剖析Mysql的InnoDB索引

摘要：

本篇介绍下Mysql的InnoDB索引相关知识，从各种树到索引原理到存储的细节。

InnoDB是Mysql的默认存储引擎(Mysql5.5.5之前是MyISAM，文档)。本着高效学习的目的，本篇以介绍InnoDB为主。少量涉及MyISAM作为对照。

这篇文章是我在学习过程中总结完毕的。内容主要来自书本和博客(參考文献会给出)。过程中增加了一些自己的理解。描写叙述不准确的地方烦请指出。

1 各种树形结构

本来不打算从二叉搜索树開始，由于网上已经有太多相关文章，可是考虑到清晰的图示对理解问题有非常大帮助。也为了保证文章完整性，最后还是加上了这部分。

先看看几种树形结构：

1 搜索二叉树：每一个节点有两个子节点。数据量的增大必定导致高度的高速添加。显然这个不适合作为大量数据存储的基础结构。

2 B树：一棵m阶B树是一棵平衡的m路搜索树。

最重要的性质是每一个非根节点所包括的keyword个数 j 满足：┌m/2┐ - 1 <= j <= m - 1；一个节点的子节点数量会比keyword个数多1，这样keyword就变成了子节点的切割标志。

通常会在图示中把keyword画到子节点中间。很形象，也easy和后面的B+树区分。因为数据同一时候存在于叶子节点和非叶子结点中，无法简单完毕按顺序遍历B树中的keyword，必须用中序遍历的方法。

3 B+树：一棵m阶B树是一棵平衡的m路搜索树。

最重要的性质是每一个非根节点所包括的keyword个数 j 满足：┌m/2┐ - 1 <= j <= m；子树的个数最多能够与keyword一样多。

非叶节点存储的是子树里最小的keyword。同一时候数据节点仅仅存在于叶子节点中。且叶子节点间添加了横向的指针，这样顺序遍历全部数据将变得很easy。

4 B*树：一棵m阶B树是一棵平衡的m路搜索树。最重要的两个性质是1每一个非根节点所包括的keyword个数 j 满足：┌m2/3┐ - 1 <= j <= m；2非叶节点间加入了横向指针。

B/B+/B*三种树有相似的操作，比方检索/插入/删除节点。这里仅仅重点关注插入节点的情况，且仅仅分析他们在当前节点已满情况下的插入操作。由于这个动作略微复杂且能充分体现几种树的差异。

与之对照的是检索节点比較easy实现，而删除节点仅仅要完毕与插入相反的过程就可以（在实际应用中删除并非插入的全然逆操作。往往仅仅删除数据而保留下空间为兴许使用）。

先看B树的分裂，下图的红色值即为每次新插入的节点。

每当一个节点满后，就须要发生分裂（分裂是一个递归过程，參考以下7的插入导致了两层分裂）。因为B树的非叶子节点相同保存了键值。所以已满节点分裂后的值将分布在三个地方：1原节点，2原节点的父节点。3原节点的新建兄弟节点（參考5。7的插入过程）。

分裂有可能导致树的高度添加（參考3。7的插入过程）。也可能不影响树的高度（參考5。6的插入过程）。

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B+树的分裂：当一个结点满时。分配一个新的结点，并将原结点中1/2的数据拷贝到新结点。最后在父结点中添加新结点的指针；B+树的分裂仅仅影响原结点和父结点，而不会影响兄弟结点。所以它不须要指向兄弟节点的指针。

B*树的分裂：当一个结点满时，假设它的下一个兄弟结点未满，那么将一部分数据移到兄弟结点中。再在原结点插入keyword，最后改动父结点中兄弟结点的keyword（由于兄弟结点的keyword范围改变了）。假设兄弟也满了。则在原结点与兄弟结点之间添加新结点。并各复制1/3的数据到新结点。最后在父结点添加新结点的指针。

能够看到B*树的分裂很巧妙。由于B*树要保证分裂后的节点还要2/3满，假设採用B+树的方法，仅仅是简单的将已满的节点一分为二，会导致每一个节点仅仅有1/2满，这不满足B*树的要求了。所以B*树採取的策略是在本节点满后。继续插入兄弟节点（这也是为什么B*树须要在非叶子节点加一个兄弟间的链表），直到把兄弟节点也塞满，然后拉上兄弟节点一起凑份子，自己和兄弟节点各出资1/3成立新节点，这种结果是3个节点刚好是2/3满，达到B*树的要求，皆大欢喜。

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B+树适合作为数据库的基础结构。全然是由于计算机的内存-机械硬盘两层存储结构。内存能够完毕高速的随机訪问（随机訪问即给出随意一个地址，要求返回这个地址存储的数据）可是容量较小。而硬盘的随机訪问要经过机械动作（1磁头移动 2盘片转动），訪问效率比内存低几个数量级，可是硬盘容量较大。典型的数据库容量大大超过可用内存大小，这就决定了在B+树中检索一条数据非常可能要借助几次磁盘IO操作来完毕。

例如以下图所看到的：通常向下读取一个节点的动作可能会是一次磁盘IO操作，只是非叶节点一般会在初始阶段加载内存以加快訪问速度。同一时候为提高在节点间横向遍历速度。真实数据库中可能会将图中蓝色的CPU计算/内存读取优化成二叉搜索树（InnoDB中的page
directory机制）。

真实数据库中的B+树应该是很扁平的，能够通过向表中顺序插入足够数据的方式来验证InnoDB中的B+树究竟有多扁平。我们通过例如以下图的CREATE语句建立一个仅仅有简单字段的測试表，然后不断加入数据来填充这个表。通过下图的统计数据（来源见參考文献1）能够分析出几个直观的结论，这几个结论宏观的展现了数据库里B+树的尺度。

1 每一个叶子节点存储了468行数据，每一个非叶子节点存储了大约1200个键值，这是一棵平衡的1200路搜索树！

2 对于一个22.1G容量的表。也仅仅须要高度为3的B+树就能存储了，这个容量大概能满足非常多应用的须要了。假设把高度增大到4。则B+树的存储容量立马增大到25.9T之巨！

3 对于一个22.1G容量的表，B+树的高度是3。如果要把非叶节点所有载入到内存也仅仅须要少于18.8M的内存（怎样得出的这个结论？由于对于高度为2的树，1203个叶子节点也仅仅须要18.8M空间，而22.1G从良表的高度是3，非叶节点1204个。

同一时候我们如果叶子节点的尺寸是大于非叶节点的，由于叶子节点存储了行数据而非叶节点仅仅有键和少量数据。

）。仅仅使用如此少的内存就能够保证仅仅须要一次磁盘IO操作就检索出所需的数据，效率是很之高的。

2 Mysql的存储引擎和索引

能够说数据库必须有索引，没有索引则检索过程变成了顺序查找，O(n)的时间复杂度差点儿是不能忍受的。我们很easy想象出一个仅仅有单keyword组成的表怎样使用B+树进行索引，仅仅要将keyword存储到树的节点就可以。当数据库一条记录里包括多个字段时，一棵B+树就仅仅能存储主键。假设检索的是非主键字段，则主键索引失去作用，又变成顺序查找了。

这时应该在第二个要检索的列上建立第二套索引。

这个索引由独立的B+树来组织。

有两种常见的方法能够解决多个B+树訪问同一套表数据的问题。一种叫做聚簇索引（clustered index ），一种叫做非聚簇索引（secondary
index）。

这两个名字尽管都叫做索引。但这并非一种单独的索引类型。而是一种数据存储方式。对于聚簇索引存储来说，行数据和主键B+树存储在一起。辅助键B+树仅仅存储辅助键和主键。主键和非主键B+树差点儿是两种类型的树。

对于非聚簇索引存储来说。主键B+树在叶子节点存储指向真正数据行的指针，而非主键。

InnoDB使用的是聚簇索引，将主键组织到一棵B+树中，而行数据就储存在叶子节点上，若使用"where id = 14"这种条件查找主键，则依照B+树的检索算法就可以查找到相应的叶节点，之后获得行数据。

若对Name列进行条件搜索。则须要两个步骤：第一步在辅助索引B+树中检索Name。到达其叶子节点获取相应的主键。第二步使用主键在主索引B+树种再运行一次B+树检索操作，终于到达叶子节点就可以获取整行数据。

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。节点的结构全然一致仅仅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，这两个键没有不论什么区别。因为索引树是独立的。通过辅助键检索无需訪问主键的索引树。

为了更形象说明这两种索引的差别。我们假想一个表例如以下图存储了4行数据。当中Id作为主索引。Name作为辅助索引。图示清晰的显示了聚簇索引和非聚簇索引的差异。

我们重点关注聚簇索引，看上去聚簇索引的效率明显要低于非聚簇索引。由于每次使用辅助索引检索都要经过两次B+树查找，这不是多此一举吗？聚簇索引的优势在哪？

1 因为行数据和叶子节点存储在一起，这样主键和行数据是一起被加载内存的，找到叶子节点就能够立马将行数据返回了。假设依照主键Id来组织数据，获得数据更快。

2 辅助索引使用主键作为"指针" 而不是使用地址值作为指针的优点是，降低了当出现行移动或者数据页分裂时辅助索引的维护工作，使用主键值当作指针会让辅助索引占用很多其它的空间，换来的优点是InnoDB在移动行时无须更新辅助索引中的这个"指针"。

也就是说行的位置（实现中通过16K的Page来定位，后面会涉及）会随着数据库里数据的改动而发生变化（前面的B+树节点分裂以及Page的分裂），使用聚簇索引就能够保证无论这个主键B+树的节点怎样变化，辅助索引树都不受影响。

3 Page结构

假设说前面的内容偏向于解释原理，那后面就開始涉及详细实现了。

理解InnoDB的实现不得不提Page结构，Page是整个InnoDB存储的最基本构件，也是InnoDB磁盘管理的最小单位。与数据库相关的全部内容都存储在这样的Page结构里。

Page分为几种类型，常见的页类型有数据页（B-tree Node）Undo页（Undo Log Page）系统页（System Page） 事务数据页（Transaction System Page）等。单个Page的大小是16K（编译宏UNIV_PAGE_SIZE控制），每一个Page使用一个32位的int值来唯一标识，这也正好相应InnoDB最大64TB的存储容量（16Kib
* 2^32 = 64Tib）。一个Page的基本结构例如以下图所看到的：

每一个Page都有通用的头和尾。可是中部的内容依据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的头部具体信息显示出来：

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，头部还有Page的类型信息和用来唯一标识Page的编号。依据这两个指针我们非常easy想象出Page链接起来就是一个双向链表的结构。

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占领Page的大部分空间，User Records由一条一条的Record组成，每条记录代表索引树上的一个节点（非叶子节点和叶子节点）。

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的段里。这个System
Records和User Records是两个平行的段。InnoDB存在4种不同的Record，它们各自是1主键索引树非叶节点 2主键索引树叶子节点 3辅助键索引树非叶节点 4辅助键索引树叶子节点。

这4种节点的Record格式有一些差异，可是它们都存储着Next指针指向下一个Record。兴许我们会具体介绍这4种节点，如今仅仅须要把Record当成一个存储了数据同一时候含有Next指针的单链表节点就可以。

User Record在Page内以单链表的形式存在。最初数据是依照插入的先后顺序排列的，可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。但他们依旧保持着逻辑上的先后顺序。

把User Record的组织形式和若干Page组合起来，就看到了略微完整的形式。

如今看下怎样定位一个Record：

1 通过根节点開始遍历一个索引的B+树，通过各层非叶子节点终于到达一个Page，这个Page里存放的都是叶子节点。

2 在Page内从"Infimum"节点開始遍历单链表（这样的遍历往往会被优化），假设找到该键则成功返回。假设记录到达了"supremum"。说明当前Page里没有合适的键。这时要借助Page的Next Page指针，跳转到下一个Page继续从"Infimum"開始逐个查找。

具体看下不同类型的Record里究竟存储了什么数据，依据B+树节点的不同，User Record能够被分成四种格式。下图种依照颜色予以区分。

1 主索引树非叶节点（绿色）

1 子节点存储的主键里最小的值（Min Cluster Key on Child），这是B+树必须的，作用是在一个Page里定位到详细的记录的位置。

2 最小的值所在的Page的编号（Child Page Number），作用是定位Record。

2 主索引树叶子节点（黄色）

1 主键（Cluster Key Fields），B+树必须的。也是数据行的一部分

2 除去主键以外的全部列（Non-Key Fields）。这是数据行的除去主键的其它全部列的集合。

这里的1和2两部分加起来就是一个完整的数据行。

3 辅助索引树非叶节点非（蓝色）

1 子节点里存储的辅助键值里的最小的值（Min Secondary-Key on Child）。这是B+树必须的，作用是在一个Page里定位到详细的记录的位置。

2 主键值（Cluster Key Fields）。非叶子节点为什么要存储主键呢？由于辅助索引是能够不唯一的，可是B+树要求键的值必须唯一。所以这里把辅助键的值和主键的值合并起来作为在B+树中的真正键值。保证了唯一性。可是这也导致在辅助索引B+树中非叶节点反而比叶子节点多了4个字节。（即下图中蓝色节点反而比红色多了4字节）

3 最小的值所在的Page的编号（Child Page Number），作用是定位Record。

4 辅助索引树叶子节点（红色）

1 辅助索引键值（Secondary Key Fields），这是B+树必须的。

2 主键值（Cluster Key Fields），用来在主索引树里再做一次B+树检索来找到整条记录。

以下是本篇最重要的部分了，结合B+树的结构和前面介绍的4种Record的内容，我们最终能够画出一幅全景图。因为辅助索引的B+树与主键索引有相似的结构，这里仅仅画出了主键索引树的结构图，仅仅包括了"主键非叶节点"和"主键叶子节点"两种节点。也就是上图的的绿色和黄色的部分。

把上图还原成以下这个更简洁的树形示意图，这就是B+树的一部分。注意Page和B+树节点之间并没有一一相应的关系。Page仅仅是作为一个Record的保存容器，它存在的目的是便于对磁盘空间进行批量管理，上图中的编号为47的Page在树形结构上就被拆分成了两个独立节点。

至此本篇就算结束了。本篇仅仅是对InnoDB索引相关的数据结构和实现进行了一些梳理总结，并未涉及到Mysql的实战经验。这主要是基于几点原因：

1 原理是基石，仅仅有充分了解InnoDB索引的工作方式，我们才有能力高效的使用好它。

2 原理性知识特别适合使用图示，我个人很喜欢这样的表达方式。

3 关于InnoDB优化，在《高性能Mysql》里有更加全面的介绍，对优化Mysql感兴趣的同学全然能够自己获取相关知识，我自己的积累还未达到能分享这些内容的地步。

另：对InnoDB实现有很多其它兴趣的同学能够看看Jeremy Cole的博客（參考文献三篇文章的来源）。这位老兄曾先后在Mysql。Yahoo，Twitter。Google从事数据库相关工作。他的文章很棒！

參考文献：

[1] Jeremy Cole The physical structure of InnoDB index pages

[2] Jeremy Cole B+Tree index structures in InnoDB

[3] Jeremy Cole The physical structure of records in InnoDB

[4] 姜承尧  MySQL技术内幕-InnoDB存储引擎 第二版

[5] Schwartz,B / Zaitsev,P / Tkach 高性能Mysql 第三版

[6] B-tree wiki