最大记录是这个数据页中逻辑上最大的记录，所有用户的记录都小于它。最小记录是数据页上最小的记录，所有用户记录都大于它。他们在数据页被创建的时候创建，而且不能被删除。引入他们主要是方便页内操作。
用户记录(User Records)用户所有插入的记录都存放在这里，默认情况下记录跟记录之间没有间隙，但是如果重用了已删除记录的空间，就会导致空间碎片。每个记录都有指向下一个记录的指针，但是没有指向上一个记录的指针。记录按照主键顺序排序。即，用户可以从数据页最小记录开始遍历，直到最大的记录，这包括了所有正常的记录和所有被delete-marked记录，但是不会访问到被删除的记录(PAGE_FREE)。
空闲空间(Free Space)从PAGE_HEAP_TOP开始，到最后一个数据目录，这之间的空间就是空闲空间，都被重置为0，当用户需要插入记录时候，首先在被删除的记录的空间中查找，如果没有找到合适的空间，就从这里分配。空间分配给记录后，需要递增PAGE_N_RECS和PAGE_N_HEAP。
数据目录(Page Directory)用户的记录是从低地址向高地址扩展，而数据目录则相反。在数据页被初始化的时候，就会数据页最后(当然在checksum之前)创建两个数据目录，分别指向最大和最小记录。之后插入新的数据的时候，需要维护这个目录，例如必要的时候增加目录的个数。每个数据目录占用两个字节，存储对应记录的页内偏移量。假设目录N，这个目录N管理目录N-1(不包括)和目录N之间的记录，我们称目录N own 这些记录。在目录N指向的记录中，会有字段记录own记录的数量。由此可见，目录own的记录不能太多，因为太多的话，即意味着目录太过稀疏，不能很好的提高查询效率，但同时也不能own太少，这会导致目录数量变多，占用过多的空间。在InnoDB的实现中，目录own的记录数量在4-8之间，包括4和8，平均是6个记录。如果超过这个数量，就需要重新均衡目录的数量。目录的增加和删除可能需要进行内存拷贝，但是由于目录占用的总体空间很小，开销可以忽略不计。
数据页尾部(Fil Trailer)这个部分处于数据页最后的位置，只有8个字节。低地址的四个字节存储checksum的值，高地址的四个字节存储FIL_PAGE_LSN的低位四字节。注意这里的checksum的值不一定与FIL_PAGE_SPACE_OR_CHKSUM的相同，这个依赖不同的checksum计算方法。
核心函数本节详细剖析一下数据页相关的几个核心函数。
插入记录核心入口函数在page_cur_insert_rec_low。核心步骤如下:
获取记录的长度。函数传入参数就有已经组合好的完整记录，所以只需要从记录的元数据中获取即可。
首先从PAGE_FREE链表中尝试获取足够的空间。仅仅比较链表头的一个记录，如果这个记录的空间大于需要插入的记录的空间，则复用这块空间(包括heap_no)，否则就从PAGE_HEAP_TOP分配空间。如果这两个地方都没有，则返回空。这里注意一下，由于只判断Free链表的第一个头元素，所以算法对空间的利用率不是很高，估计也是为了操作方便。假设，某个数据页首先删除了几条大的记录，但是最后一条删除的是比较小的记录A，那么后续插入的记录大小只有比记录A还小，才能把Free链表利用起来。举个例子，假设先后删除记录的大小为4K, 3K, 5K, 2K，那么只有当插入的记录小于2K时候，这些被删除的空间才会被利用起来，假设新插入的记录是0.5K，那么Free链表头的2K，可以被重用，但是只是用了前面的0.5K，剩下的1.5K依然会被浪费，下次插入只能利用5K记录所占的空间，并不会把剩下的1.5K也利用起来。这些特性，从底层解释了，为什么InnoDB那么容易产生碎片，经常需要进行空间整理。
如果Free链表不够，就从PAGE_HEAP_TOP分配，如果分配成功，需要递增PAGE_N_HEAP。
如果这个数据页有足够的空间，则拷贝记录到指定的空间。
修改新插入记录前驱上的next指针，同时修改这条新插入记录的指针next指针。这两步主要是保证记录上链表的连续性。
递增PAGE_N_RECS。设置heap_no。设置owned值为0。