前 言
本文核心介绍，为何业界会有这样的说法？—— “MySQL单表存储数据量最好别超过千万级别”!当然这里是有前提条件的，也是我们最常使用到的：
.InnoDB存储引擎；
.使用的是默认索引数据结构——B+树;
.正常普通表数据（列数量控制在几个到一二十个，普通字段类型及长度）。
接下来咱们就探究一下原因，逐步揭开答案。

二MySQL是如何存储数据的？
核心结构：B+树 + 16KB数据页
这里如下，建一张普通表user：

CREATE TABLE `user` (
  `id` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT '主键',
  `name` varchar(100) NOT NULL DEFAULT '' COMMENT '名字',
  `age` int(11) NOT NULL DEFAULT '0' COMMENT '年龄',
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `idx_age` (`age`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8;

数据页（Page）
介绍
InnoDB存储的最小单位，固定为16KB 。每页存储表数据（行记录）、索引、元信息等。数据加载到内存时以页为单位，减少磁盘I/O次数。

页的结构
假设我们有这么一张user数据表。其中id是唯一主键。这看起来的一行行数据，为了方便，我们后面就叫它们record吧。这张表看起来就跟个excel表格一样。excel的数据在硬盘上是一个xx.excel的文件。而上面user表数据，在硬盘上其实也是类似，放在了user.ibd文件下。含义是user表的innodb data文件，又叫表空间。虽然在数据表里，它们看起来是挨在一起的。但实际上在user.ibd里他们被分成很多小份的数据页，每份大小16k。类似于下面这样。

ibd文件内部有大量的页，我们把视角聚焦一下，放到页上面。整个页16k，不大，但record这么多，一页肯定放不下，所以会分开放到很多页里。并且这16k，也不可能全用来放record对吧。因为record们被分成好多份，放到好多页里了，为了唯一标识具体是哪一页，那就需要引入页号（其实是一个表空间的地址偏移量）。

同时为了把这些数据页给关联起来，于是引入了前后指针，用于指向前后的页。这些都被加到了页头里。页是需要读写的，16k说小也不小，写一半电源线被拔了也是有可能发生的，所以为了保证数据页的正确性，还引入了校验码。这个被加到了页尾。那剩下的空间，才是用来放我们的record的。而record如果行数特别多的话，进入到页内时挨个遍历，效率也不太行，所以为这些数据生成了一个页目录，具体实现细节不重要。只需要知道，它可以通过二分查找的方式将查找效率从O(n) 变成O(lgn)。

从页到索引—B+树索引
如果想查一条record，我们可以把表空间里每一页都捞出来（全表扫描），再把里面的record捞出来挨个判断是不是我们要找的。行数量小的时候，这么操作也没啥问题。行数量大了，性能就慢了，于是为了加速搜索，我们可以在每个数据页里选出主键id最小的record，而且只需要它们的主键id和所在页的页号。组成新的record，放入到一个新生成的一个数据页中，这个新数据页跟之前的页结构没啥区别，而且大小还是16k。但为了跟之前的数据页进行区分。数据页里加入了页层级（page level）的信息，从0开始往上算。于是页与页之间就有了上下层级的概念，就像下面这样。

突然页跟页之间看起来就像是一棵倒过来的树了。也就是我们常说的B+树索引。最下面那一层，page level 为0，也就是所谓的叶子结点，其余都叫非叶子结点。上面展示的是两层的树，如果数据变多了，我们还可以再通过类似的方法，再往上构建一层。就成了三层的树。
聚簇索引：数据按主键组织成一棵B+树。叶子节点存储完整行数据 ，非叶子节点存储主键值+指向子页的指针（类似目录）。
二级索引：叶子节点存储主键值，查询时需回表（根据主键回聚簇索引查数据）。
行格式：如COMPACT格式，行数据包含事务ID、回滚指针、列值等信息。行大小影响单页存储的行数。

存入数据如下
比如表数据已存在id为1-10的数据存储，简单比方如下：

然后需要插入id=11的数据：
.加载1号数据页入内存，分析判定；
.id=11的数据大于id=10，那么锁定页号5，判定5号页是否还可以存下数据11；
.可以存下，将id=11的数据写入到5号页中。

关键原理总结
所有数据通过B+树有序组织，数据存储在数据页上，页与页之间以双向链表连接，非叶子节点提供快速定位路径，叶子节点存储实际的数据。 

三.MySQL是如何查询到数据的？
上面我们已经介绍了MySQL中使用页存储数据，以及B+树索引数据的结构，那现在我们就可以通过这样一棵B+树加速查询。
举个例子：

select * from table where id = 5

比方说我们想要查找行数据5。会先从顶层页的record们入手。record里包含了主键id和页号（页地址）。如下图所示，左边2号页最小id是1，向右3号页最小id是4，然后4号页最小是7，最后5号页最小是10。

那id=5的数据如果存在，5大于4小于7，那必定在3号页里面。于是顺着的record的页地址就到了3号数据页里，于是加载3号数据页到内存。在数据页里找到id=5的数据行，完成查询。另外需要注意的是，上面的页的页号并不是连续的，它们在磁盘里也不一定是挨在一起的。这个过程中查询了2个页（1号跟3号），如果这三个页都在磁盘中（没有被提前加载到内存中），那么最多需要经历两次磁盘IO查询，它们才能被加载到内存中。（如果考虑1号如果是root常驻内存，那么需要磁盘IO一次即可定位到）。

查询步骤总结
以聚簇索引搜索为例（假设id是主键）：
1.从根页开始搜索 ：
加载根页（常驻内存）到Buffer Pool，根据指针找到下一层节点。
2.逐层定位叶子节点 ：
在非叶子节点页（存储主键+指针）中二分查找 ，定位id=5所在范围的子页（如页A）。重复此过程，直到叶子节点页。
3.叶子节点二分查找 ：
在叶子页内通过主键二分查找定位到行记录，返回完整数据。
4.I/O次数分析 ：
树高为3时：根页 + 中间页 + 叶子页 = 3次磁盘I/O （若页不在内存中）。
B+树矮胖特性 ：3层即可支撑千万级数据（接下来分析），是高效查询的基础。

四.2000万这个上限值如何算出来的？
在我们清楚了MySQL是如何存储及查询数据后，那么2000万这个数值又是如何得来的呢？超过2000万比如存储一亿数据会如何？
B+树承载的记录数量
从上面的结构里可以看出B+树的最末级叶子结点里放了record数据。而非叶子结点里则放了用来加速查询的索引数据。也就是说同样一个16k的页，非叶子节点里每一条数据都指向一个新的页，而新的页有两种可能。如果是末级叶子节点的话，那么里面放的就是一行行record数据。如果是非叶子节点，那么就会循环继续指向新的数据页。

假设
非叶子节点内指向其他内存页的指针数量为x（非叶子节点指针扇出值）
叶子节点内能容纳的record数量为y（叶子节点单页行数）
B+树的层数为z（树高）

那这棵B+树放的行数据总量等于 (x ^ (z-1)) * y。
核心公式：单表最大行数 = 非叶节点扇出指针数 ^ (树高-1) × 单页行数

非叶子节点指针扇出值—x 怎么算？
我们回去看数据页的结构。

非叶子节点里主要放索引查询相关的数据，放的是主键和指向页号。

主键假设是bigint（8Byte），而页号在源码里叫FIL_PAGE_OFFSET（4Byte），那么非叶子节点里的一条数据是12Byte左右。
整个数据页16k， 页头页尾那部分数据全加起来大概128Byte，加上页目录毛估占1k吧。那剩下的15k除以12Byte，等于1280，也就是可以指向x=1280页。

我们常说的二叉树指的是一个结点可以发散出两个新的结点。m叉树一个节点能指向m个新的结点。这个指向新节点的操作就叫扇出（fanout）。而上面的B+树，它能指向1280个新的节点，恐怖如斯，可以说扇出非常高了。

单页行数—y的计算
叶子节点和非叶子节点的数据结构是一样的，所以也假设剩下15kb可以发挥。
叶子节点里放的是真正的行数据。假设一条行数据1kb，所以一页里能放y=15行。

行总数计算
回到 (x ^ (z-1)) * y 这个公式。
已知x=1280，y=15。
假设B+树是两层，那z=2。则是(1280 ^ (2-1)) * 15 ≈ 2w
假设B+树是三层，那z=3。则是(1280 ^ (3-1)) * 15 ≈ 2.5kw
这个2.5kw，就是我们常说的单表建议最大行数2kw的由来。毕竟再加一层，数据就大得有点离谱了。三层数据页对应最多三次磁盘IO，也比较合理。

临界点 ：当行数突破约2000万时，树高可能从3层变为4层：
树高=4时：最大行数 ≈ 1280^3 × 15 结果已超过百亿（远大于2000万）
性能断崖 ：树高从3→4，查询I/O次数从3次增至4次 （多一次磁盘寻址），尤其在回表查询、高并发、深分页时性能骤降。

行数超一亿就慢了吗？
上面假设单行数据用了1kb，所以一个数据页能放个15行数据
如果我单行数据用不了这么多，比如只用了250byte。那么单个数据页能放60行数据。
那同样是三层B+树，单表支持的行数就是 (1280 ^ (3-1)) * 60 ≈ 1个亿。
你看我一个亿的数据，其实也就三层B+树，在这个B+树里要查到某行数据，最多也是三次磁盘IO。所以并不慢。

B树承载的记录数量
我们都知道，现在MySQL的索引都是B+树，而有一种树，跟B+树很像，叫B树，也叫B-树。
它跟B+树最大的区别在于，B+树只在末级叶子结点处放数据表行数据，而B树则会在叶子和非叶子结点上都放。
于是，B树的结构就类似这样：

B树将行数据都存在非叶子节点上，假设每个数据页还是16kb，掐头去尾每页剩15kb，并且一条数据表行数据还是占1kb，就算不考虑各种页指针的情况下，也只能放个15条数据。数据页扇出明显变少了。
计算可承载的总行数的公式也变成了一个等比数列。
15 + 15^2 +15^3 + ... + 15^z
其中z还是层数的意思。
为了能放2kw左右的数据，需要z>=6。也就是树需要有6层，查一次要访问6个页。假设这6个页并不连续，为了查询其中一条数据，最坏情况需要进行6次磁盘IO。
而B+树同样情况下放2kw数据左右，查一次最多是3次磁盘IO。
磁盘IO越多则越慢，这两者在性能上差距略大。
为此，B+树比B树更适合成为MySQL的索引。

五 总结：生死博弈的核心
B+树叶子和非叶子结点的数据页都是16k，且数据结构一致，区别在于叶子节点放的是真实的行数据，而非叶子结点放的是主键和下一个页的地址。B+树一般有两到三层，由于其高扇出，三层就能支持2kw以上的数据，且一次查询最多1~3次磁盘IO，性能也还行。存储同样量级的数据，B树比B+树层级更高，因此磁盘IO也更多，所以B+树更适合成为MySQL索引。

索引结构不会影响单表最大行数，2kw也只是推荐值，超过了这个值可能会导致B+树层级更高，影响查询性能。单表最大值还受主键大小和磁盘大小限制。
16KB页与B+树的平衡 ：页大小限制了单页行数和指针数，B+树通过多阶平衡确保低树高。
2000万不是绝对 ：若行小于1KB（如只存ID），上限可到5000万+；若行较大（如含大字段），可能500万就性能下降。

优化建议：
控制单行大小（避免TEXT/BLOB直接入表）。
分库分表：单表接近千万级时提前规划。
冷热分离：历史数据归档。
本质：通过页大小和B+树结构，MySQL在磁盘I/O和内存效率之间取得平衡。超出平衡点时，性能从“平缓下降”变为“断崖下跌”。