一、磁盘文件层（持久化存储）
每个数据库对应一个操作系统目录，该目录下包含三类核心文件：
| 文件类型 | 命名规则 | 内容说明 | 管理模块 |
|---|---|---|---|
| 元数据文件 | <database>.meta | 数据库内所有表的结构（表名、列定义、索引信息） | system/DbMeta |
| 日志文件 | <database>.log | WAL日志记录，用于故障恢复 | recovery/LogManager |
| 表数据文件 | <表名>（无扩展名） | 每个表一个文件，存储该表的实际记录行 | record/RmFileHandle |
| 索引文件 | 由索引模块自行管理 | B+树索引存储，文件名与表、索引相关 | index/IxIndexHandle |
表的数据和表的元数据是物理分离的。
二、表数据文件的内部组织（文件 → 页 → 记录）
1. 文件头（第0页）：RmFileHdr
每个表文件的第一个数据页（page_no = 0） 固定存储文件头，结构如下：
struct RmFileHdr { int record_size; // 表中每条记录的长度（定长） int num_pages; // 文件已分配的页总数（初始为1） int num_records_per_page; // 每个页最多能存多少条记录 int first_free_page_no; // 当前第一个有空闲slot的页号（-1表示没有） int bitmap_size; // 每个页中bitmap所占的字节数};record_size在表创建时根据所有ColMeta.len之和确定。bitmap_size可根据num_records_per_page计算（每个记录需要1位）。
2. 数据页（page_no ≥ 1）：Page + RmPageHandle
每个数据页在磁盘上是固定的 PAGE_SIZE（4KB）。在内存中对应一个 Page 对象，该对象的 data_ 数组存储以下布局：
| 区域 | 长度 | 说明 |
|---|---|---|
page_lsn_ | 约4-8字节 | 本页最后修改对应的日志序列号（恢复用） |
page_hdr | sizeof(RmPageHdr) | 当前页的元信息：num_records（已用记录数）、next_free_page_no（下一个空闲页） |
bitmap | file_hdr.bitmap_size | 位图，标记每个slot是否已被占用 |
slots | 动态 | 连续存放实际的记录数据，每个记录长度为 record_size |
在内存中操作该页时，使用 RmPageHandle 结构体来方便地定位各个部分：
struct RmPageHandle { const RmFileHdr *file_hdr; // 指向表文件头（元信息） Page *page; // 指向内存中的Page对象 RmPageHdr *page_hdr; // 指向page->data中的RmPageHdr char *bitmap; // 指向page->data中的bitmap起始地址 char *slots; // 指向page->data中的slots起始地址};3. 记录标识符：Rid
每条记录在表文件中被唯一标识为：
struct Rid { int page_no; // 页号（从1开始，0为文件头） int slot_no; // 该页内的slot下标（从0开始）};通过 Rid 可以快速定位：表文件 → 读取第 page_no 页 → 在该页的 slots 区域偏移 slot_no * record_size 处读取/写入记录数据。
4. 内存中的记录：RmRecord
当一条记录被读到内存后，用 RmRecord 表示：
struct RmRecord { char *data; // 指向连续的记录数据缓冲区（长度为 record_size） int size; // = record_size};这个 data 中按照 ColMeta.offset 存放着每一列的值。
三、元数据的存储与加载（数据库层面）
1. 数据库元数据：DbMeta 类
数据库打开时，<database>.meta 文件被加载到内存中的 DbMeta 对象：
class DbMeta { std::string name_; // 数据库名称 std::map<std::string, TabMeta> tabs_; // 表名 → 表的元数据};2. 表的元数据：TabMeta 结构
struct TabMeta { std::string name; // 表名 std::vector<ColMeta> cols; // 所有列的定义 std::vector<IndexMeta> indexes; // 所有索引的定义};3. 列的元数据：ColMeta 结构
struct ColMeta { std::string tab_name; // 表名 std::string name; // 列名 ColType type; // INT / FLOAT / STRING int len; // 字段长度（字节） int offset; // 该列在记录中的起始偏移量（字节）};-
offset在表创建时由系统按顺序累加len计算。 -
这个偏移量是查询执行时从
RmRecord.data中提取列的核心依据。
CREATE TABLE student ( id INT, name VARCHAR(20), age INT);DbMeta 中增加一个 TabMeta，名称为 “student”。
TabMeta.cols 包含三个 ColMeta：
{tab_name:"student", name:"id", type:TYPE_INT, len:4, offset:0}
{tab_name:"student", name:"name", type:TYPE_STRING, len:20, offset:4}
{tab_name:"student", name:"age", type:TYPE_INT, len:4, offset:24}
record_size = 4+20+4 = 28 字节（定长）。磁盘上生成文件 student。文件头 RmFileHdr 写入：record_size=28，num_records_per_page = 每页能存多少条（根据页面大小和bitmap开销计算），bitmap_size 等。
分配第 0 页存储 RmFileHdr，第 1 页及以后用来存记录。
INSERT INTO student VALUES (1, 'Alice', 20);从 RmFileHandle 中找到第一个有空闲 slot 的数据页（例如第 1 页）。
在该页的 bitmap 中标记某个 slot（比如 slot 0）为已用。
将 28 字节的数据（1 转成 4 字节，‘Alice’ 占 20 字节，20 转成 4 字节）写入 slots[0] 位置。
返回 Rid(page_no=1, slot_no=0)
SELECT id, age FROM student WHERE name='Alice';全表扫描算子通过 RmFileHandle 遍历所有数据页和每个页内的 slots，获取 RmRecord（即整行数据 data 指针）。
对于每一行，根据 TabMeta.cols 中的 offset 提取列：
id 的值：从 data + offset_of_id(0) 读取 4 字节 → 1
age 的值：从 data + offset_of_age(24) 读取 4 字节 → 20
再通过 name 列的条件（data+4 处比较字符串）筛选出 ‘Alice’ 的行。
四、内存缓冲层（Buffer Pool）
1. 缓冲池管理器：BufferPoolManager
缓冲池是内存中的一个固定大小的帧数组，每个帧可以存放一个磁盘页面（Page 对象）。
class BufferPoolManager { size_t pool_size_; // 帧的数量 Page *pages_; // 连续存放的 Page 对象数组 std::unordered_map<PageId, frame_id_t> page_table_; // 页号 → 帧号映射 std::list<frame_id_t> free_list_; // 空闲帧列表 LRUReplacer *replacer_; // 页面替换策略 std::mutex latch_; // 并发控制};- 当需要访问某个
(fd, page_no)时，先在page_table_中查找是否已在缓冲池中； - 若不在，则从
free_list_或通过replacer_驱逐一个帧，调用DiskManager读取磁盘页到该帧； - 返回
Page*指针，上层通过RmPageHandle操作该页。
2. 页面替换策略：LRUReplacer
class LRUReplacer { std::list<frame_id_t> LRUList_; // 按最近使用时间排序的帧列表 std::unordered_map<frame_id_t, iterator> LRUhash_; // 帧号 → 列表中的迭代器 size_t max_size_;};- 当帧被固定（pin）时，从替换器中移除；
- 当帧被解固定（unpin）时，加入替换器；
- 需要驱逐时，返回
LRUList_尾部的帧（最近最少使用）。
3. 页面的并发控制：ReaderWriterLatch
每个 Page 对象内部有一个读写锁：
ReaderWriterLatch rw_latch_;- 读操作前加读锁（共享）；
- 写操作前加写锁（排他）；
- 保证同一时刻只有一个线程能修改页面，但允许多个线程同时读取。
五、索引存储层次（简要）
索引文件（B+树）也采用类似的分页存储：
- 文件头：
IxFileHdr存储根页号、树阶数、字段信息等。 - 内部节点/叶子节点页：每个节点存储在一个
Page中，通过IxPageHdr记录父节点、是否为叶子、前后兄弟等。 - 键值对：
<key, Rid>，其中Rid指向表文件中的记录位置。 - 上层接口：
IxIndexHandle提供插入、删除、查找；IxScan提供叶子链遍历。
六、完整的存储层次图（从上到下）
[SQL 语句] ↓[查询执行器] 使用火山模型 (Next) 访问算子 ↓[算子] 通过 RmFileHandle 进行表扫描，或者通过 IxIndexHandle 走索引 ↓[RmFileHandle] 提供 record-level 接口：insert_record(record, rid)、get_record(rid) 等 ↓[BufferPoolManager] 提供 page-level 接口：FetchPage(page_id)、UnpinPage(page_id)、FlushPage() ↓[Page] 内存中的 4KB 数据块，包含 `data_` 数组和 lsn、pin_count、is_dirty、读写锁 ↓[DiskManager] 提供 file-level 接口：ReadPage(fd, page_no, data)、WritePage(fd, page_no, data) ↓[操作系统文件] 数据库目录下的 .meta、.log、表文件、索引文件七、数据与元数据的对应关系
| 存储对象 | 存放位置 | 关键数据结构 | 映射/定位方式 |
|---|---|---|---|
| 表的记录数据 | 表文件（如 student）的 ≥1 页的 slots 区 | Page、RmPageHandle、RmRecord | 通过 Rid(page_no, slot_no) 定位 |
| 表的元数据（名称、列） | <database>.meta 文件（加载到 DbMeta） | DbMeta → TabMeta → ColMeta | 表名映射到 TabMeta |
| 列的具体值 | 在 RmRecord.data 缓冲区中 | ColMeta.offset | data + offset 读取/写入 |
| 列与记录的对应关系 | 纯计算逻辑，不存储 | record_size = 各 ColMeta.len 之和 | 创建表时固化，永不改变 |
| 索引键值对 | 索引文件（B+树） | IxFileHdr、IxPageHdr | 叶子节点中存储 <key, Rid> |
RMDB 的存储层次是：数据库目录 → 表文件/元数据文件/日志文件 → 表文件内的数据页 → 页内的 bitmaps + slots → 槽内的定长记录 → 记录通过 ColMeta.offset 解析出列值；同时 BufferPoolManager 与 LRUReplacer 负责在内存中缓存数据页，所有元数据由 DbMeta/TabMeta/ColMeta 单独管理。