 存儲了表結構等資訊，檔案相對較小
- t.ibd 就是常說的”表空間“檔案，它用來存儲表的資料和索引。檔案大小取決于表中的資料量。
注意：隻有在mysql5.7版本後才會為每個表生成一個ibd檔案，稱為獨立表空間，在此之前所有表的資料和索引都會存儲系統表空間中。系統表空間也被稱為共享表空間，即所有表共享一個實體表空間檔案。
在mysql8.0之後開始去掉了frm檔案，表結構定義預設内置到InnoDB的ibd檔案中
我們也可以通過全局參數 innodb file per table 來進行設定。
-- 檢視每個表都建立表空間檔案狀态SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_file_per_table';-- 開啟"每個表都建立表空間檔案功能"SET @@global.innodb_file_per_table= ON; 表空間共分為五類，除了上面說的獨立表空間，系統表空間，還有Undo表空間、通用表空間、臨時表空間。在官方的的文檔中，獨立表空間相比于系統表空間，具有可壓縮，可傳輸等優勢。
2.頁
在ibd檔案中，最重要的結構體就是”頁“（Pages），即InnoDB中記憶體和磁盤互動的最小存儲單元。Mysql每次記憶體于磁盤互動資料，都會至少讀寫一個“頁”的大小，是以在磁盤中每個“頁”内部的位址都是連續的。
要查詢的資料很多情況下都是連續存在的，是以存在這樣的機制，隻需在磁盤中讀取一段連續的資料放入記憶體（Buffer Pool），後續的查詢大機率可以直接從記憶體中找到。這樣就減少了磁盤的通路次數，進而大大提升效率。這一段固定的連續的資料就被稱為“頁”。
頁的大小為固定的16KB，即使沒有資料也會占用16KB大小。這16KB的内容具體結構比較多樣，在不同的場景會使用不同類型的“頁”，一共有12種頁類型。但無論什麼類型的頁均會包含“頁頭”（File Header）和“頁尾”（File Trailer），在頁頭和頁尾之間的頁的“主體資訊”會根據不同的頁類型由不同的結構。
最為常用的就是用來存儲資料和索引的“索引頁”，它的主體資訊會使用資料“行”進行填充。
-- 檢視某表的行類型SELECT t.SPACE,t.NAME,t.ROW_FORMAT FROM information_schema.INNODB_SYS_TABLESPACES 相比頁的大小為固定值，行則不同，它是一個最大為8K但大小不固定的結構，内部主要包括表裡某一行的真實資料和一些額外資訊。
3.區
Mysql所有的表資料都會通過“行”、“頁”的方式存儲在磁盤中，但是每一個頁隻有16KB，當要存儲的資料和讀寫量暴增時，跨“頁”讀取就變得再平常不過了。
如果多個頁之間的實體距離過大，那多份資料在磁盤中就很有可能不在同一個磁道。為了讀取資料，就會發生磁頭移動，這種移動是實體擺動，相比磁片每分鐘幾千上萬次的旋轉讀取要緩慢得多，是以磁頭移動會大大降低性能。
需要盡可能在磁道上讀取連續的資料，減少磁頭的移動才能提升效率。是以MySql還存在一個叫“區”的結構。每個區都固定為1MB，存放64個連續位址的頁，這樣即使跨頁讀取相關資料，大機率都在附近的位址，減少了磁頭移動，提高了效率。
于此同時，如果頻繁地讀取某個“區”内的”頁“，Mysql就會将這個區中的所有資料讀取出來，放入記憶體中，減少後續查詢對磁盤的通路次數。
當然，在程式員建立新表時，由于不知道表未來的資料大小，為了不至于一次性占用過大的磁盤空間而導緻浪費，是以在建立一個表時隻會建立6個“頁”，而不是一個完整的區，共占用16*6=96KB的大小。
當然在mysql 8.0版本後初次會建立7個頁
這些零散”頁“會被放在表空間中一個叫碎片區的地方，解析了這6個頁後可以看到它們各有不同，其中後兩個頁為空閑頁，即可用頁。前4個頁分别記錄了表空間和區組條目資訊、Change buffer相關資訊、段資訊、索引根資訊
當要存儲的資料越來越多，6個初始“頁”空間不夠用的時候，就需要一個一個地新增“頁”來滿足存儲需求，當建構了32個零散”頁“之後，後續每次都會直接申請完整的”區“來存儲更多的資料。
4.組
然而，當''區“的數量也越來越多時，為了有效地管理區，Mysql又會使用到“組”結構。
每一個“區組”管理固定的256個區，即256MB，它的結構比較簡單，就是由256個區直接構成。其中第一個“區組”中的首個“區”的前四頁比較特殊，就是之前所說的6個初始頁中的前4個：即File Space Header、Insert Buffer Bitmap、File Segment inode、B-tree Node。
而其他區組中首個區的結構均一緻，前兩個頁分别記錄了區組條目資訊，Change buffer資訊，即Extent Descriptor（XDES）、Insert Buffer Bitmap
InnoDB通過“區組”，可以在實體結構層面，非常高效地管理和定位到每個區
5.段
與區、區組這種實體結構不同，”段“是一個邏輯概念，并不對應表空間中連續的實體區域，可以看成區、頁的一個附加的标注資訊。
段的主要作用是用來區分不同功能的“區”和在碎片區中的”頁“，分為”葉子節點段“和”非葉子節點段“等，這兩個段與我們常說的B+樹索引中的葉子、非葉子節點相對應，也可以簡單地了解為“非葉子節點段”存儲和管理索引樹，“葉子節點段”存儲和管理實際資料。
從邏輯上講，最終由葉子節點段和非葉子節點段等段構成了最終的表空間ibd檔案。