# B 树
# 什么是 B 树
B 树是在二叉查找树的基础上进行了改造：树中的节点并不存储数据本身，而是只是作为索引。每个叶子节点串在一条链表上，链表中的数据是从小到大有序的。
改造之后，如果我们要求某个区间的数据。我们只需要拿区间的起始值，在树中进行查找，当查找到某个叶子节点之后，我们再顺着链表往后遍历，直到链表中的结点数据值大于区间的终止值为止。所有遍历到的数据，就是符合区间值的所有数据。
但是，我们要为几千万、上亿的数据构建索，如果将索引存储在内存中，尽管内存访问的速度非常快，查询的效率非常高，但是，占用的内存会非常多。
比如，我们给一亿个数据构建二叉查找树索引，那索引中会包含大约 1 亿个节点，每个节点假设占用 16 个字节，那就需要大约 1GB 的内存空间。给一张表建立索引，我们需要 1GB 的内存空间。如果我们要给 10 张表建立索引，那对内存的需求是无法满足的。如何解决这个索引占用太多内存的问题呢？
我们可以借助时间换空间的思路，把索引存储在硬盘中，而非内存中。我们都知道，硬盘是一个非常慢速的存储设备。通常内存的访问速度是纳秒级别的，而磁盘访问的速度是毫秒级别的。读取同样大小的数据，从磁盘中读取花费的时间，是从内存中读取所花费时间的上万倍，甚至几十万倍。
这种将索引存储在硬盘中的方案，尽管减少了内存消耗，但是在数据查找的过程中，需要读取磁盘中的索引，因此数据查询效率就相应降低很多。
二叉查找树，经过改造之后，支持区间查找的功能就实现了。不过，为了节省内存，如果把树存储在硬盘中，那么每个节点的读取（或者访问），都对应一次磁盘 IO 操作。树的高度就等于每次查询数据时磁盘 IO 操作的次数。
我们前面讲到，比起内存读写操作，磁盘 IO 操作非常耗时，所以我们优化的重点就是尽量减少磁盘 IO 操作，也就是，尽量降低树的高度。那如何降低树的高度呢？
我们来看下，如果我们把索引构建成 m 叉树，高度是不是比二叉树要小呢？如图所示，给 16 个数据构建二叉树索引，树的高度是 4，查找一个数据，就需要 4 个磁盘 IO 操作（如果根节点存储在内存中，其他结点存储在磁盘中），如果对 16 个数据构建五叉树索引，那高度只有 2，查找一个数据，对应只需要 2 次磁盘操作。如果 m 叉树中的 m 是 100，那对一亿个数据构建索引，树的高度也只是 3，最多只要 3 次磁盘 IO 就能获取到数据。磁盘 IO 变少了，查找数据的效率也就提高了。
# 为什么需要 B 树
关系型数据库中常用 B 树作为索引，这是为什么呢？
思考以下经典应用场景
- 根据某个值查找数据，比如
select * from user where id=1234。 - 根据区间值来查找某些数据，比如
select * from user where id > 1234 and id < 2345。
为了提高查询效率，需要使用索引。而对于索引的性能要求，主要考察执行效率和存储空间。如果让你选择一种数据结构去存储索引，你会如何考虑？
以一些常见数据结构为例：
- 哈希表：哈希表的查询性能很好，时间复杂度是
O(1)。但是，哈希表不能支持按照区间快速查找数据。所以，哈希表不能满足我们的需求。 - 平衡二叉查找树：尽管平衡二叉查找树查询的性能也很高，时间复杂度是
O(logn)。而且，对树进行中序遍历，我们还可以得到一个从小到大有序的数据序列，但这仍然不足以支持按照区间快速查找数据。 - 跳表：跳表是在链表之上加上多层索引构成的。它支持快速地插入、查找、删除数据，对应的时间复杂度是
O(logn)。并且，跳表也支持按照区间快速地查找数据。我们只需要定位到区间起点值对应在链表中的结点，然后从这个结点开始，顺序遍历链表，直到区间终点对应的结点为止，这期间遍历得到的数据就是满足区间值的数据。
实际上，数据库索引所用到的数据结构跟跳表非常相似，叫作 B 树。不过，它是通过二叉查找树演化过来的，而非跳表。B 树的应用场景
# 参考资料
- 数据结构与算法之美
数据结构 树 二叉树 B 树
