MySQL索引

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索引

索引：提高数据库的性能，提高数据库的检索速度，不用加内存，不用改sql，不用改程序，速度可以提高成败上千倍，但是插入，更新，删除的速度就比较慢

常见的索引

• 主键索引（primary key）
• 唯一键索引（unique）
• 普通索引（index）

MySQL

MySQL的工作过程

• mysql对数据做的CURD的操作，根据冯诺依曼体系，mysql是不可能直接去访问磁盘的
• 实际上数据库对数据做的所有访问，全部都是在内存中进行的，
• 如果数据有变化，再定期的把数据刷新到磁盘里面
• sync使用，使用这个系统调用，把内核数据刷新到磁盘里面，不经过OS

• 示例，添加索引前

我们插入了大量的数据，然后从里面进行查找数据，这样我们就会发现了查询的结果会查很久

• 查询员工号2=998877

我们发现很慢，时间过了很久才能查询出来

• 示例，添加索引后

altertable EMP addindex(empno);

我们在添加索引之后，发现查找的非常块，几乎每花什么时间

select*from EMP where empno=998877;

我们会发现搜索的时间不到一秒

认识磁盘

数据存储效率很低，路上还要有带宽限制，因为我们在传输数据的时候，不仅要在自己的磁盘中传送，还要在网络中进行跨网络传输

所有的数据都是基于LInux文件系统的

要找到一个文件的全部，本质上，就是在磁盘中找到所有保存文件的扇区

磁盘里面：磁头确认的是哪一个面，磁盘确认的是哪个圈，扇区来进行确认是哪一块区域，来定位到某一个扇区（CHS定位方案），磁盘使用的方案
磁盘的使用，使用的LBA，逻辑块地址（可以理解为虚拟地址和物理地址），这个是操作系统使用的方案

• 结论 我们已经能够在硬件层面上定位到对应的地址了，任何一个数据块（扇区），在系统软件上，直接按照扇区（512字节，会造成过度寻址，所以我们基本都是使用4096来进行寻址，4页）
• 如果OS直接用硬件提供的数据大小进行交互，那么系统软件，

磁盘的交互都是使用4KB进行交互
连续磁盘访问

MySQL与磁盘交互的基本单位

MySQL作为一款软件，可以想象成一个特殊的文件系统，它有更高的IO 场景，为了提高效率，

• MySQL数据交互的基本单位：16KB

也就是说，磁盘这个硬件的基本单位是512字节，而MySQL使用16kb进行IO交互，即
MySQL和磁盘进行数据交互（通过OS）的基本单位是16KB，这个基本数据单位在mysql里面叫做page

如果它的基本单位和磁盘一样的话，万一磁盘的基本单位变了，它也要跟着变，兼容性不行

所以这里规定MySQL数据交互的基本单位是16KB=1page

建立共识

• MySQL中数据文件，一定是在磁盘当中的，以page为基本单位
• MySQL的CURD操作，都需要计算，找到对应的插入位置，或者找到对应要修改或者查询的数据
• 只要涉及计算，就要有CPU参与，为了cpu参与，一定把数据加载到内存，cpu只和内存打交道（根据需要把数据从外设掉到内存中，不是所有数据都加载进去）
• 所以在特定时间内，数据一定是在磁盘中有，内存中也有，后序操作完内存数据之后，以特定的刷新策略，刷新到磁盘里面，这个时候就涉及磁盘和内存数据的交互，此时基本单位就是page（即便只改一个字节，也要以16kb的大小来进行交互）
• 为何更高的效率，一定要减少系统和内存之间的IO请求次数

IO请求----系统中一定存在大量的IO 请求————操作系统一定也要管理这些IO请求
先描述再组织

structrequest_io{char* start,*end;pid_t id;}

磁盘中,磁盘中一定是要对这些io请求进行管理的

structdisk{structrequestt_io* queue;//访问对应的磁盘，都有对应的对应进行保存起来};

索引的理解

创建表

createtableuser(-> id intprimarykey,--再id这个地方添加主键，建立了一个主键索引-> age intnotnull,-> name varchar(16)notnull->);

我们这里是故意乱序的进行数据的插入

我们select之后，发现：查询的结果是按照主键顺序进行排序的

我们中断一下，排序的工作是由谁操作的，为什么要这样干呢?
为何IO交互要使用page?

每次交互都使用page（16 KB），这样一次可以预加载很多，可以充分利用局部性原理。

单个page

为何MySQL和磁盘进行IO交互的时候，要采用page的方案进行交互，用多少，加载多少的方式不香吗？

• 如上面的5条数据，MySQL要查id=2，第一次加载，id=1，第二次加载id=2，一次一条数据，就要进行2次IO，如果要找id=5，就需要5次IO
• 但是如果5条数据都被保存再page里面（16kb能保存很多记录），第一次IO查找的时候，整个page就直接加载MySQL的buffer pool里面了，这里完成了一次IO，但是往后的id=1，3，4，5等，就不需要进行IO了，而是直接再内存里面进行了，大大减小了IO 的次数
• 你怎么保证，用户下次找的数据，就再这个page里面，我们不能保证，但是会由很大的概率，因为由局部性原理，往往IO 效率低下唉，最主要矛盾不是单次IO的数据量大小，而是IO 的次数

正式理解索引结构,一定会存在page结构体

1. mysql会预先开辟一段空间来保留这些page
2. MySQL在，任何一个时刻，一定会存在大量的page页，存在MySQL内部
3. MySQL本身也要对page进行管理，也是要先描述再组织

structpage{structpage* prev;//指向前一个pagestructpage* next;//指向后一个pagecharbuff(16kb-其他字段占用的大小);}

对page的管理，就是对链表的管理

之后的操作都是再内存当中实现的
mysql插入数据时按照主键来进行排序，插入后，page里面就是有序的,查找的时候，就能优化查找算法，有序的就可以提高查找效率，如二分查找，方便我们进行查找

理解多个page

• 在page之间和page里面查找数据，都是基于链表的，线性遍历，一个遍历一遍，没找到，下一个继续遍历，效率非常的低，还是O（N）的方式进行遍历

页内目录

用目录查找，效率就很高，第一章是什么，在第几页，这样查找就很快，以空间换时间
先在一个page里面提高搜索效率，那么在所有page里面，效率也提高了很多
有了目录，就能一次淘汰很多数据，这样就会导致单页中数据减少，我们是先遍历数据目录，再去便利数据记录，这样提高的效率就很大，我们先遍历目录，

假如说数据500条，我们目录10条，这样就是只要遍历10次目录，遍历50次目录中对应的数据，大大减少了遍历的次数

• 所以有主键的时候，默认的进行排序，可以方便我们引入页内目录，方便查询

page之间也是线性的，怎么提高page之间的搜索效率

1. page内部的效率问题
2. page和page之间的效率问题！

多页情况

数据不断的插入新增，mysql很容易容量不足，所以就需要开辟一个新的page来保存数据，然后通过指针的方式，来将所有的page组织起来
问题

• 因为我们要保证一个整体有序，所以新来的数据，不会放在新的page里面，
• 这样我们就可以通过多个page的遍历，page内部用目录进行定位数据，可是这样也有效率问题，在page里面我们也需要用mysql进行遍历，这样就显得我们之前的page，有点没用了,我们查找一个数据，需要把前面的所有page遍历一遍，

解决方案

给我们的一个一个page也带上目录，

把每个page里面最小的记录，作为每个page的键值，这样page和page之间键值就不会重复了
在page里面中在开一个page，里面就只保存下面所管理的主键和指针，只保存一个一个目录
用一个page专门来保存page目录，和page对应的地址，一个page可以管理2000多个page
直接到顶层的page目录

数据量很大的话，还要继续在中间增加page目录
相当于一个b+树，一个节点可以索引到很多地址，至此， 我们就已经可以给我们的表user构建完主键索引了
随便找一个id=？，我们发现，现在查找的page树一定减少了，说明我们IO次数也减少了，那么效率也高了

在page之间，和page内部都添加目录结构，这样就能构建一个b+树

什么是主键索引

1. 所有的数据最终都可以在磁盘中，也可以在mysql的buffer pool内存中
2. 我们所有的数据，都必须要以page为单位进行IO，以page为单位组织

在MySQL内部，将热点数据，以B+树的形式将所有的page页进行组织，形成的数据结构与其配套的查找算法，叫做索引

添加索引，就给业内加目录，给顶层添加目录结构，方便对数据进行筛查
如果没有添加索引，所有的数据都是以链表的形式串联起来，数据没有做优化，没有排序，插入什么样就是什么样的，

有了b+树，每次从叶子节点中，进行搜索，一路找下去，就可以查找到对应的数据了
现在我们就不用加载很多数据到内存中，不需要查找的page就不需要加载到内存中了，我们需要哪个page加载哪个page即可，一路把我们查询过程中的路径page加载进去即可

只要我们把页目录加载进去之后，这些目录就常驻了，以后就不需要再加载到内存了，减少了IO的次数

但是其实目录页本来就没多少，所以可以直接都加载进来，

但是如果插入数据，删除数据的时候，会影响一下效率，因为会影响整个页目录的结构，
修改了一个数据，都要以整个page进行刷新到磁盘中

为什么只能是B+树

• 链表：线性遍历，效率太低
• 二叉树：可能会退化成线性结构
• AVL/RBtree：二叉树，相较于多阶B+树，意味着，整体的树比较高，需要系统与磁盘进行的IO page更多，而B+，矮胖的，层级低，数据量大，访问次数少
• Hash：有的索引就是基于Hash，但是Innodb，hash有的时候也能O（1），但是最大的问题，不能够支持区间性的范围查找，比如我们要查找（40，60），但是hash是乱序的，无法实现区域性哈希，但是b+树，只需要知道自己找40，到40里面查找即可
• B树，B+树下面的叶子节点都被链表连起来，这样page之间，都能够查找，跨范围，而且非叶子节点也会携带数据，增加的空间大小，逻辑上没有解耦

B+树

• 只有叶子节点有数据
• 叶子节点相连，非常便于进行范围查找
• IO次数较少

创建了一个索引，它就会创建一个文件叫.ibd，index_block_data,这个说明数据和索引合在一起的
把索引和数据都加载进去了

B+树在哪里

• 在磁盘上，有完整的B+和数据
• 在内存中有局部高频被访问的B+核心Page
• mysql查找一定会伴生着mysql进行根据B+进行page的换入换出！

同样，文件也是，内存中，一定是被打开的文件

聚簇索引vs非聚簇索引

非聚簇索引

：数据和索引分离

myisam的叶子节点不存储数据，只存储数据对应的地址，这样就能保存更多键值和索引关系，把数据放到对应的一个地方，用指针进行索引

把索引page和数据page进行分离，也就是叶子节点没有数据，只有对应数据的地址

聚簇索引

innodb就是聚簇索引
把数据和索引聚合在一起

辅助索引

MySQL除了会建立主键索引之外，还会建立按照其他列信息建立索引，一般这叫做辅助索引，其他字段也能建立索引
和主键索引没有差别，无非是主键不能重复，而非主键可以重复

主键就是叶子有地址，有索引
同样是构建b+树，innodb非主键索引中叶子节点保存对应地址的索引，但是没有保存数据，太浪费空间了，包含的是对应主键，再根据主键进行查询索引，回调索引，两边索引，先获得主键，再主键索引，获得索引的记录，

附上数据，太浪费空间了，会造成数据的冗余，但是myisam不需要进行回表，查询效率还是回更高一点，但是innodb支持事务，而mysiam不保证事务