索引的代价
索引是个好东西，可不能乱建，它在空间和时间上都会有消耗：
空间上的代价
每建立一个索引都要为它建立一棵B 树，每一棵B 树的每一个节点都是一个数据页，一个页默认会 占用 16KB 的存储空间，一棵很大的B 树由许多数据页组成，那就是很大的一片存储空间。
时间上的代价
每次对表中的数据进行 增、删、改 操作时，都需要去修改各个B 树索引。而且我们讲过，B 树每 层节点都是按照索引列的值 从小到大的顺序排序 而组成了 双向链表 。不论是叶子节点中的记录，还 是内节点中的记录（也就是不论是用户记录还是目录项记录）都是按照索引列的值从小到大的顺序 而形成了一个单向链表。而增、删、改操作可能会对节点和记录的排序造成破坏，所以存储引擎需 要额外的时间进行一些 记录移位 ， 页面分裂 、 页面回收 等操作来维护好节点和记录的排序。如果 我们建了许多索引，每个索引对应的B 树都要进行相关的维护操作，会给性能拖后腿。
MySQL数据结构选择的合理性
全表遍历
这里都懒得说了。
Hash结构
上图中哈希函数h有可能将两个不同的关键字映射到相同的位置，这叫做 碰撞 ，在数据库中一般采用 链 接法 来解决。在链接法中，将散列到同一槽位的元素放在一个链表中，如下图所示：
实验：体会数组和hash表的查找方面的效率区别
代码语言：javascript复制@Test
public void test1(){
int[] arr = new int[100000];
for(int i = 0;i < arr.length;i ){
arr[i] = i 1;
}
long start = System.currentTimeMillis();
for(int j = 1; j<=100000;j ){
int temp = j;
for(int i = 0;i < arr.length;i ){
if(temp == arr[i]){
break;
}
}
}
long end = System.currentTimeMillis();
System.out.println("time： " (end - start)); //time： 823
}//算法复杂度为 O(1)
@Test
public void test2(){
HashSet<Integer> set = new HashSet<>(100000);
for(int i = 0;i < 100000;i ){
set.add(i 1);
}
long start = System.currentTimeMillis();
for(int j = 1; j<=100000;j ) {
int temp = j;
boolean contains = set.contains(temp);
}
long end = System.currentTimeMillis();
System.out.println("time： " (end - start)); //time： 5
}Hash结构效率高，那为什么索引结构要设计成树型呢？
于排序查询的SQL需求： 分组：group by 排序：order by 比较： 哈希型的索引，时间复杂度会退化为O(n)，而树型的“有序”特性，依然能够保持O(log(n)) 的高效率。 任何脱离需求的设计都是耍流氓。 多说一句，InnoDB并不支持哈希索引。
Hash索引适用存储引擎如表所示：
Hash索引的适用性：
采用自适应 Hash 索引目的是方便根据 SQL 的查询条件加速定位到叶子节点，特别是当 B 树比较深的时 候，通过自适应 Hash 索引可以明显提高数据的检索效率。
我们可以通过 innodb_adaptive_hash_index 变量来查看是否开启了自适应 Hash，比如：
代码语言：javascript复制show variables like '�aptive_hash_index';
二叉搜索树
如果我们利用二叉树作为索引结构，那么磁盘的IO次数和索引树的高度是相关的。
1. 二叉搜索树的特点
2. 查找规则
创造出来的二分搜索树如下图所示：
为了提高查询效率，就需要 减少磁盘IO数 。为了减少磁盘IO的次数，就需要尽量 降低树的高度 ，需要把 原来“瘦高”的树结构变的“矮胖”，树的每层的分叉越多越好。
AVL树
针对同样的数据，如果我们把二叉树改成 M 叉树 （M>2）呢？当 M=3 时，同样的 31 个节点可以由下面 的三叉树来进行存储：
B-Tree
B 树的结构如下图所示：
一个 M 阶的 B 树（M>2）有以下的特性：
1. 根节点的儿子数的范围是 [2,M]。
2. 每个中间节点包含 k-1 个关键字和 k 个孩子，孩子的数量 = 关键字的数量 1，k 的取值范围为
[ceil(M/2), M]。
3. 叶子节点包括 k-1 个关键字（叶子节点没有孩子），k 的取值范围为 [ceil(M/2), M]。
4. 假设中间节点节点的关键字为：Key[1], Key[2], …, Key[k-1]，且关键字按照升序排序，即 Key[i] 。此时 k-1 个关键字相当于划分了 k 个范围，也就是对应着 k 个指针，即为：P[1], P[2], …,P[k]，其中 P[1] 指向关键字小于 Key[1] 的子树，P[i] 指向关键字属于 (Key[i-1], Key[i]) 的子树，P[k]
指向关键字大于 Key[k-1] 的子树。
5. 所有叶子节点位于同一层。 上面那张图所表示的 B 树就是一棵 3 阶的 B 树。我们可以看下磁盘块 2，里面的关键字为（8，12），它 有 3 个孩子 (3，5)，(9，10) 和 (13，15)，你能看到 (3，5) 小于 8，(9，10) 在 8 和 12 之间，而 (13，15)
大于 12，刚好符合刚才我们给出的特征。 然后我们来看下如何用 B 树进行查找。假设我们想要 查找的关键字是 9 ，那么步骤可以分为以下几步：
1. 我们与根节点的关键字 (17，35）进行比较，9 小于 17 那么得到指针 P1；
2. 按照指针 P1 找到磁盘块 2，关键字为（8，12），因为 9 在 8 和 12 之间，所以我们得到指针 P2；
3. 按照指针 P2 找到磁盘块 6，关键字为（9，10），然后我们找到了关键字 9。 你能看出来在 B 树的搜索过程中，我们比较的次数并不少，但如果把数据读取出来然后在内存中进行比 较，这个时间就是可以忽略不计的。而读取磁盘块本身需要进行 I/O 操作，消耗的时间比在内存中进行 比较所需要的时间要多，是数据查找用时的重要因素。 B 树相比于平衡二叉树来说磁盘 I/O 操作要少 ， 在数据查询中比平衡二叉树效率要高。所以 只要树的高度足够低，IO次数足够少，就可以提高查询性能 。
B Tree
B 树和 B 树的差异：
1. 有 k 个孩子的节点就有 k 个关键字。也就是孩子数量 = 关键字数，而 B 树中，孩子数量 = 关键字数 1。
2. 非叶子节点的关键字也会同时存在在子节点中，并且是在子节点中所有关键字的最大（或最 小）。
3. 非叶子节点仅用于索引，不保存数据记录，跟记录有关的信息都放在叶子节点中。而 B 树中， 非 叶子节点既保存索引，也保存数据记录 。
4. 所有关键字都在叶子节点出现，叶子节点构成一个有序链表，而且叶子节点本身按照关键字的大 小从小到大顺序链接。
