一般來說，索引本身也很大，不可能全部存儲(chǔ)在內(nèi)存中，因此索引往往以索引文件的形式存儲(chǔ)的磁盤上。這樣的話，索引查找過程中就要產(chǎn)生磁盤I/O消耗，相對(duì)于內(nèi)存存取，I/O存取的消耗要高幾個(gè)數(shù)量級(jí)，所以評(píng)價(jià)一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)作為索引的優(yōu)劣最重要的指標(biāo)就是在查找過程中磁盤I/O操作次數(shù)的漸進(jìn)復(fù)雜度。換句話說，索引的結(jié)構(gòu)組織要盡量減少查找過程中磁盤I/O的存取次數(shù)。下面先介紹內(nèi)存和磁盤存取原理，然后再結(jié)合這些原理分析B-/+Tree作為索引的效率。

主存存取原理

目前計(jì)算機(jī)使用的主存基本都是隨機(jī)讀寫存儲(chǔ)器(RAM)，現(xiàn)代RAM的結(jié)構(gòu)和存取原理比較復(fù)雜，這里本文拋卻具體差別，抽象出一個(gè)十分簡(jiǎn)單的存取模型來說明RAM的工作原理。

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圖5

從抽象角度看，主存是一系列的存儲(chǔ)單元組成的矩陣，每個(gè)存儲(chǔ)單元存儲(chǔ)固定大小的數(shù)據(jù)。每個(gè)存儲(chǔ)單元有唯一的地址，現(xiàn)代主存的編址規(guī)則比較復(fù)雜，這里將其簡(jiǎn)化成一個(gè)二維地址：通過一個(gè)行地址和一個(gè)列地址可以唯一定位到一個(gè)存儲(chǔ)單元。圖5展示了一個(gè)4 x 4的主存模型。

主存的存取過程如下：

當(dāng)系統(tǒng)需要讀取主存時(shí)，則將地址信號(hào)放到地址總線上傳給主存，主存讀到地址信號(hào)后，解析信號(hào)并定位到指定存儲(chǔ)單元，然后將此存儲(chǔ)單元數(shù)據(jù)放到數(shù)據(jù)總線上，供其它部件讀取。

寫主存的過程類似，系統(tǒng)將要寫入單元地址和數(shù)據(jù)分別放在地址總線和數(shù)據(jù)總線上，主存讀取兩個(gè)總線的內(nèi)容，做相應(yīng)的寫操作。

這里可以看出，主存存取的時(shí)間僅與存取次數(shù)呈線性關(guān)系，因?yàn)椴淮嬖跈C(jī)械操作，兩次存取的數(shù)據(jù)的“距離”不會(huì)對(duì)時(shí)間有任何影響，例如，先取A0再取A1和先取A0再取D3的時(shí)間消耗是一樣的。

磁盤存取原理

上文說過，索引一般以文件形式存儲(chǔ)在磁盤上，索引檢索需要磁盤I/O操作。與主存不同，磁盤I/O存在機(jī)械運(yùn)動(dòng)耗費(fèi)，因此磁盤I/O的時(shí)間消耗是巨大的。

圖6是磁盤的整體結(jié)構(gòu)示意圖。

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圖6

一個(gè)磁盤由大小相同且同軸的圓形盤片組成，磁盤可以轉(zhuǎn)動(dòng)(各個(gè)磁盤必須同步轉(zhuǎn)動(dòng))。在磁盤的一側(cè)有磁頭支架，磁頭支架固定了一組磁頭，每個(gè)磁頭負(fù)責(zé)存取一個(gè)磁盤的內(nèi)容。磁頭不能轉(zhuǎn)動(dòng)，但是可以沿磁盤半徑方向運(yùn)動(dòng)(實(shí)際是斜切向運(yùn)動(dòng))，每個(gè)磁頭同一時(shí)刻也必須是同軸的，即從正上方向下看，所有磁頭任何時(shí)候都是重疊的(不過目前已經(jīng)有多磁頭獨(dú)立技術(shù)，可不受此限制)。

圖7是磁盤結(jié)構(gòu)的示意圖。

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圖7

盤片被劃分成一系列同心環(huán)，圓心是盤片中心，每個(gè)同心環(huán)叫做一個(gè)磁道，所有半徑相同的磁道組成一個(gè)柱面。磁道被沿半徑線劃分成一個(gè)個(gè)小的段，每個(gè)段叫做一個(gè)扇區(qū)，每個(gè)扇區(qū)是磁盤的最小存儲(chǔ)單元。為了簡(jiǎn)單起見，我們下面假設(shè)磁盤只有一個(gè)盤片和一個(gè)磁頭。

當(dāng)需要從磁盤讀取數(shù)據(jù)時(shí)，系統(tǒng)會(huì)將數(shù)據(jù)邏輯地址傳給磁盤，磁盤的控制電路按照尋址邏輯將邏輯地址翻譯成物理地址，即確定要讀的數(shù)據(jù)在哪個(gè)磁道，哪個(gè)扇區(qū)。為了讀取這個(gè)扇區(qū)的數(shù)據(jù)，需要將磁頭放到這個(gè)扇區(qū)上方，為了實(shí)現(xiàn)這一點(diǎn)，磁頭需要移動(dòng)對(duì)準(zhǔn)相應(yīng)磁道，這個(gè)過程叫做尋道，所耗費(fèi)時(shí)間叫做尋道時(shí)間，然后磁盤旋轉(zhuǎn)將目標(biāo)扇區(qū)旋轉(zhuǎn)到磁頭下，這個(gè)過程耗費(fèi)的時(shí)間叫做旋轉(zhuǎn)時(shí)間。

局部性原理與磁盤預(yù)讀

由于存儲(chǔ)介質(zhì)的特性，磁盤本身存取就比主存慢很多，再加上機(jī)械運(yùn)動(dòng)耗費(fèi)，磁盤的存取速度往往是主存的幾百分分之一，因此為了提高效率，要盡量減少磁盤I/O。為了達(dá)到這個(gè)目的，磁盤往往不是嚴(yán)格按需讀取，而是每次都會(huì)預(yù)讀，即使只需要一個(gè)字節(jié)，磁盤也會(huì)從這個(gè)位置開始，順序向后讀取一定長(zhǎng)度的數(shù)據(jù)放入內(nèi)存。這樣做的理論依據(jù)是計(jì)算機(jī)科學(xué)中著名的局部性原理：

當(dāng)一個(gè)數(shù)據(jù)被用到時(shí)，其附近的數(shù)據(jù)也通常會(huì)馬上被使用。

程序運(yùn)行期間所需要的數(shù)據(jù)通常比較集中。

由于磁盤順序讀取的效率很高(不需要尋道時(shí)間，只需很少的旋轉(zhuǎn)時(shí)間)，因此對(duì)于具有局部性的程序來說，預(yù)讀可以提高I/O效率。

預(yù)讀的長(zhǎng)度一般為頁(page)的整倍數(shù)。頁是計(jì)算機(jī)管理存儲(chǔ)器的邏輯塊，硬件及操作系統(tǒng)往往將主存和磁盤存儲(chǔ)區(qū)分割為連續(xù)的大小相等的塊，每個(gè)存儲(chǔ)塊稱為一頁(在許多操作系統(tǒng)中，頁得大小通常為4k)，主存和磁盤以頁為單位交換數(shù)據(jù)。當(dāng)程序要讀取的數(shù)據(jù)不在主存中時(shí)，會(huì)觸發(fā)一個(gè)缺頁異常，此時(shí)系統(tǒng)會(huì)向磁盤發(fā)出讀盤信號(hào)，磁盤會(huì)找到數(shù)據(jù)的起始位置并向后連續(xù)讀取一頁或幾頁載入內(nèi)存中，然后異常返回，程序繼續(xù)運(yùn)行。

B-/+Tree索引的性能分析

到這里終于可以分析B-/+Tree索引的性能了。

上文說過一般使用磁盤I/O次數(shù)評(píng)價(jià)索引結(jié)構(gòu)的優(yōu)劣。先從B-Tree分析，根據(jù)B-Tree的定義，可知檢索一次最多需要訪問h個(gè)節(jié)點(diǎn)。數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的設(shè)計(jì)者巧妙利用了磁盤預(yù)讀原理，將一個(gè)節(jié)點(diǎn)的大小設(shè)為等于一個(gè)頁，這樣每個(gè)節(jié)點(diǎn)只需要一次I/O就可以完全載入。為了達(dá)到這個(gè)目的，在實(shí)際實(shí)現(xiàn)B-Tree還需要使用如下技巧：

每次新建節(jié)點(diǎn)時(shí)，直接申請(qǐng)一個(gè)頁的空間，這樣就保證一個(gè)節(jié)點(diǎn)物理上也存儲(chǔ)在一個(gè)頁里，加之計(jì)算機(jī)存儲(chǔ)分配都是按頁對(duì)齊的，就實(shí)現(xiàn)了一個(gè)node只需一次I/O。

綜上所述，用B-Tree作為索引結(jié)構(gòu)效率是非常高的。

而紅黑樹這種結(jié)構(gòu)，h明顯要深的多。由于邏輯上很近的節(jié)點(diǎn)(父子)物理上可能很遠(yuǎn)，無法利用局部性，所以紅黑樹的I/O漸進(jìn)復(fù)雜度也為O(h)，效率明顯比B-Tree差很多。

這一章從理論角度討論了與索引相關(guān)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)與算法問題，下一章將討論B+Tree是如何具體實(shí)現(xiàn)為MySQL中索引，同時(shí)將結(jié)合MyISAM和InnDB存儲(chǔ)引擎介紹非聚集索引和聚集索引兩種不同的索引實(shí)現(xiàn)形式。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的mysql为什么用索引_MySql为什么使用B+树做索引的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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