MySQL - 剖析MySQL索引底层数据结构

什么是索引?

通俗的说就是为了提高效率专门设计的一种 排好序的数据结构。

怎么理解呢?

举个例子哈

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如上数据 ,假设有个SQL

select *  from t where  col2 = 22 ;

如果没有索引的话,是不是得逐行进行全表扫描,走磁盘IO…

如果加上一个合适的索引呢?

比如用一个二叉树

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二叉树我们知道,右边的比左边大

那执行刚才的SQL的话,第一条记录是34 ,那我们查找的是22, 是不是就只要到它的左边查找即可,因为右边的数据都比34大,肯定没有22 ,找到22 以后, 搞定 ,I/O次数是不是比刚才的全表扫描的次数少很多,那效率自然就高了。

索引的数据结构选型

二叉树 ?

可以用二叉树吗? 我们知道MySQL一般都有自增主键 ,id之类的字段

我们来演示下使用二叉树来存储这种自增的数据的话,会怎样?

https://www.cs.usfca.edu/~galles/visualization/BST.html

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那查询

select * from t where id = 7
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自增主键的时候 这个二叉树已经退化成链表了。。。。。

想想,一个几百万数据量的表 ,查找某个大一点的id , 逐个查找比对 (这些数据也是存储在磁盘上的,还得从磁盘上捞啊) 这I/O 这效率可想而知吧…

二叉树 pass ,不考虑了

既然退化成链表了,那试试带有平衡功能的树 二叉平衡树 (红黑树)?

自增主键, 退化为为链表

红黑树 ?

二叉树既然在某些情况下会退化成链表, 那如果这棵树能自动平衡呢?

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这样子是不可能变成链表了,

同样 查询

select * from t where id = 7
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三次磁盘I/O即可找到, 比刚才二叉树的七次是少了些哈 ,自然查找效率也比二叉树高了

可如果数据量几百万 上千万呢?

这棵树 得多高哇。。。

数据量大, 树高问题

那既然树高不好, 是不是如果可以控制树的高度(比如 3 到4层的高度,这样查询起来还能接受),让每一层能存储更多的数据,然后再分裂,这样的话数据量相乘起来,也是不少了对吧,这样就能存储更多的数据,这样会不会好一点? ----> B-Tree

B-Tree ?

  • 叶节点具有相同的深度, 叶节点之间指针为空
  • 所有索引元素不重复
  • 节点中的数据索引从左到右递增排列
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叶子节点之间的没有指针,区别于B+树。

data存储的是数据对应的磁盘地址, k-v结构。

我们来看下B-Tree的插入 (Max.Degree 设置为3 即 元素到了3个就分裂 )

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查找一下

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3次

MySQL也没有使用B-Tree , 因为

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除了存储索引以外,还存储了data(数据对应的磁盘地址) , 为了更多的存储数据,MySQL对B-Tree进行了很多改造

由此演进出了 B+Tree ,将data部分仅保留在叶子节点上,这样的话同等的页可以存储更多而索引数据。

B+Tree

  • 非叶子节点不存储data,只存储索引(冗余),可以放更多的索引
  • 叶子节点包含所有索引字段
  • 叶子节点用指针连接,提高区间访问的性能
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数据仅存储在叶子节点, data可能是磁盘地址也可能是其他的列数据,这个和存储引擎有关系。

叶子节点之间有指针相连。

我们来算下 3层高的B+Tree能存储多少数据结构

假设是BigInt类型的数据

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BigInt 占 8个字节 ,同时还是用6个字节存储了它指向的数据的物理地址

MySQL在使用innodb引擎的时候页大小默认是16K ,查询如下

mysql> SHOW GLOBAL STATUS like 'Innodb_page_size';
+------------------+-------+
| Variable_name    | Value |
+------------------+-------+
| Innodb_page_size | 16384 |
+------------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql>
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假设 树高为3 , 这样的话,第一层即可以存储 16KB * 1024 / (8B + 6B) = 1170

同样的第二层也是1170 (第二层不是叶子结点,不存储数据)

第三层,存储数据,一般情况下一行数据的大小肯定不会超过1KB,那我们就按照1KB算吧

3层高的B+Tree , 存储BitInt可以存储 1170 * 1170 * 16 = 2千1 百万。。。。这效率还是可以的哈

想一想 如果是4层高的数 1170 * 1170 * 1170 * 16 = 250多亿数据。.。。。

当然了 都是估算, 如果换成其他类型的数据,每个表的行数据的大小都是相关的,这也就是我们通常说的 MySQL的表到千万级别就要分库分表的理论依据了。

我们看下B+Tree的插入和查找

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Hash表

对索引的key进行一次hash计算就可以定位出数据存储的位置

很多时候Hash索引要比B+ 树索引更高效

仅能满足 “=”,“IN”,不支持范围查询

hash冲突问题

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对索引字段进行hash以后, 还存储了数据对引得磁盘地址。

一般请款下,hash 比 b+tree的效率要高 ,但工作中绝大部分还是使用的B+Tree , 因为hash对范围查找不是很友好,还要全表扫描。

为啥B+Tree 支持范围查找?

我们知道B+Tree的叶子节点 有指针相连,从根节点找到对应的叶子节点后, 加上节点本身就是排好序的,所以范围查找就恨轻松了。

B-Tree 没有指针相连,所以要想范围查找,还得从根节点重新找,效率肯定比B+树低 。

原链接:https://artisan.blog.csdn.net/article/details/107431237

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