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关系型数据库的工作原理(四)

时间:2017-04-01 15:38:01      阅读:307      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:归并排序   数据库连接   成本   style   order   ati   scan   bsp   复杂度   

查询优化:

    现代数据库都使用一种基于成本优化(参见第一部分)的方式进行优化查询,这种方式的思路是给每种基本运算设定一个成本,然后采用某种运算顺序总成本最小的方式进行查询,得到最优的结果。

    为简化理解,对数据库的查询重点放在查询时间复杂度上,而不考虑CPU消耗,内存占用与磁盘I/O,且相比与CPU消耗,数据库瓶颈也更多在磁盘I/O。

    索引

    B+树、bitmap index等都是常见的索引实现方式,不同的索引实现有不同的内存消耗、I/O以及CPU占用。一些现代数据库还可以创建临时索引。

    获取(数据)方式:

    在进行连接查询操作之前,需要先获取数据,以下是常见的获取方式(数据获取的关键在磁盘I/O,故在衡量获取方式时,考察量也应在此)。

    全扫描

    全扫描(full scan or scan),即扫描整个表或者所有索引,全表扫描的磁盘I/O明显高于全索引扫描。

    范围扫描

    AGE字段有索引,当sql使用谓词where age < 20 and age >20时(between and会在上面查询解析阶段改成<和>),便会使用范围索引。参见第一部分知,范围扫描的复杂度为log(N)+M,N是索引中的数据量,M是搜索范围内行数,可见范围扫描比全索引扫描有更低的磁盘I/O。

    唯一扫描

    如果想只需要从索引中取一个值,可用唯一扫描(unique scan)。

    根据rowid获取

    当要查询索引行相关的列时,便会用到rowid,比如查询age=28(age上有索引,name无索引)的人的名字:

Select name from person where age = 28;

    以上的查询会按照:查询索引列age,过滤出age=28的所有行,然后按照查询出来的行号查name列,即先读索引再读表。但下面列子就不用读表了(name有索引):

Select location.street from person, localtion where person.name = person.name;

    该方式在数据量不大时是比较有效的,但当数据量很大时,相当于全扫描了。

    其他获取方式

   以oracle为例

    连接

    获取到数据后对数据进行连接运算,这里介绍三种连接方式:merge join, hash join,     nested loop join,以及引入inner relation和outer relation两个概念。关系数据库中定义了“关系”的定义,它可以是:一个表,一个索引以及前面运算的结果。

    连接两个关系时,数据库连接运算处理两个关系方式可能不同,本文定义:

    连接运算符左边的关系称为outer relation;

    连接运算符右边的关系称为inner relation。

    比如a join b,a称为outer relation(常看见的是外表说法),b称为inner relation(常看见的是内表说法)。多数情况下 a join b 与b join a的成本是不一样的。该部分假定outer relation有N个元素,inner relation有M个元素(实际情况下,这些信息数据库通过统计可以知道,如上部分)。

 嵌套循环连接(Nested loop join):

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                        Fig. 11

  一般分为两个步骤:

  1. 读取outer relation 每一行
  2. 检查inner relation中的每一行是否匹配连接

  伪代码:  

nested_loop_join(array outer, array inner)
  for each row a in outer
    for each row b in inner
      if (match_join_condition(a,b))
        write_result_in_output(a,b)
      end if
    end for
  end for

  显然时间复杂度为(N*M)。从磁盘I/O考虑,算法需要从磁盘读N+N*M行。可知,当M足够小时,只需要读N+M次,这样就可以把读取结果放到内存中,所以一般情况下都会将小的relation作为inner relation。

  当然这虽然改善了磁盘I/O,时间复杂度并没有变化。如果进一步优化磁盘I/O,还可以考虑将inner relation用索引来替换。 

  考虑尽可能将inner relation放到内存,做一个改进,基本思路:

  1. 不逐行读取两个关系,而是分组读取,将组信息放到内存中;
  2. 对比(内存中)的组间行,保留符合连接条件的行
  3. 依次加载其他组直至对比两关系中所有组。

     伪代码

// improved version to reduce the disk I/O.
nested_loop_join_v2(file outer, file inner)
  for each bunch ba in outer
  // ba is now in memory
    for each bunch bb in inner
        // bb is now in memory
        for each row a in ba
          for each row b in bb
            if (match_join_condition(a,b))
              write_result_in_output(a,b)
            end if
          end for
       end for
    end for
   end for

 

  该版本相比之前版本时间复杂度没有变化,但磁盘I/O明显变小了:number_of_bunches_for(outer)+ number_of_bunches_for(outer) * number_of_ bunches_for(inner),而且可知增加分组的大小,即每次读取更多数据,还能继续减小读取次数。 

    哈希连接(hash join)

  哈希连接更加复杂,但大多场合中比循环嵌套连接成本更低。

      技术分享

                  Fig. 12

  

  基本思路:

  1. 获取inner relation中的所有元素
  2. (根据inner relation中的元素)构建一个常住内存hash table
  3. 逐个获取outer relation所有元素
  4. 计算每个元素的哈希值(利用哈希函数计算哈希表),与inner relation中的元素逐个比较,以确定inner relation对应哪个bucket
  5. 确定bucket与outer relation对应关系(buckt是否存在outer relation中元素)

  分析其时间复杂度:inner relation分为x个buckets,outer relation与buckets对比的次数取决于buckets中的元素个数。哈希函数对各个关系中的元素是均匀分布的,也就是说buckets的大小是相同的。

  时间复杂度:(M/X) * N + cost_to_create_hash_table(M) + cost_of_hash_function*N,当hash函数创建足够小的buckets时,比如buckets只有一个元素,那么时间复杂度可以为(M+N)。

  内存占用更小磁盘I/O更小版本:

  1. 对inner 和 outer relation都创建一个hash table
  2. 把创建的hash tables放入磁盘
  3. compare the 2 relations bucket by bucket (with one loaded in-memory and the other read row by row)

  Merge join 

  Merge join是唯一产生排序结果的连接查询。

  排序

  在最开始介绍过归并排序,可以看到归并排序是一个很好的算法(当然如果不考虑内存情况下会有更好的算法,比如hash join)。但在以下条件时,一般会选择merge join。

  1. 某个关系(表中)已经排好序
  2. 某个关系连接条件建有索引
  3. 连接条件产生的是中间结果,而该中间结果已经排序.

                              技术分享

                      Fig. 13

  

  Merge的过程和前面介绍的merge sort很相似,但是不会逐个读取两个关系元素,只会选择符合连接条件的元素。基本思路如下:

  1. 对比两个relations的当前元素;
  2. 如果两个元素相等,取出该元素,对比下面的元素;
  3. 如果两个元素不相等,将较小元素进入下一次对比。
  4. 重复以上,直到两个relations都处理到最后一个元素。

  以上思路是在俩relations已经排好序且任一关系中不存在相同元素的简化模型下,具体的要复杂的多。

  时间复杂度,如果两个relations已经排序好,复杂度为N+M;如果需先排序再连接,复杂度为(N*log(N)+M*log(M))。

  伪代码

mergeJoin(relation a, relation b)
  relation output
  integer a_key:=0;
  integer  b_key:=0;
 
  while (a[a_key]!=null and b[b_key]!=null)
     if (a[a_key] < b[b_key])
      a_key++;
     else if (a[a_key] > b[b_key])
      b_key++;
     else //Join predicate satisfied
      write_result_in_output(a[a_key],b[b_key])
      //We need to be careful when we increase the pointers
      if (a[a_key+1] != b[b_key])
        b_key++;
      end if
      if (b[b_key+1] != a[a_key])
        a_key++;
      end if
      if (b[b_key+1] == a[a_key] && b[b_key] == a[a_key+1])
        b_key++;
        a_key++;
      end if
    end if
  end while

算法比较选择:

  1. 内存的占用:如果没有足够的内存,基本要告别强大的 hash join ( 至少也告别全内存 hash join)。
  2. 2个关系的数据量:比如要连接的两个表,一个数据量特别巨大,一个又很小很小,这时候 nested loop join 的效果要比 hash join 好,因为 hash join 给那个数据量巨大的表创建 hash 表就很费事。 如果两个表都有巨量的数据, nested loop join 连接方式的 CPU 负载会比较大;
  3. 索引的方式: 如果连接的两个关系都有 B+树索引,那肯定是 merge join 效果最好;
  4. 结果是否需要排序: 如果希望这次连接得到一个排序的结果(这样就可以使用 merge join 方式实现下一个连接),或者查询本身(有 ORDER BY/GROUP BY/DISTINCT 运算符)要求的排序的结果;如果是这个情况,即使当前要连接的 2 个关系本身并没有排好序, 依然建议选择稍微有点费事的 merge join(可以给出排序的结果);
  5. 连接的 2 个关系本身已经排序: 这个情况,必须用 merge join;
  6. 连接类型: 如果是等值连接(比如: tableA.col1 = tableB.col2)?或者是内连接、外连接、笛卡尔积、自连接?有些连接方式可能不能处理这些不同类型的连接;
  7. 数据的分布: 如果连接条件的数据扭曲了(比如要连接表 PERSON 连接条件是列“姓”,但是意味的是很多人的姓是相同的),这个情况如果使用 hash join 一定会带来灾难,对吧?因为哈希函数计算后各个 buckets 上数据的分布肯定存在巨大的问题 (有些 bucket 很小,只有一两个元素;而有些 buckets 太大,好几千的元素) 。

 

 下一篇将有一个简单的例子简要说明改过程。

关系型数据库的工作原理(四)

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原文地址:http://www.cnblogs.com/space-place/p/6655771.html

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