本文參考了文「mysql索引背後的資料結構及演算法原理」，之所以還要摘錄，主要是為了形成hbase索引研究的開篇，弄明白什麼索引的本質，如有版權問題，請及時通知。
索引的本質
索引是幫助mysql高效獲取資料的資料結構。索引屬於資料結構的一種。
在資料之外，資料庫系統還維護著滿足特定查詢演算法的資料結構，這些資料結構以某種方式引用（指向）資料，這樣就可以在這些資料結構上實現高階查詢演算法。這個資料結構就是索引。
例子：
圖1展示一種可能的索引。左邊是資料，一共2列，共7條記錄，最左邊是資料記錄的實體地址（邏輯上相鄰的記錄在磁碟上並不一定是物理相鄰的）。為了加快col2的查詢，維護一共右邊的二叉樹，每個節點包含索引鍵值和乙個指向資料庫實體地址的指標，這樣就可以運用二叉樹在o(log2n)的複雜度內獲取資料。
b-tree和b+tree
目前大部分資料庫系統和檔案系統都採用b-tree或其變種b+tree作為索引結構。
b-樹定義：b-樹是一種平衡的多路查詢樹。一顆m階的b-樹，或為空樹，或為滿足下列特徵的m叉樹：
⑴每個節點最多有m棵子樹；
⑵若跟節點不是葉子節點，則至少有2棵子樹；
⑶除跟之外的所有非終端節點至少有[m/2]棵子樹；
⑷所有非重點節點包含以下資訊：(n,k1,a1,k…,kn,an)其中：
ki(i=1,…,n)為關鍵字，且ki
i+1ai(1=1,…,n)為指向子樹跟節點的指標，且ai-1所指示子樹中所有節點的關鍵字的值都小於ki,ai所指示子樹所有節點的關鍵字的值都大於ki
⑸所有的葉子節點都出現在同一層上
如：（m=3）的b-樹
b-樹索引，從根節點開始，對節點內關鍵字進行二份查詢，如果命中，則結束，否則進入查詢關鍵字所屬範圍的兒子節點，重複，知道對應的兒子節點指標為空或已經是葉子節點。
b-樹特徵：
⑴關鍵字集合分布在整棵樹中；
⑵任何關鍵字出現且只出現在乙個節點中；
b+樹：b-樹的一種變型樹，它與b-樹的差異在於：
⑴有n棵子樹的結點含有n個關鍵字；
⑵所有的葉子節點包含全部關鍵字資訊，及指向這些關鍵字的指標，且葉子節點之間是自小而大順序鏈結；
⑶所有非葉子節點僅包含其子樹最大(或最小)關鍵字。
通常b+樹有2個頭指標，乙個指向頭指標，乙個指向關鍵字最小的葉子節點。下圖為乙個b+樹的示例圖：
b+樹索引，在查詢時，若非葉子節點的關鍵字等於給定值，並不終止，而是繼續向下，直至葉子節點。
一般來說，索引本身也很大，不可能全部儲存在記憶體中，因此索引往往以索引檔案的形式存在磁碟上，索引查詢過程中就要產生磁碟i/o操作，因此索引要儘量減少查詢過程的i/o訪問次數。
主存儲存原理
目前計算機的主存基本都是隨機讀取儲存器(ram)，下圖展現了乙個主存模型：
主存是一系列的儲存單元組成的矩陣，每個儲存單元儲存固定大小的資料。每個儲存單元有唯一的位址，通過行位址和列位址可以唯一定位乙個儲存單元。當系統需要讀取主存時，則將位址訊號放在位址匯流排上傳給主存，主存讀到位址訊號，解析訊號並定位到制定的儲存單元，然後將此儲存單元上資料放在資料匯流排上，供其他部件讀取。寫主存類似，系統將要寫入的位址和資料分別放在位址匯流排和資料匯流排上，主存讀取2個匯流排的內容，做相應的寫操作。
磁碟訪問原理
索引檢索需要磁碟io，磁碟io存在機械運動耗費，因此磁碟io的時間消耗是巨大的：
乙個磁碟由大小相同且同軸的圓盤組成，圓盤可以轉動。在磁碟的一側有磁頭支架，磁頭支架固定一組磁頭，每個磁頭負責訪問乙個磁碟的內容，磁頭不能運動，但可以沿半徑方向運動。
磁碟被劃分為一系列同心環，圓心是磁碟的中心每個同心環叫做乙個磁軌；磁軌被沿半徑劃分為乙個個小的段，叫扇區。每個扇區是磁碟的最小儲存單位。
mysql索引實現
1、myisam索引實現
myisam引擎使用b+樹作為索引結構，葉子節點的data域存放的是資料記錄的位址，如下：
資料庫記錄存在磁碟的一塊地方，索引指示資料庫每條記錄的存放位址，從索引查詢到位址後，直接從該處讀取就可以獲得資料。此型別索引，主索引和輔助索引在結構上並沒有任何區別，指示主索引要求key是唯一的，而輔助索引key可以是重複的。
2、innodb索引實現
innodb也使用b+tree作為索引結構。但是⑴節點位置存放的不是資料位址，而是記錄值，如下：
上圖中葉子節點中包含完整的資料記錄。
這種索引使得按主鍵的搜尋十分高效，但輔助索引的搜尋需要2遍索引。
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