先上结论：Innodb在idb文件中存储数据，无论是页还是记录，都是物理无关的，但是记录的物理无关只能在同一页中有效 （文末有解释）
实验1.
每条记录占用32B，包括回滚指针，版本号，记录头等.
页大小 16 KB
插入500条记录，再删除 id 在 1 ~ 49 的50条记录，最后再插入100条记录，比较idb文件
红色圈起来的是 主键，蓝色是记录头。如下图，每个记录头的 第三位都是0 (00 00 10 00 22 中的第一个0 表示 0000 ，其中第三位是0，表示没被删除)
删除主键在 1~49 范围的记录之后，主键在1~49范围的记录没有消失，只是记录头（方便起见，下面只画一个）的第三位被置为1 （2 表示 0010）
插入 100 条数据：原本被删除掉的 主键范围在 1 ~ 49 的记录空间被复用了，并且被替换成了 主键 50 ~ 99 的记录。（80 00 00 32 中的 32 是十六进制，表示成十进制是 50）
下列是具体的页数据：
插入500记录之后：
按照 页3 / 页4 / 页5 排序
三个节点（页）：索引页 [页3] （1 -> 页4 , 221 -> 页5） / 记录 1 ~ 441 [页4] / 记录 221 ~ 500 [页5]
删除主键在范围1~50的记录之后:
三个节点（页）：记录 3 ~ 500 [页3] / 记录 1 ~ 441 [页4] / 记录 3 ~ 220 , 221 ~ 500 [页5]
三个节点（页）：上的Page Directory最靠近infimum和supremum两条记录可寻址范围 ：
54 ~ 494 / 1 ~ 436 / 496 ~ 8
再插入100条记录后：
三个节点（页）：索引 [页3] （50 -> 4, 276 -> 5） / 记录 50 ~ 500 [页4] / 记录 276 ~ 600 [页5]
解释：500条记录，虽然每条都是 32B, 但因为每一页还有管理页的信息存在，所以不能只用一页来存储完这 500 行。
对比测试：新建同样结构的表，插入400条数据，只存在一个 B-Tree 节点（页），并且 level 是 0，说明只有一个节点
删除100行记录之后，推测因为剩下的记录 450 只用一个页就能存储，所以记录发生了合并
最后没有索引节点，但是有三个数据叶节点，推测只有页 3 是有效的，因为 页3 的 Page Directory 可寻址范围是合法的 （50 ~ 500, 算上infimum和supremum及其n_owned）
再次插入100条数据之后，页3重新成为所有页，并且页4中原本被删除的记录留下的空闲空间被 主键范围为50 ~ 99的记录复用
整个过程如下图：注：主键是递增的
可以发现，从删除50条记录到再插入100条记录的过程中，数据页4被塞入了主键范围为442 ~ 500的记录，说明记录的指向关系还是受到物理上的制约的，因为PageDirectory寻址的偏移量就是基于当前页的，不能查找其他页的记录，如果 442 ~ 500 的数据不移到数据页 4 上，而数据页4想引用数据页5的数据的话，数据页4的PageDirectory是无法管理在数据页5上的记录的。
（关于PageDirectory ：参考文章）
换句话说，就是数据节点里面的记录在物理上可以不按主键递增的规则分配，但逻辑上是顺序的
数据页之间逻辑上主键的大小必须是严格递增的。如下图
但在物理上，数据页在id文件中，不一定按照主键递增顺序放置：
数据页4逻辑上在数据页5之前，但物理上可以乱序，数据页5在数据页4之前
解释开头的一句话：记录在物理层面上的顺序无关只能限制在一个页内
解释：同一个页内的记录是可以不按主键顺序存放的，但是不能跨越到其他页上去
下图就是一个非法的跨页指向，记录只能指向同一个物理页中的记录，不能以其他页上的某条记录做为自己的下条记录，因为PageDirectory无法管理