MySQL索引详解
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了MySQL索引详解相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
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第一篇 什么是索引?
1、来看一个问题
路人在搞计算机之前,是负责小区建设规划的,上级领导安排路人负责一个万人小区建设规划,并提了一个要求:可以快速通过户主姓名找到户主的房子;让路人出个好的解决方案。
方案1
刚开始路人没什么经验,实在想不到什么好办法。
路人告诉领导:你可以去敲每户的门,然后开门之后再去询问房主姓名,是否和需要找的人姓名一致。
领导一听郁闷了:我敲你的头,1万户,我一个个找,找到什么时候了?你明天不用来上班了。
这里面涉及到的时间有:走到每户的门口耗时、敲门等待开门耗时、询问户主获取户主姓名耗时、将户主姓名和需要查找的姓名对比是否一致耗时。加入要找的人刚好在最后一户,领导岂不是要疯掉了,需要重复1万次上面的操作。
上面是最原始,最耗时的做法,可能要找的人根本不在这个小区,白费力的找了1万次,岂不是要疯掉。
方案2
路人灵机一动,想到了一个方案:
-
给所有的户主制定一个编号,从1-10000,户主将户号贴在自家的门口
-
路人自己制作了一个户主和户号对应的表格,我们叫做: 户主目录表 ,共1万条记录,如下:
户主姓名 | 房屋编号 |
---|---|
刘德华 | 00001 |
张学友 | 00002 |
路人 | 00888 |
路人甲java | 10000 |
此时领导要查找 路人甲Java 时,过程如下:
-
按照姓名在 户主目录表 查找 路人甲Java ,找到对应的编号: 10000
-
然后从第一户房子开始找,查看其门口户号是否是10000,直到找到为止
路人告诉领导,这个方案比方案1有以下好处:
-
如果要找的人不在这个小区,通过 户主目录表 就确定,不需要第二步了
-
步骤2中不需要再去敲每户的门以及询问户主的姓名了,只需对比一下门口的户号就可以了,比方
案1省了不少时间。
领导笑着说,不错不错,有进步,不过我找 路人甲Java 还是需要挨家挨户看门牌号1万次啊!。。。。。你再去想想吧,看看是否还有更好的办法来加快查找速度。
路人下去了苦思冥想,想出了方案3。
方案3
方案2中第2步最坏的情况还是需要找1万次。
路人去上海走了一圈,看了那边小区搞的不错,很多小区都是搞成一栋一栋的,每栋楼里面有100户,路人也决定这么搞。
路人告诉领导:
-
将1万户划分为100栋楼,每栋楼有25层,每层有4户人家,总共1万户
-
给每栋楼一个编号,范围是[001,100],将栋号贴在每栋楼最显眼的位置
-
给每栋楼中的每层一个编号,编号范围是[01,25],将层号贴在每层楼最显眼的位置
-
户号变为:栋号-楼层-层中编号,如 路人甲Java 户号是:100-20-04,贴在每户门口
户主目录表 还是有1万条记录,如下:
户主姓名 | 房屋编号 |
---|---|
刘德华 | 001-08-04 |
张学友 | 022-18-01 |
路人 | 088-25-04 |
路人甲java | 100-25-04 |
此时领导要查找 路人甲Java 时,过程如下:
-
按照姓名在 户主目录表 查找 路人甲Java ,找到对应的编号是 100-25-04 ,将编号分解,得到:栋号(100)、楼层(25)、楼号(04)
-
从第一栋开始找,看其栋号是否是100,直到找到编号为100为止,这个过程需要找100次,然后到了第100栋楼下
-
从100栋的第一层开始向上走,走到每层看其编号是否为25,直到走到第25层,这个过程需要匹配25次
-
在第25层依次看看户号是否为 100-25-04 ,匹配了4次,找到了 路人甲Java
此方案分析:
-
查找 户主目录表 1万次,不过这个是在表格中,不用动身走路去找,只需要动动眼睛对比一下数字,速度还是比较快的
-
将方案2中的第2步优化为上面的 2/3/4 步骤,上面最坏需要匹配129次(栋100+层25+楼号4次),相对于方案2的1万次好多了
领导拍拍路人的肩膀:小伙子,去过上海的人确实不一样啊,这次方案不错,不过第一步还是需要很多次,能否有更好的方案呢?
路人下去了又想了好几天,突然想到了我们常用的字典,可以按照字典的方式对方案3中第一步做优化,然后提出了方案4。
方案4
姓首字母:A | |
---|---|
姓名 | 户号 |
阿三 | 010-16-01 |
阿郎 | 017-11-04 |
啊啊 | 008-08-02 |
姓首字母:L | |
---|---|
姓名 | 户号 |
刘德华 | 011-16-01 |
路人 | 057-11-04 |
路人甲Java | 048-08-02 |
现在查找户号步骤如下:
-
通过姓名获取姓对应的首字母
-
在26个表格中找到对应姓的表格,如 路人甲Java ,对应 L表
-
在L表中循环遍历,找到 路人甲Java 的户号
-
根据户号按照方案3中的(2/3/4)步骤找对应的户主
理想情况:
1万户主的姓氏分配比较均衡,那么每个姓氏下面分配385户(10000/26) ,那么找到某个户主,最多需要:26次+385次 = 410次,相对于1万次少了很多。
最坏的情况:
1万个户主的姓氏都是一样的,导致这1万个户主信息都位于同一个姓氏户主表,此时查询又变为了1万多次。不过出现姓氏一样的情况比较低。
如果担心姓氏不足以均衡划分户主信息,那么也可以通过户主姓名的笔画数来划分,或者其他方法,主要是将用户信息划分为不同的区,可以快速过滤一些不相关的户主。
上面几个方案为了快速检索到户主,用到了一些数据结构,通过这些数据结构对户主的信息进行组织,从而可以快速过滤掉一些不相关的户主,减少查找次数,快速定位到户主的房子。
2、索引是什么?
通过上面的示例,我们可以概况一下索引的定义:索引是依靠某些数据结构和算法来组织数据,最终引导用户快速检索出所需要的数据。
索引有2个特点:
-
通过数据结构和算法来对原始的数据进行一些有效的组织
-
通过这些有效的组织,可以引导使用者对原始数据进行快速检索
第二篇 mysql索引原理详解
1、背景
使用mysql最多的就是查询,我们迫切的希望mysql能查询的更快一些,我们经常用到的查询有:
-
按照id查询唯一一条记录
-
按照某些个字段查询对应的记录
-
查找某个范围的所有记录(between and)
-
对查询出来的结果排序
mysql的索引的目的是使上面的各种查询能够更快。
2、预备知识
什么是索引?
上一篇中有详细的介绍,可以过去看一下:什么是索引?
索引的本质:通过不断地缩小想要获取数据的范围来筛选出最终想要的结果,同时把随机的事件变成顺
序的事件,也就是说,有了这种索引机制,我们可以总是用同一种查找方式来锁定数据。
磁盘中数据的存取
以机械硬盘来说,先了解几个概念。
扇区:磁盘存储的最小单位,扇区一般大小为512Byte。
磁盘块:文件系统与磁盘交互的的最小单位(计算机系统读写磁盘的最小单位),一个磁盘块由连续几个(2^n)扇区组成,块一般大小一般为4KB。
磁盘读取数据:磁盘读取数据靠的是机械运动,每次读取数据花费的时间可以分为寻道时间、旋转延迟、传输时间三个部分,寻道时间指的是磁臂移动到指定磁道所需要的时间,主流磁盘一般在5ms以下;旋转延迟就是我们经常听说的磁盘转速,比如一个磁盘7200转,表示每分钟能转7200次,也就是说1秒钟能转120次,旋转延迟就是1/120/2 = 4.17ms;传输时间指的是从磁盘读出或将数据写入磁盘的时间,一般在零点几毫秒,相对于前两个时间可以忽略不计。那么访问一次磁盘的时间,即一次磁盘IO的时间约等于5+4.17 = 9ms左右,听起来还挺不错的,但要知道一台500 -MIPS的机器每秒可以执行5亿条指令,因为指令依靠的是电的性质,换句话说执行一次IO的时间可以执行40万条指令,数据库动辄十万百万乃至千万级数据,每次9毫秒的时间,显然是个灾难。
mysql中的页
mysql中和磁盘交互的最小单位称为页,页是mysql内部定义的一种数据结构,默认为16kb,相当于4个磁盘块,也就是说mysql每次从磁盘中读取一次数据是16KB,要么不读取,要读取就是16KB,此值可以修改的。
数据检索过程
我们对数据存储方式不做任何优化,直接将数据库中表的记录存储在磁盘中,假如某个表只有一个字段,为int类型,int占用4个byte,每个磁盘块可以存储1000条记录,100万的记录需要1000个磁盘块,如果我们需要从这100万记录中检索所需要的记录,需要读取1000个磁盘块的数据(需要1000次io),每次io需要9ms,那么1000次需要9000ms=9s,100条数据随便一个查询就是9秒,这种情况我们是无法接受的,显然是不行的。
一个磁盘块4kb,一条记录4byte,4kb / 4byte = 4 * 1024 byte / 4 byte = 1024 条 (1K)
3、我们迫切的需求是什么?(数据结构和算法)
我们迫切需要这样的数据结构和算法:
-
需要一种数据存储结构:当从磁盘中检索数据的时候能,够减少磁盘的io次数,最好能够降低到一个稳定的常量值
-
需要一种检索算法:当从磁盘中读取磁盘块的数据之后,这些块中可能包含多条记录,这些记录被加载到内存中,那么需要一种算法能够快速从内存多条记录中快速检索出目标数据
我们来找找,看是否能够找到这样的算法和数据结构。我们看一下常见的检索算法和数据结构。
3.1、循环遍历查找
从一组无序的数据中查找目标数据,常见的方法是遍历查询,n条数据,时间复杂度为O(n),最快需要1次,最坏的情况需要n次,查询效率不稳定。
3.2、二分法查找
二分法查找也称为折半查找,用于在一个有序数组中快速定义某一个需要查找的数据。
原理是:
先将一组无序的数据排序(升序或者降序)之后放在数组中,此处用升序来举例说明:用数组中间位置的数据A和需要查找的数据F对比,如果A=F,则结束查找;如果A<F,则将查找的范围缩小至数组中A数据右边的部分;如果A>F,则将查找范围缩小至数组中A数据左边的部分,继续按照上面的方法直到找到F为止。
示例:
从下列有序数字中查找数字9,过程如下
[1,2,3,4,5,6,7,8,9]
第1次查找:[1,2,3,4,5,6,7,8,9]中间位置值为5,9>5,将查找范围缩小至5右边的部分:[6、7、8、9]
第2次查找:[6、7、8、9]中间值为8,9>8 ,将范围缩小至8右边部分:[9]
第3次查找:在[9]中查找9,找到了。
可以看到查找速度是相当快的,每次查找都会使范围减半,如果我们采用顺序查找,上面数据最快需要1次,最多需要9次,而二分法查找最多只需要3次,耗时时间也比较稳定。
二分法查找时间复杂度是:O(logN)(N为数据量),100万数据查找最多只需要20次( =1048576 )
二分法查找数据的优点:定位数据非常快,前提是:目标数组是有序的。
3.3、有序数组
如果我们将mysql中表的数据以有序数组的方式存储在磁盘中,那么我们定位数据步骤是:
-
取出目标表的所有数据,存放在一个有序数组中
-
如果目标表的数据量非常大,从磁盘中加载到内存中需要的内存也非常大
步骤取出所有数据耗费的io次数太多,步骤2耗费的内存空间太大,还有新增数据的时候,为了保证数组有序,插入数据会涉及到数组内部数据的移动,也是比较耗时的,显然用这种方式存储数据是不可取的。
3.4、链表
链表相当于在每个节点上增加一些指针,可以和前面或者后面的节点连接起来,就像一列火车一样,每节车厢相当于一个节点,车厢内部可以存储数据,每个车厢和下一节车厢相连。
链表分为单链表和双向链表。
单链表
每个节点中有持有指向下一个节点的指针,只能按照一个方向遍历链表,结构如下:
//单项链表 class Node1{
private Object data;//存储数据
private Node1 nextNode;//指向下一个节点
}
双向链表
每个节点中两个指针,分别指向当前节点的上一个节点和下一个节点,结构如下:
//双向链表
class Node2{
private Object data;//存储数据
private Node1 prevNode;//指向上一个节点
private Node1 nextNode;//指向下一个节点
}
链表的优点:
-
可以快速定位到上一个或者下一个节点
-
可以快速删除数据,只需改变指针的指向即可,这点比数组好
链表的缺点:
-
无法向数组那样,通过下标随机访问数据
-
查找数据需从第一个节点开始遍历,不利于数据的查找,查找时间和无需数据类似,需要全遍历,最差时间是O(N)
3.5、二叉查找树
二叉树是每个结点最多有两个子树的树结构,通常子树被称作“左子树”(left subtree)和“右子树” (right subtree)。二叉树常被用于实现二叉查找树和二叉堆。二叉树有如下特性:
- 每个结点都包含一个元素以及n个子树,这里0≤n≤2。 2、左子树和右子树是有顺序的,次序不能任意颠倒,左子树的值要小于父结点,右子树的值要大于父结点。
数组[20,10,5,15,30,25,35]使用二叉查找树存储如下:
每个节点上面有两个指针(left,rigth),可以通过这2个指针快速访问左右子节点,检索任何一个数据最多只需要访问3个节点,相当于访问了3次数据,时间为O(logN),和二分法查找效率一样,查询数据还是比较快的。
但是如果我们插入数据是有序的,如[5,10,15,20,30,25,35],那么结构就变成下面这样:
二叉树退化为了一个链表结构,查询数据最差就变为了O(N)。
二叉树的优缺点:
-
查询数据的效率不稳定,若树左右比较平衡的时,最差情况为O(logN),如果插入数据是有序的,退化为了链表,查询时间变成了O(N)
-
数据量大的情况下,会导致树的高度变高,如果每个节点对应磁盘的一个块来存储一条数据,需io次数大幅增加,显然用此结构来存储数据是不可取的
3.6、平衡二叉树(AVL树)
平衡二叉树是一种特殊的二叉树,所以他也满足前面说到的二叉查找树的两个特性,同时还有一个特性:
- 它的左右两个子树的高度差的绝对值不超过1,并且左右两个子树都是一棵平衡二叉树。
平衡二叉树相对于二叉树来说,树的左右比较平衡,不会出现二叉树那样退化成链表的情况,不管怎么插入数据,最终通过一些调整,都能够保证树左右高度相差不大于1。
这样可以让查询速度比较稳定,查询中遍历节点控制在O(logN)范围内
如果数据都存储在内存中,采用AVL树来存储,还是可以的,查询效率非常高。不过我们的数据是存在磁盘中,用过采用这种结构,每个节点对应一个磁盘块,数据量大的时候,也会和二叉树一样,会导致树的高度变高,增加了io次数,显然用这种结构存储数据也是不可取的。
3.7、B-树
B杠树 ,千万不要读作B减树了,B-树在是平衡二叉树上进化来的,前面介绍的几种树,每个节点上面只有一个元素,而B-树节点中可以放多个元素,主要是为了降低树的高度。
一棵m阶的B-Tree有如下特性【特征描述的有点绕,看不懂的可以跳过,看后面的图】:
-
每个节点最多有m个孩子,m称为b树的阶
-
除了根节点和叶子节点外,其它每个节点至少有Ceil(m/2)个孩子
-
若根节点不是叶子节点,则至少有2个孩子
-
所有叶子节点都在同一层,且不包含其它关键字信息
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每个非终端节点包含n个关键字(健值)信息
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关键字的个数n满足:ceil(m/2)-1 <= n <= m-1
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ki(i=1,…n)为关键字,且关键字升序排序
-
Pi(i=1,…n)为指向子树根节点的指针。P(i-1)指向的子树的所有节点关键字均小于ki,但都大于k(i-1)
B-Tree结构的数据可以让系统高效的找到数据所在的磁盘块。为了描述B-Tree,首先定义一条记录为一个二元组[key, data] ,key为记录的键值,对应表中的主键值,data为一行记录中除主键外的数据。对于不同的记录,key值互不相同。
B-Tree中的每个节点根据实际情况可以包含大量的关键字信息和分支,如下图所示为一个3阶的B-Tree:
每个节点占用一个盘块的磁盘空间,一个节点上有两个升序排序的关键字和三个指向子树根节点的指针,指针存储的是子节点所在磁盘块的地址。两个键将数据划分成的三个范围域,对应三个指针指向的子树的数据的范围域。以根节点为例,关键字为17和35,P1指针指向的子树的数据范围为小于17,P2指针指向的子树的数据范围为17~35,P3指针指向的子树的数据范围为大于35。
模拟查找关键字29的过程:
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根据根节点找到磁盘块1,读入内存。【磁盘I/O操作第1次】
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比较关键字29在区间(17,35),找到磁盘块1的指针P2
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根据P2指针找到磁盘块3,读入内存。【磁盘I/O操作第2次】
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比较关键字29在区间(26,30),找到磁盘块3的指针P2
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根据P2指针找到磁盘块8,读入内存。【磁盘I/O操作第3次】
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在磁盘块8中的关键字列表中找到关键字29
分析上面过程,发现需要3次磁盘I/O操作,和3次内存查找操作,由于内存中的关键字是一个有序表结构,可以利用二分法快速定位到目标数据,而3次磁盘I/O操作是影响整个B-Tree查找效率的决定因素。B-树相对于avl树,通过在节点中增加节点内部数据的个数来减少磁盘的io操作。
上面我们说过mysql是采用页方式来读写数据,每页是16KB,我们用B-树来存储mysql的记录,每个节点对应mysql中的一页(16KB),假如每行记录加上树节点中的1个指针占160Byte,那么每个节点可以存储1000(16KB/160byte)条数据,树的高度为3的节点大概可以存储(第一层1000+第二层10002+第三层10003)10亿条记录,是不是非常惊讶,一个高度为3个B-树大概可以存储10亿条记录,我们从10亿记录中查找数据只需要3次io操作可以定位到目标数据所在的页,而页内部的数据又是有序的,然后将其加载到内存中用二分法查找,是非常快的。
可以看出使用B-树定位某个值还是很快的(10亿数据中3次io操作+内存中二分法),但是也是有缺点的:
- B-不利于范围查找,比如上图中我们需要查找[15,36]区间的数据,需要访问7个磁盘块(1/2/7/3/8/4/9),io次数又上去了,范围查找也是我们经常用到的,所以]b-树也不太适合在磁盘中存储需要检索的数据。
3.8、B+树
先看个b+树结构图:
b+树的特征
-
每个结点至多有m个子女
-
除根结点外,每个结点至少有[m/2]个子女,根结点至少有两个子女
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有k个子女的结点必有k个关键字
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父节点中持有访问子节点的指针
-
父节点的关键字在子节点中都存在(如上面的1/20/35在每层都存在),要么是最小值,要么是最大值,如果节点中关键字是升序的方式,父节点的关键字是子节点的最小值
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最底层的节点是叶子节点
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除叶子节点之外,其他节点不保存数据,只保存关键字和指针
-
叶子节点包含了所有数据的关键字以及data,叶子节点之间用链表连接起来,可以非常方便的支
持范围查找
b+树与b-树的几点不同:
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b+树中一个节点如果有k个关键字,最多可以包含k个子节点(k个关键字对应k个指针);而b-树对应k+1个子节点(多了一个指向子节点的指针)
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b+树除叶子节点之外其他节点值存储关键字和指向子节点的指针,而b-树还存储了数据,这样同样大小情况下,b+树可以存储更多的关键字
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b+树叶子节点中存储了所有关键字及data,并且多个节点用链表连接,从上图中看子节点中数据从左向右是有序的,这样快速可以支撑范围查找(先定位范围的最大值和最小值,然后子节点中依靠链表遍历范围数据)
B-Tree和B+Tree该如何选择?
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B-Tree因为非叶子结点也保存具体数据,所以在查找某个关键字的时候找到即可返回。而B+Tree所有的数据都在叶子结点,每次查找都得到叶子结点。所以在同样高度的B-Tree和B+Tree中,BTree查找某个关键字的效率更高
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由于B+Tree所有的数据都在叶子结点,并且结点之间有指针连接,在找大于某个关键字或者小于某个关键字的数据的时候,B+Tree只需要找到该关键字然后沿着链表遍历就可以了,而B-Tree还需要遍历该关键字结点的根结点去搜索。
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由于B-Tree的每个结点(这里的结点可以理解为一个数据页)都存储主键+实际数据,而B+Tree非叶子结点只存储关键字信息,而每个页的大小有限是有限的,所以同一页能存储的B-Tree的数据会比B+Tree存储的更少。这样同样总量的数据,B-Tree的深度会更大,增大查询时的磁盘I/O次数,进而影响查询效率。
3.9、Mysql的存储引擎和索引
mysql内部索引是由不同的引擎实现的,主要说一下InnoDB和MyISAM这两种引擎中的索引,这两种引擎中的索引都是使用b+树的结构来存储的。
InnoDB中的索引:
Innodb中有2种索引:主键索引(聚集索引)、辅助索引(非聚集索引)。
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主键索引:每个表只有一个主键索引,b+树结构,叶子节点同时保存了主键的值也数据记录,其他节点只存储主键的值。
-
辅助索引:每个表可以有多个,b+树结构,叶子节点保存了索引字段的值以及主键的值,其他节点只存储索引指端的值。
MyISAM引擎中的索引:
B+树结构,MyISM使用的是非聚簇索引,非聚簇索引的两棵B+树看上去没什么不同,节点的结构完全一致只是存储的内容不同而已,主键索引B+树的节点存储了主键,辅助键索引B+树存储了辅助键。表数据存储在独立的地方,这两颗B+树的叶子节点都使用一个地址指向真正的表数据,对于表数据来说,这两个键没有任何差别。由于索引树是独立的,通过辅助键检索无需访问主键的索引树。
如下图:为了更形象说明这两种索引的区别,我们假想一个表存储了4行数据。其中Id作为主索引,Name作为辅助索引,图中清晰的显示了聚簇索引和非聚簇索引的差异。
我们看一下上图中数据检索过程。
InnoDB数据检索过程:
如果需要查询id=14的数据,只需要在左边的主键索引中检索就可以了。
如果需要搜索name='Ellison’的数据,需要2步:
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先在辅助索引中检索到name='Ellison’的数据,获取id为14
-
再到主键索引中检索id为14的记录
辅助索引这个查询过程在mysql中叫做回表。
MyISAM数据检索过程:
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在索引中找到对应的关键字,获取关键字对应的记录的地址
-
通过记录的地址查找到对应的数据记录
我们用的最多的是innodb存储引擎,所以此处主要说一下innodb索引的情况,innodb中最好是采用主键查询,这样只需要一次索引,如果使用辅助索引检索,涉及到回表操作,比主键查询要耗时一些。
innodb中辅助索引为什么不像myisam那样存储记录的地址?
表中的数据发生变更的时候,会影响其他记录地址的变化,如果辅助索引中记录数据的地址,此时会受影响,而主键的值一般是很少更新的,当页中的记录发生地址变更的时候,对辅助索引是没有影响的。我们来看一下mysql中页的结构,页是真正存储记录的地方,对应B+树中的一个节点,也是mysql中读写数据的最小单位,页的结构设计也是相当有水平的,能够加快数据的查询。
3.10、页结构
mysql中页是innodb中存储数据的基本单位,也是mysql中管理数据的最小单位,和磁盘交互的时候都是以页来进行的,默认是16kb,mysql中采用b+树存储数据,页相当于b+树中的一个节点。
页的结构如下图:
每个Page都有通用的头和尾,但是中部的内容根据Page的类型不同而发生变化。Page的头部里有我们关心的一些数据,下图把Page的头部详细信息显示出来:
我们重点关注和数据组织结构相关的字段:Page的头部保存了两个指针,分别指向前一个Page和后一个Page,根据这两个指针我们很容易想象出Page链接起来就是一个双向链表的结构,如下图:
再看看Page的主体内容,我们主要关注行数据和索引的存储,他们都位于Page的User Records部分,User Records占据Page的大部分空间,User Records由一条一条的Record组成。在一个Page内部,单链表的头尾由固定内容的两条记录来表示,字符串形式的"Infimum"代表开头,"Supremum"代表结尾,这两个用来代表开头结尾的Record存储在System Records的,Infinum、Supremum和User Records组成了一个单向链表结构。最初数据是按照插入的先后顺序排列的,但是随着新数据的插入和旧数据的删除,数据物理顺序会变得混乱,但他们依然通过链表的方式保持着逻辑上的先后顺序,如下图:
把User Record的组织形式和若干Page组合起来,就看到了稍微完整的形式。
innodb为了快速查找记录,在页中定义了一个称之为page directory的目录槽(slots),每个槽位占用两个字节(用于保存指向记录的地址),page directory中的多个slot组成了一个有序数组(可用于二分法快速定位记录,向下看),行记录被Page Directory逻辑的分成了多个块,块与块之间是有序的,能够加速记录的查找,如下图:
看上图,每个行记录的都有一个n_owned的区域(图中粉色区域),n_owned标识所属的slot这个这个块有多少条数据,伪记录Infimum的n_owned值总是1,记录Supremum的n_owned的取值范围为[1,8],其他用户记录n_owned的取值范围[4,8],并且只有每个块中最大的那条记录的n_owned才会有值,其他的用户记录的n_owned为0。
数据检索过程
在page中查询数据的时候,先通过b+树中查询方法定位到数据所在的页,然后将页内整体加载到内存中,通过二分法在page directory中检索数据,缩小范围,比如需要检索7,通过二分法查找到7位于slot2和slot3所指向的记录中间,然后从slot3指向的记录5开始向后向后一个个找,可以找到记录7,如果里面没有7,走到slot2向的记录8结束。
n_owned范围控制在[4,8]内,能保证每个slot管辖的范围内数据量控制在[4,8]个,能够加速目标数据的查找,当有数据插入的时候,page directory为了控制每个slot对应块中记录的个数([4,8]),此时page directory中会对slot的数量进行调整。
对page的结构总结一下
-
b+树中叶子页之间用双向链表连接的,能够实现范围查找
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页内部的记录之间是采用单向链表连接的,方便访问下一条记录
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为了加快页内部记录的查询,对页内记录上加了个有序的稀疏索引,叫页目录(page directory)
整体上来说mysql中的索引用到了b+树,链表,二分法查找,做到了快速定位目标数据,快速范围查找。
第三篇 MySQL索引管理
1、索引分类
分为聚集索引和非聚集索引。
1.1、聚集索引
每个表有且一定会有一个聚集索引,整个表的数据存储在聚集索引中,mysql索引是采用B+树结构保存在文件中,叶子节点存储主键的值以及对应记录的数据,非叶子节点不存储记录的数据,只存储主键的值。当表中未指定主键时,mysql内部会自动给每条记录添加一个隐藏的rowid字段(默认4个字节)作为主键,用rowid构建聚集索引。
聚集索引在mysql中又叫主键索引。
1.2、非聚集索引(辅助索引)
也是b+树结构,不过有一点和聚集索引不同,非聚集索引叶子节点存储字段(索引字段)的值以及对应记录主键的值,其他节点只存储字段的值(索引字段)。
每个表可以有多个非聚集索引。
mysql中非聚集索引分为
单列索引:即一个索引只包含一个列。
多列索引(又称复合索引): 即一个索引包含多个列。
唯一索引: 索引列的值必须唯一,允许有一个空值。
1.3、数据检索的过程
看一张图:
上面的表中有2个索引:id作为主键索引,name作为辅助索引。
innodb我们用的最多,我们只看图中左边的innodb中数据检索过程:
如果需要查询id=14的数据,只需要在左边的主键索引中检索就可以了。
如果需要搜索name='Ellison’的数据,需要2步:
-
先在辅助索引中检索到name='Ellison’的数据,获取id为14
-
再到主键索引中检索id为14的记录
辅助索引相对于主键索引多了第二步。
2、索引管理
2.1、创建索引
方式1:
create [unique] index 索引名称 on 表名(列名[(length)]);
方式2:
alter 表名 add [unique] index 索引名称 (列名[(length)]);
方式3:创建联合索引(示例)
alter table 表名 add [unique] index 索引名称 (列名1,列名2);
如果字段是char、varchar类型,length可以小于字段实际长度,如果是blog、text等长文本类型,必须指定length。
[unique]:中括号代表可以省略,如果加上了unique,表示创建唯一索引。
如果table后面只写一个字段,就是单列索引,如果写多个字段,就是复合索引,多个字段之间用逗号隔开。
2.2、删除索引
drop index 索引名称 on 表名;
alter table 表名 drop index 索引名称;
#删除主键索引
alter table 表名 drop primary key;
2.3、查看索引
查看某个表中所有的索引信息如下:
show index from 表名;
2.4、索引修改
可以先删除索引,再重建索引。
3、示例
准备200万数据
/*建库javacode2018*/
DROP DATABASE IF EXISTS javacode2018;
CREATE DATABASE javacode2018;
USE javacode2018;
/*建表test1*/
DROP TABLE IF EXISTS test1;
CREATE TABLE test1 (
id INT NOT NULL COMMENT '编号',
name VARCHAR(20) NOT NULL COMMENT '姓名',
sex TINYINT NOT NULL COMMENT '性别,1:男,2:女',
email VARCHAR(50)
);
/*准备数据*/
DROP PROCEDURE IF EXISTS proc1;
DELIMITER $
CREATE PROCEDURE proc1()
BEGIN
DECLARE i INT DEFAULT 1;
START TRANSACTION;
WHILE i <= 2000000 DO
INSERT INTO test1 (id, name, sex, email) VALUES (i,concat('javacode',i),if(mod(i,2),1,2),concat('javacode',i,'@163.com'));
SET i = i + 1;
if i%10000=0 THEN
COMMIT;
START TRANSACTION;
END IF;
END WHILE;
COMMIT;
END $
DELIMITER ;
CALL proc1();
SELECT count(*) FROM test1;
上图中使用存储过程循环插入了200万记录,表中有4个字段,除了sex列,其他列的值都是没有重复的,表中还未建索引。
插入的200万数据中,id,name,email的值都是没有重复的。
无索引我们体验一下查询速度
mysql> select * from test1 a where a.id = 1;
+----+-----------+-----+-------------------+
| id | name | sex | email |
+----+-----------+-----+-------------------+
| 1 | javacode1 | 1 | javacode1@163.com |
+----+-----------+-----+-------------------+
1 row in set (0.77 sec)
上面我们按id查询了一条记录耗时770毫秒,我们在id上面创建个索引感受一下速度。
创建索引
我们在id上面创建一个索引,感受一下:
mysql> create index idx1 on test1 (id);
Query OK, 0 rows affected (2.82 sec)
Records: 0 Duplicates: 0 Warnings: 0
mysql> select * from test1 a where a.id = 1;
+----+-----------+-----+-------------------+
| id | name | sex | email |
+----+-----------+-----+-------------------+
| 1 | javacode1 | 1 | javacode1@163.com |
+----+-----------+-----+-------------------+
1 row in set (0.00 sec)
上面的查询是不是非常快,耗时1毫秒都不到。
我们在name上也创建个索引,感受一下查询的神速,如下:
mysql> create unique index idx2 on test1(name);
Query OK, 0 rows affected (9.67 sec)
Records: 0 Duplicates: 0 Warnings: 0
mysql> select * from test1 where name = 'javacode1';
+----+-----------+-----+-------------------+
| id | name | sex | email |
+----+-----------+-----+-------------------+
| 1 | javacode1 | 1 | javacode1@163.com |
+----+-----------+-----+-------------------+
1 row in set (0.00 sec)
查询快如闪电,有没有,索引是如此的神奇。
创建索引并指定长度
通过email检索一下数据
mysql> select * from test1 a where a.email = 'javacode1000085@163.com';
+---------+-----------------+-----+-------------------------+
| id | name | sex | email |
+---------+-----------------+-----+-------------------------+
| 1000085 | javacode1000085 | 1 | javacode1000085@163.com |
+---------+-----------------+-----+-------------------------+
1 row in set (1.28 sec)
耗时1秒多,回头去看一下插入数据的sql&
以上是关于MySQL索引详解的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章