【MySQL】从数据页的角度看 B+ 树

1  前言

我们都知道 MySQL 里 InnoDB 存储引擎是采用 B+ 树来组织数据的。但是大家知道 B+ 树里的节点里存放的是什么呢？查询数据的过程又是怎样的？那么这节我们从数据页的角度看 B+ 树，看看每个节点长啥样。

2  InnoDB 是如何存储数据的？

MySQL 支持多种存储引擎，不同的存储引擎，存储数据的方式也是不同的，我们最常使用的是 InnoDB 存储引擎，所以就跟大家图解下InnoDB 是如何存储数据的。

记录是按照行来存储的，但是数据库的读取并不以「行」为单位，否则一次读取（也就是一次 I/O 操作）只能处理一行数据，效率会非常低。

因此，InnoDB 的数据是按「数据页」为单位来读写的，也就是说，当需要读一条记录的时候，并不是将这个记录本身从磁盘读出来，而是以页为单位，将其整体读入内存。

数据库的 I/O 操作的最小单位是页，InnoDB 数据页的默认大小是 16KB，意味着数据库每次读写都是以 16KB 为单位的，一次最少从磁盘中读取 16K 的内容到内存中，一次最少把内存中的 16K 内容刷新到磁盘中。

数据页包括七个部分，结构如下图：

这 7 个部分的作用如下图：

在 File Header 中有两个指针，分别指向上一个数据页和下一个数据页，连接起来的页相当于一个双向的链表，如下图所示：

采用链表的结构是让数据页之间不需要是物理上的连续的，而是逻辑上的连续。

数据页的主要作用是存储记录，也就是数据库的数据，所以重点说一下数据页中的 User Records 是怎么组织数据的。

数据页中的记录按照「主键」顺序组成单向链表，单向链表的特点就是插入、删除非常方便，但是检索效率不高，最差的情况下需要遍历链表上的所有节点才能完成检索。

因此，数据页中有一个页目录，起到记录的索引作用，就像我们书那样，针对书中内容的每个章节设立了一个目录，想看某个章节的时候，可以查看目录，快速找到对应的章节的页数，而数据页中的页目录就是为了能快速找到记录。

那 InnoDB 是如何给记录创建页目录的呢？页目录与记录的关系如下图：

页目录创建的过程如下：

1. 将所有的记录划分成几个组，这些记录包括最小记录和最大记录，但不包括标记为“已删除”的记录；

2. 每个记录组的最后一条记录就是组内最大的那条记录，并且最后一条记录的头信息中会存储该组一共有多少条记录，作为 n_owned 字段（上图中粉红色字段）

3. 页目录用来存储每组最后一条记录的地址偏移量，这些地址偏移量会按照先后顺序存储起来，每组的地址偏移量也被称之为槽（slot），每个槽相当于指针指向了不同组的最后一个记录。

从图可以看到，页目录就是由多个槽组成的，槽相当于分组记录的索引。然后，因为记录是按照「主键值」从小到大排序的，所以我们通过槽查找记录时，可以使用二分法快速定位要查询的记录在哪个槽（哪个记录分组），定位到槽后，再遍历槽内的所有记录，找到对应的记录，无需从最小记录开始遍历整个页中的记录链表。

以上面那张图举个例子，5 个槽的编号分别为 0，1，2，3，4，我想查找主键为 11 的用户记录：

• 先二分得出槽中间位是 (0+4)/2=2 ，2号槽里最大的记录为 8。因为 11 > 8，所以需要从 2 号槽后继续搜索记录；

• 再使用二分搜索出 2 号和 4 槽的中间位是 (2+4)/2= 3，3 号槽里最大的记录为 12。因为 11 < 12，所以主键为 11 的记录在 3 号槽里；

• 再从 3 号槽指向的主键值为 9 记录开始向下搜索 2 次，定位到主键为 11 的记录，取出该条记录的信息即为我们想要查找的内容。

看到第三步的时候，可能有的同学会疑问，如果某个槽内的记录很多，然后因为记录都是单向链表串起来的，那这样在槽内查找某个记录的时间复杂度不就是 O(n) 了吗？

这点不用担心，InnoDB 对每个分组中的记录条数都是有规定的，槽内的记录就只有几条：

• 第一个分组中的记录只能有 1 条记录；

• 最后一个分组中的记录条数范围只能在 1-8 条之间；

• 剩下的分组中记录条数范围只能在 4-8 条之间。

3  B+ 树是如何进行查询的？

上面我们都是在说一个数据页中的记录检索，因为一个数据页中的记录是有限的，且主键值是有序的，所以通过对所有记录进行分组，然后将组号（槽号）存储到页目录，使其起到索引作用，通过二分查找的方法快速检索到记录在哪个分组，来降低检索的时间复杂度。

但是，当我们需要存储大量的记录时，就需要多个数据页，这时我们就需要考虑如何建立合适的索引，才能方便定位记录所在的页。

为了解决这个问题，InnoDB 采用了 B+ 树作为索引。磁盘的 I/O 操作次数对索引的使用效率至关重要，因此在构造索引的时候，我们更倾向于采用“矮胖”的 B+ 树数据结构，这样所需要进行的磁盘 I/O 次数更少，而且 B+ 树 更适合进行关键字的范围查询。

InnoDB 里的 B+ 树中的每个节点都是一个数据页，结构示意图如下：

通过上图，我们看出  B+ 树的特点：

• 只有叶子节点（最底层的节点）才存放了数据，非叶子节点（其他上层节）仅用来存放目录项作为索引。

• 非叶子节点分为不同层次，通过分层来降低每一层的搜索量；

• 所有节点按照索引键大小排序，构成一个双向链表，便于范围查询；

我们再看看 B+ 树如何实现快速查找主键为 6 的记录，以上图为例子：

• 从根节点开始，通过二分法快速定位到符合页内范围包含查询值的页，因为查询的主键值为 6，在[1, 7)范围之间，所以到页 30 中查找更详细的目录项；

• 在非叶子节点（页30）中，继续通过二分法快速定位到符合页内范围包含查询值的页，主键值大于 5，所以就到叶子节点（页16）查找记录；

• 接着，在叶子节点（页16）中，通过槽查找记录时，使用二分法快速定位要查询的记录在哪个槽（哪个记录分组），定位到槽后，再遍历槽内的所有记录，找到主键为 6 的记录。

可以看到，在定位记录所在哪一个页时，也是通过二分法快速定位到包含该记录的页。定位到该页后，又会在该页内进行二分法快速定位记录所在的分组（槽号），最后在分组内进行遍历查找。

4  聚集索引和二级索引

索引又可以分成聚集索引和非聚集索引（二级索引），它们区别就在于叶子节点存放的是什么数据：

• 聚集索引的叶子节点存放的是实际数据，所有完整的用户记录都存放在聚集索引的叶子节点；

• 二级索引的叶子节点存放的是主键值，而不是实际数据。

因为表的数据都是存放在聚集索引的叶子节点里，所以 InnoDB 存储引擎一定会为表创建一个聚集索引，且由于数据在物理上只会保存一份，所以聚簇索引只能有一个。

InnoDB 在创建聚簇索引时，会根据不同的场景选择不同的列作为索引：

• 如果有主键，默认会使用主键作为聚簇索引的索引键；

• 如果没有主键，就选择第一个不包含 NULL 值的唯一列作为聚簇索引的索引键；

• 在上面两个都没有的情况下，InnoDB 将自动生成一个隐式自增 id 列作为聚簇索引的索引键；

一张表只能有一个聚簇索引，那为了实现非主键字段的快速搜索，就引出了二级索引（非聚簇索引/辅助索引），它也是利用了 B+ 树的数据结构，但是二级索引的叶子节点存放的是主键值，不是实际数据。

二级索引的 B+ 树如下图，数据部分为主键值：

因此，如果某个查询语句使用了二级索引，但是查询的数据不是主键值，这时在二级索引找到主键值后，需要去聚簇索引中获得数据行，这个过程就叫作「回表」，也就是说要查两个 B+ 树才能查到数据。不过，当查询的数据是主键值时，因为只在二级索引就能查询到，不用再去聚簇索引查，这个过程就叫作「索引覆盖」，也就是只需要查一个 B+ 树就能找到数据。

5  小结

InnoDB 的数据是按「数据页」为单位来读写的，默认数据页大小为 16 KB。每个数据页之间通过双向链表的形式组织起来，物理上不连续，但是逻辑上连续。

数据页内包含用户记录，每个记录之间用单项链表的方式组织起来，为了加快在数据页内高效查询记录，设计了一个页目录，页目录存储各个槽（分组），且主键值是有序的，于是可以通过二分查找法的方式进行检索从而提高效率。

为了高效查询记录所在的数据页，InnoDB 采用 B+ 树作为索引，每个节点都是一个数据页。

如果叶子节点存储的是实际数据的就是聚簇索引，一个表只能有一个聚簇索引；如果叶子节点存储的不是实际数据，而是主键值则就是二级索引，一个表中可以有多个二级索引。

在使用二级索引进行查找数据时，如果查询的数据能在二级索引找到，那么就是「索引覆盖」操作，如果查询的数据不在二级索引里，就需要先在二级索引找到主键值，需要去聚簇索引中获得数据行，这个过程就叫作「回表」。

好啦，关于数据页的我们就看到这里哈，有理解不对的地方欢迎指正哈。