为什么MySQL使用B+树索引，而不使用其他作为索引呢？
索引介绍
索引是一种用于快速查询和检索数据的数据结构，其本质可以看成一种排序号的数据结构。
索引的作用相当于书的目录。打个比方：在查字典的时候，如果没有目录，那我们就只能一页一页地去查，速度很慢。如果有目录，我们只需要先去目录里查找字的位置，然后直接翻到那一页就行了。
索引底层数据结构存在很多种类型，常见的索引结构有：B树、B+树、Hash、红黑树。在 MySQL 中，无论是 Innodb 还是 MyIsam ，都使用了 B+树 作为索引结构。
索引的优缺点
优点：
- 使用 索引 可以大大加快数据的检索速度（大大减少检索的数据量）
- 通过创建唯一性索引，可以保证数据库表中每一行数据的唯一性
缺点：
- 创建索引和维护索引需要耗费很多时间。当对表中的数据进行增删改查的时候，如果数据有索引，那么索引也需要动态的修改，会降低 SQL 执行效率。
- 索引需要使用物理文件存储，也会耗费一定空间
索引底层数据结构
Hash 表
哈希表是键值对的集合，通过 键 即可快速取出对应的 值，因此哈希表可以快速地检索数据（接近O(1)）。
# 构造散列函数
def hash(a):
return (a % 8) ^ 7类似的hash算法如上，通过异或或者移位的方式使得计算结果的规律性不那么明显，增加 hash 算法的可靠性
但是，哈希算法有一个 hash冲突 的问题，也就是说多个不同的 key(a) 最后得到的 index 可能相同。通常情况下，解决办法是 链地址法 ，即将哈希冲突的数据存放在链表中。
HashMap 就是一种常见的 采用 hash 表存储数据的结构（下图为jdk1.8之前的版本，jdk1.8之后的版本在此基础上加入了 红黑树 来解决链表过长带来的查询缓慢问题）
既然 哈希表 这么快，为什么 MySQL 没有使用其作为索引的数据结构呢？
主要是因为 Hash 索引是无序的，不支持顺序和范围查询。假如我们需要对表中的数据进行排序或者范围查询的时候，Hash 索引就不可行了。并且每次 IO 只能取一个。
SELECT * FROM tb1 WHERE id < 500;
在这种范围查询中，直接遍历比500小的叶子节点就够了。而使用 Hash 索引是根据 hash 算法来定位的，不能确保 存储的顺序。
二叉查找树（BST）
二叉查找树 是一种基于二叉树的数据结构，有以下特点：
- 左子树的所有节点的值均小于根节点的值
- 右子树的所有节点的值均大于根节点的值
- 左右子树页分别为二叉查找树
当二叉查找树是平衡的时候，也就是树的每个节点的左右子树深度相差不超过 1 的时候，查询的时间复杂度为 O(log2(N))，具有比较高的效率。然而 ，当二叉查找树不平衡时，例如在最坏情况下（有序插入节点），树会退化成线性链表（也称为斜树），导致查询效率急剧下降，时间复杂度退化为 O(N)
二叉查找树的性能非常依赖于它的平衡度，这就导致其不适合作为 MySQL 底层索引的数据结构。
AVL树 （平衡二叉树）
AVL树的特点是保证任何节点的左右子树高度之差不超过 1 ，因此也被称为高度平衡二叉树，它的查找、插入和删除在平均和最坏情况下的时间复杂度都是 O(logn)。
AVL树采用了旋转操作来保持平衡。主要有四种旋转操作：LL旋转、RR旋转、LR旋转和RL旋转。其中LL旋转和RR旋转分别用于处理左左和右右失衡，而LR旋转 和 RL旋转 用于处理左右和右左失衡。
由于 AVL 树需要频繁地进行旋转操作来保持平衡，因此会有较大的计算开销进而降低了查询的性能。并且，在使用 AVL 树时，每个树节点仅存储一个数据，而每次进行磁盘 IO 时只能读取一个节点的数据，如果需要查询的数据分布在多个节点上，那么就需要进行多次磁盘 IO。磁盘IO是一项耗时的操作，在设计数据库索引时，我们需要优先考虑如何最大限度地减少磁盘 IO 操作的次数。
除此之外，随着数据的增多，树的高度也会变高，这就意味着磁盘 IO 操作次数增多，会影响整体数据查询的效率。
比如，上图的平衡二叉树的高度为 5 ，那么在访问最底部的节点时，就需要 5 次 磁盘 IO 操作。根本原因是因为它们都是二叉树，也就是每个节点只能保存两个子节点
B 树
AVL 树虽然能保持查询操作的时间复杂度在 O(logn)，但是因为它本质上是一个二叉树，每个节点只能存储 2 个子节点，那么当节点个数越多的时候，树的高度也会相应变高，这样就会增加磁盘的 IO次数，从而影响数据查询的效率。
为了解决降低树的高度的问题，就引出了 B 树，它不再限制一个节点只能有 2 个 子节点，而是允许 M 个子节点，从而降低 树的高度。
假设 M = 3 ,那么就是一颗 3 阶的 B 树，特点就是每个节点最多有 2 个 （M-1个）数据和最多有 3 个（M 个）子节点，超过这些要求的话就会分裂节点：
假设我们在下面这幅 B 树中查找的索引值是 9 的记录
那么步骤可以分为以下几步：
- 与根节点的索引（4,8）进行比较，9 > 8 所以查询最右边的子节点
- 然后该子节点的索引为 （10,12），9 < 10 所以查询该节点的最左边的子节点
- 找到索引值为 9 的节点。
可以看到 ，一颗 3 阶的 B 树在查询叶子节点中的数据时，由于树的高度是 3 ，所以在查询过程中会发生 3 次磁盘 IO 操作。
而同样的数据放在平衡二叉树下，树的高度就会很高，意味着磁盘 IO 操作会更多。所以 B 树在数据查询中比平衡二叉树的效率高。
但是 B 树的每一个节点都包含数据(索引 + 记录) ，而用户的记录数据的大小很有可能远远超做过了索引数据，这就需要花费更多的 磁盘 IO 操作次数来读到 有用的索引数据。
而且在我们查询位于叶子节点上的数据的时候，其父节点以及之前的节点的数据也会加载到磁盘内存，但是这些数据时没有用的，我们只想获取最终节点上的数据，而不是查询过程中遍历过的节点的数据。所以使用 B 树作为索引的话会占用大量内存资源（这些资源本不应该被占用）
另外，如果使用 B 树来做范围查询的话，需要使用中序遍历，这会涉及到多个节点的磁盘 IO 问题一，从而导致整体速度下降。
B+树
B+树就是对 B 树做了一个升级，MySQL 中索引的数据结构就是采用的 B+树：
B+树和 B 树差异的点，主要是以下几个点：
- 叶子节点才会存放实际数据，非叶子节点只能存放索引
- 所有索引都会在叶子节点出现，叶子节点之间构成一个有序链表（在mysql中是双向链表）
- 非叶子节点的索引会同时存在于子节点中，并且是在子节点中最大或者最小
- 非叶子节点中有多少个子节点，就有多少个索引
查询效率：
B+树的非叶子节点不存放实际的记录数据，仅存放索引，因此数据量相同的情况下，相比存储索引又存储记录的 B 树， B+树的非叶子节点可以存放更多的索引，因此 B+ 树可以比 B 树更 [矮胖] ，查询底层节点的磁盘 IO 次数会更少。
插入和删除效率：
B+ 树有大量的冗余节点，这导致删除一个节点的时候，可以直接从叶子节点中删除，甚至不需要动非叶子节点。
B+ 树的插入操作也是一样，由于有冗余节点，插入可能存在节点的分裂（节点饱和的话）但是最多只涉及树的一条路径。而且 B+树会自动平衡，不需要做更多复杂的操作
范围查询：
由于 B+树所有的叶子节点搜集通过链表进行连接，这种设计可以帮助我们更直接地获取范围内的数据，直接遍历链表即可，而不需要像B树那样，去遍历树。
在 Mysql 中 innoDB 存储引擎采用的就是 B+树作为索引的数据结构，但是在其基础上加了些改进：
- InnoDB存储引擎中 叶子节点是通过双向链表进行连接的，这使得范围查询更加方便，既能向右遍历也能向左遍历
- B+ 树的节点内容是数据页，数据页中存放了用户的记录以及各种信息，每个数据页的大小默认是 16KB
总结
二分查找树虽然是一个天然的二分结构，能很好的利用二分查找快速定位数据，但是它存在一种极端的情况，每当插入的元素都是树内最大的元素，就会导致二分查找树退化成一个链表，此时查询复杂度就会从 O(logn)降低为 O(n)。
了解决二分查找树退化成链表的问题，就出现了自平衡二叉树，保证了查询操作的时间复杂度就会一直维持在 O(logn) 。但是它本质上还是一个二叉树，每个节点只能有 2 个子节点，随着元素的增多，树的高度会越来越高。
而树的高度决定于磁盘 I/O 操作的次数，因为树是存储在磁盘中的，访问每个节点，都对应一次磁盘 I/O 操作，也就是说树的高度就等于每次查询数据时磁盘 IO 操作的次数，所以树的高度越高，就会影响查询性能。
B 树和 B+ 都是通过多叉树的方式，会将树的高度变矮，所以这两个数据结构非常适合检索存于磁盘中的数据。
但是 MySQL 默认的存储引擎 InnoDB 采用的是 B+ 作为索引的数据结构，原因有：
- B+ 树的非叶子节点不存放实际的记录数据，仅存放索引，因此数据量相同的情况下，相比存储即存索引又存记录的 B 树，B+树的非叶子节点可以存放更多的索引，因此 B+ 树可以比 B 树更「矮胖」，查询底层节点的磁盘 I/O次数会更少。
- B+ 树有大量的冗余节点（所有非叶子节点都是冗余索引），这些冗余索引让 B+ 树在插入、删除的效率都更高，比如删除根节点的时候，不会像 B 树那样会发生复杂的树的变化；
- B+ 树叶子节点之间用链表连接了起来，有利于范围查询，而 B 树要实现范围查询，因此只能通过树的遍历来完成范围查询，这会涉及多个节点的磁盘 I/O 操作，范围查询效率不如 B+ 树。