一索引

索引
MySQL官网解释：索引是帮助MySQL高效获取数据的排好序的数据结构

索引数据结构：

二叉树
红黑树
Hash表
B-Tree

案例：有一张两列七行的一个表t
在这里插入图片描述
假如我们的查找sql语句是：

select * from t where t.col2=89;

正常情况下，需要一行一行取出来col2的值，然后与89进行比对，直到找到为止；

MySQL一张表里的数据，多行数据不一定是在磁盘里挨着存储的（因为假如存了一行数据后，几天后才存第二行数据，中间的时间段里可能会有其他数据存入磁盘），是随机存放的；执行一条查询sql语句（假如表里数据很多），每次从磁盘里取一条数据，都需要与磁盘做一次I/O读取交互，取出数据后做比对看是不是自己需要的数据，这样性能非常低下；我们的目的是，减少查找我们需要的数据时与磁盘的交互次数（减少查找次数），只要把这个次数控制在一定范围内，效率就会提升很多；此时，索引就诞生了；

如下，给col2做索引，前边已经提到了，索引就是一个数据结构，比如二叉树

二叉树
那我们把col2这列数据放在二叉树（左子节点小于父节点、右子节点大于父节点）里即可，如下：
在这里插入图片描述
查找89的话，只查找两次即可查到；第一次拿到34，发现不是我们要找的数据，且我们要找的数据大于34，应该在34右子节点查找，第二次即可找到89；

上图树中，每个节点存放key/value，其中key存放的是col2字段对应的值（34、77…89、23），value存放的是索引所在行的磁盘文件地址；

其实MySQL索引底层用的不是二叉树，原因如下

如果我们的查询col1的语句是这样的：

select * from t where t.col1=6;

如果是二叉树的话，那么col1对应的二叉树就是这样的：

在这里插入图片描述

此时的二叉树相当于变成了链表，查找col1=6的次数还是6次，没有提升查询效率；
即如果索引使用二叉树的话，遇到这种列的数据是递增的数据，二叉树就不会起到作用，所以索引底层没有用二叉树做；

红黑树
红黑树也叫二叉平衡树，有把树自动平衡的功能，col1对应的红黑树如下：
在这里插入图片描述
此时，查找col1=6的次数为3次；

MySQL索引底层用的也不是红黑树，原因如下：
树的高度的限制：当表的数据量太大，比如500w，那树的高度就非常高了，比如树高度达到了20，并且要查的数据位于最下边的叶子节点，至少需要20次查找，要做20次磁盘IO；所以我们要做的是把树的高度降下来，比如高度<=4，或者高度<=3等，我们是可以接受的——B树；

B树

叶节点具有相同的深度，叶节点的指针为空
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

之前的红黑树只有一个根节点，B树有多个跟节点（水平扩展）
在这里插入图片描述
MySQL索引底层也没有用纯粹的B树，而是对B树做了优化，即B+树

B+Tree(BTree变种)

非叶子节点不存储data，只存储索引(冗余)，可以放更多的索引（即叶子结点里包含了表里所有的索引元素）
非叶子节点称为冗余索引，非叶子节点从叶子节点得到一些数据后，构建起来B+树（即非叶子节点就是为了构建B+树的）
叶子节点包含所有索引字段
叶子节点之间用指针连接（B树没有指针），存储着当前节点在磁盘上的位置，提高区间访问的性能

下边每一行我们称之为一页

在这里插入图片描述
MySQL索引底层用的就是B+树；
假如我们查找的col1=30，会先把根节点这一页（15、56、77）全部load到内存（RAM）里去（相对比较耗时），然后把30和内存里的这几个数据做比对（相对不耗时），假如使用二分查找快速定位到30是位于15~56之间；然后就把15这页数据（15、20、49）也加载到内存里，与30进行比对…;

那为什么不去掉其他节点，只留叶子结点，把所有的数据都放在叶子结点里，然后把叶子节点一次性load到内存里，直接把30和内存里的数据做折半查找呢？这样数据量大的话，内存容易撑爆；

每一页的大小大概16K

#查看mysql页大小：16384字节——16KB
SHOW GLOBAL STATUS  LIKE 'Innodb_page_size'

B+树放满后可以存放的数据量大概是多少？
为什么是16KB？
假如使用bigInt类型（8bit），则每一个索引占8bit，而上图中15和16中间存的是下一行（页）的地址（15、20、49的地址），这个地址占6bit；则一页数据16KB放满后，可以放的索引元素个数：16kb/(8+6)b=1170; 叶子结点特殊一些，就拿15这个叶子节点来说，data里存的可能是15这个索引所在磁盘空间地址，也可能存的是所在行的所有的其他列，data数据可能比较大，假如放的是一行数据，撑死了也就1kb（一行记录一般不会超过1kb），则这个叶子节点大概可以放的数据量为：1kb/(8+6)b=16（由于一般达不到1kb，所以得出的16这个值是假设的值，并不是在这里真正计算出来的）；

综上，当B+树被放满后，可以放的索引数据量为：
1170X1170X16=21,902,400，即两千多万条；而树的高度仅仅是3，即3次IO就找到数据了；

MySQL的根节点其实是直接在内存里的（根节点常驻内存，即上图的15、56、77在最开始的时候就已经在内存里了），也就是说其实不是3次IO，而是2次；MySQL高版本后，把所有非叶子节点都放到了内存里了，这样就更快了；

为什么MySQL索引底层使用了B+树，而不是B树？
上边已经说了，B+树存储2000万条数的话，树高度只有3；如果是B树呢？
B树如下：
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每一个data最大1kb，而每一页是16kb，所以每页（行）数据只能放16个索引元素，即16的n次方要达到2000万，这个n就是树的高度；很明显，n这个高度远远大于B+树的高度3；

表和索引是存储在磁盘里的，如果没有改配置的话，默认存的地方是：
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二 MySQL表的存储引擎

2.1 存储引擎介绍

存储引擎是使用数据库的还是使用数据库表的？是数据库表的。

我们使用MySQL的Navcat建表的时候可以选择存储引擎，如下：
在这里插入图片描述
一般选择的存储引擎是InnorDB，早期版本使用MyISAM存储引擎

2.2 MyISAM存储引擎（已经不用了）

新建一张表，使用MyISAM做存储引擎，如下
在这里插入图片描述

.frm: 存放数据表结构的信息（frame框架简称）
.MYD: 存放数据（MY即MyISAM首字母，D是DATA）
.MYI: 存放索引（MY即MyISAM首字母，I是index索引）

MyISAM索引文件和数据文件是分离的(非聚集)

在这里插入图片描述
假如查的条件如下

select * from t where t.col1=30;

MySQL会先去MYI文件索引树里定位到索引元素为0xF3，然后根据0xF3在磁盘文件地址，在MYD文件里找到数据在磁盘里的一行数据；

2.3 InnorDB存储引擎

新建一张表，使用InnorDB做存储引擎，如下

.frm: 存放数据表结构的信息（frame框架简称）
.ibd: 存放数据和索引（）

InnoDB索引实现(聚集)

表数据文件本身就是按B+Tree组织的一个索引结构文件
聚集索引-叶节点包含了完整的数据记录

在这里插入图片描述
上图可知，叶子结点存放了当前所在行的其他列的数据，如15这个节点存放了15所在行的所有其他列的数据34、Bob等（聚集索引）；

即InnoDB的数据和索引在同一棵树里（同一个文件、聚集索引），而MyISAM是不在同一棵树里的（非聚集索引）；

聚集索引与非聚集索引查找起来哪个快？
聚集快，因为聚集索引不需要跨文件查找；

为什么建议InnoDB表建主键，并且推荐使用整型的自增主键？

ibd文件必须要用一棵B+树来组织，那这个B+树从哪里来呢？如果表里自带主键的话，那就直接使用这个主键这列数据来构建B+树的整个表的数据。没有主键呢？没有主键的话，会从第一列开始，去选择一列数据都不重复的列作为主键，用这列数据来组织成一棵B+树；如果没有选到符合条件的列呢（没有一列数据是都不相等的）？那MySQL会新建立一个隐藏列，这个隐藏列会维护一个唯一id，来组织整张表的数据；

综上：我们建了主键后，就不需要那么麻烦了，不需要MySQL做那么多额外工作了；

那为什么推荐主键要使用整形且自增的呢？

整形原因

在找索引的时候，在B+树这棵树里要进行比大小的操作，而uuid是字符串，比大小要通过ASSIC码先后顺序来比较，且要逐个字符来比，所以整形效率高；
而且整形占用空间相对小很多；

自增原因
先来了解一下Hash结构

建索引的时候默认是B+Tree，也可以选择Hash结构
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Hash结构

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

表如下
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把col3作为hash索引的话，当插入一条数据的时候，会对这个数据做一个hash算法（md5等很多种算法），得到的hash值放进hash桶里（hash数组），得到的hash值一样的话就就是hash冲突了，则生成一个链表来存hash值一样的数据；例如我们要查找name=Alice的一行数据，先对Alice做hash运算，得到hash值再去对应的链表里进行遍历；链表里的每个节点除了存放索引元素外，还存放了索引所在行的磁盘文件地址；
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貌似这种hash查找更快一点；那为什么不用Hash结构，而要用B+树呢？主要是因为hash不支持=、in、范围查询；B+树在叶子结点有一个双向指针，且B+树是排好序的，所以支持范围查询；

非自增：新增数据的时候，会导致节点分裂，然后对树做一个平衡；
自增：新增数据的时候，不会分裂节点，会再新起一个节点；

为什么非主键索引结构叶子节点存储的是主键值？(一致性和节省存储空间)
如下，对col3做索引后，叶子节点Alice存储了主键值18
在这里插入图片描述
二级索引先找到主键索引，然后通过主键索引再找到具体的数据（二级索引有回表操作）；

三联合索引（复合索引）

一张表不推荐建立多个单值索引；一般通过建立2~3个联合索引，把80%以上的查询sql语句都覆盖到；

建立三个字段的联合主键索引：name、age、position
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会按照索引建立的先后顺序，来排序，先比较name,再比age，再比position来决定先后顺序，排序后放在索引树里；
如name是字符串类型，那就按照Assic比较每一个字符，当通过name能排好序的话，就不看age和position了；name都一样（都叫Bill），那就比较age，age一样的话，就比较position，由于是联合主键，所以这里这三个字段不可能同时相等；

索引最左原理

在上边建立联合索引的前提下，下边哪条语句会走索引？

# 走索引
1 SELECT * FROM employees WHERE name = 'Bill' and age = 31;
# 不走索引
2 SELECT * FROM employees WHERE age = 30 AND position = 'dev';
# 不走索引
3 SELECT * FROM employees WHERE position = 'manager';