背景

学习极客实践课程《检索技术核心20讲》https://time.geekbang.org/column/article/215243，文档形式记录笔记。

内容

磁盘和内存数据读取特点

工业界中数据量往往很庞大，比如数据无法全部加载进内存，无法支持索引的高效实时更新，因此对于复杂的业务问题和业务场景，往往需要检索技术进行组合和升级。

内存称为随机访问存储器，只要给出内存地址就能直接访问数据。
磁盘是机械器件，访问数据的时候需要磁盘篇转到磁头下面，尽管磁盘旋转速度很快，但是和内存随机访问相比，一般来说会是10万到100万倍左右，但如果是顺序访问大批量数据的话，磁盘的性能和内存就是一个数量级的。

为何磁盘顺序读写比较快？磁盘的最小读写单位是扇区，较早期的磁盘的一个扇区是512字节，随着发展，目前常见的磁盘扇区是4K个字节，OS一次会读写多个扇区，所以OS的最小读写单位是块Block，也叫做簇Cluster，顺序读取磁盘这样OS就能一次读取多个块，这样相对下来效率会比较高。

PS：SSD硬盘和内存读写效率

• 以机械硬盘举例，顺序读写比随机读写少了多次 seek 的时间。 HDD 的 seek 耗时是 10ms ，吞吐率是 100MB/s，也就是每秒能 write 100MB 的数据。 那么以 1KB 为单位，纯写入1KB数据只需要 10us ，是seek 的 1/1000。
• SSD在seek时间上比HDD要快很多，但是SSD的工作原理如下：SSD最高层是 NAND Flash，每个 NAND Flash 里有多个 Block ，Block 里又包括很多 Page，SSD 的特点就是读和写都要以 Page 为单位，最少一个 Page。通常一个 Page 是 4k 或 8k。顺序读写只涉及到一个Page，随机读写涉及到多个Page，造成读写放大。

SSD是以page作为读写单位，以block作为垃圾回收单位，因此，批量顺序写性能依然大幅高于随机写！SSD的性能和内存相比依然有差距，因此，先在内存处理好，再批量写入SSD依然是高效的。

索引和数据分离之B+Tree

对磁盘的访问次数要尽可能少，假如使用一个数组存储信息到磁盘，这个大数组需要占用很多块，在查找的过程中，就需要多次加载块到内存进行二分查找，直到查询结束，这样一次查询可能需要访问很多次磁盘，这种情况应该尽量避免。索引和数据文件分离是一种常见的设计思路，B+Tree就是这莫设计的。

索引和数据文件分离就是假如需要存储的内容比较多，那么得放入磁盘，但是全部字段放入的话查询需要访问很多次磁盘，效率比较低，因此可以拆分一个索引文件，索引文件只存储数据项的唯一标识以及指向磁盘数据的指针，这样索引文件会小很多，某些情况下可以加载进内存进行查询。

这种称为线性索引，对于更新频繁的场景，有序数据并不是一个很好的选择，删除数据，更新数据的话需要进行索引调整，而数组是连续的内存空间，二叉树和Hash索引往往更具有普适性，但是Hash索引又不支持范围查询，因此使用二叉树做索引比较合适。

B+ Tree结构

B+ 树给出了将树形索引的所有节点都存在磁盘上的高效检索方案，使得索引技术摆脱了内存空间的限制，得到了广泛的应用。
B+ 树是一棵完全平衡的 m 阶多叉树。所谓的 m 阶，指的是每个节点最多有 m 个子节点，并且每个节点里都存了一个紧凑的可包含 m 个元素的数组。

B+树的一个关键设计就是节点的数据大小和OS块大小一致，这样可以提高磁盘的读取效率，节点存储的元素不是一个元素，而是m个元素的有序数组。

B+树的另外一个关键设计就是所有节点分为叶子节点、非叶子节点，结构是一样的，但是存储的内容是不同的。非叶子节点存储key以及树形结构的指针，而不是数据的指针，这样可以使用更少的节点组织数据。叶子节点可以存储指针 or 数据，像MySQL中的innoDB就是存储的数据，MyISAM存储的就是指针。

另外B+树还讲同一层的所有节点做成有序的双链表，这样可以进行很好的范围查询以及灵活调整能力。

B+ 树的一个节点就能存储一个包含 m 个元素的数组，这样的话，一个只有 2 到 4 层的 B+ 树，就能索引数量级非常大的数据了，因此 B+ 树的层数往往很矮。比如说，一个 4K 的节点的内部可以存储 400 个元素，那么一个 4 层的 B+ 树最多能存储 400^4，也就是 256 亿个元素。

另外可以前几层的节点数据加载到内存中做缓存，进一步减少索引文件磁盘访问次数。比如说，对于一个 4 层的 B+ 树，每个节点大小为 4K，那么第一层根节点就是 4K，第二层最多有 400 个节点，一共就是 1.6M；第三层最多有 400^2，也就是 160000 个节点，一共就是 640M。对于现在常见的计算机来说，前三层的内部节点其实都可以存储在内存中，只有第四层的叶子节点才需要存储在磁盘中。这样一来，我们就只需要读取一次磁盘即可。这也是为什么，B+ 树要将内部节点和叶子节点区分开的原因。通过这种只让内部节点存储索引数据的设计，我们就能更容易地把内部节点全部加载到内存中了。

B+Tree动态调整

插入删除元素，节点调整，比如以一个m=3的B+树需要插入ID=6的这个记录，首先需要二分查找到叶子节点，叶子节点未满的话，直接插入就行。

叶子节点满了的话需要进行叶子节点块分裂，比如插入ID=10的记录，就要进行分裂，逻辑就是生成一个新的节点，然后讲数据平分。叶子节点分裂完成以后，上一层的内部节点也需要修改。但如果上一层的父节点也是满的，那么上一层的父节点也需要分裂。

删除也需要动态调整节点，也需要进行判断，如果从一个元素已经满的叶子节点删除一个元素，直接删除即可。如果一个叶子节点删除某个元素后，有一半以上的空间为空，就需要移动兄弟的节点，可以成功转移的条件是，元素转移后该节点及其兄弟节点的空间必须都能维持在半满以上。如果无法满足这个条件，就说明兄弟节点其实也足够空闲，那我们直接将该节点的元素并入兄弟节点，然后删除该节点即可。

思考1：B+树的一个很大优势就是适合做范围查询。如果我们要检索值在 x 到 y 之间的所有元素，你会怎么操作呢？想到就是找出x值所在的节点，然后沿着叶子节点向后找直到找到y。这里需要注意B+树的叶子节点块之间也不是连续存储的，采用两次二分就不太适合了，不能将全部数据一次取出。

非关系型数据结构存储之LSM树

在关系型数据库之外，还有许多常见的大数据应用场景，比如，日志系统、监控系统。这些应用场景有一个共同的特点，那就是数据会持续地大量生成，而且相比于检索操作，它们的写入操作会非常频繁。另外，即使是检索操作，往往也不是全范围的随机检索，更多的是针对近期数据的检索。

如果是一个日志系统，每秒钟要写入上千条甚至上万条数据，使用B+树随机写入这样的磁盘操作代价会使得系统性能急剧下降，甚至无法使用。一种常见的设计思路和检索技术：LSM 树（Log Structured Merge Trees）。LSM 树也是近年来许多火热的 NoSQL 数据库中使用的检索技术。

LSM的设计思路

针对B+树随机写入慢的特点，可以考虑将数据按照 block块 写入，可以大幅减少写入次数。

LSM树就是根据这个思路设计的，**批量写入以批量顺序写入磁盘减少随机写入次数 **，先将数据放入内存的树中，积攒到一定量在写入磁盘，当数据写入时，延迟写磁盘，将数据先存放在内存中的树里，进行常规的存储和查询。当内存中的树持续变大达到阈值时，再批量地以块为单位写入磁盘的树中。

图源：https://zhuanlan.zhihu.com/p/415799237

LSM的结构是一个森林，类似BKD-Tree，可以分为内存树、磁盘树，

• 至于磁盘树，可以使用类似B+树实现，按照Block写入效率比较高磁盘树是一棵满二叉树（其实是一个SSTable结构，存储kv结构，为了好理解可以理解为B+树），也就是叶子节点都是满的。
• 对于内存树，结构可以使用AVL、跳表等实现。数据首先写入到内存树，满了之后刷到磁盘中，在内存中的数据支持更快的检索和修改。

LSM的结构

主要有三部分组成：

• _MemTable：_MemTable是在**内存**中的数据结构，用于保存最近更新的数据，会按照Key有序地组织这些数据，LSM树对于具体如何组织有序地组织数据并没有明确的数据结构定义，例如Hbase使跳跃表来保证内存中key的有序。因为数据暂时保存在内存中，内存并不是可靠存储，如果断电会丢失数据，因此通常会通过WAL(Write-ahead logging，预写式日志)的方式来保证数据的可靠性。
• _Immutable MemTable：_当 MemTable达到一定大小后，会转化成Immutable MemTable。Immutable MemTable是将转MemTable变为SSTable的一种中间状态。写操作由新的MemTable处理，在转存过程中不阻塞数据更新操作。
• _SSTable(Sorted String Table)：磁盘树可以有很多层，每层可以有多个SSTable，有序键值对_集合，是LSM树组在**磁盘**中的数据结构。为了加快SSTable的读取，可以通过建立key的索引以及布隆过滤器来加快key的查找。一个key可以存在不同level的的不同SSTable中，但是上一层的level的key新鲜度总是高于下层的，同一层中的多个SSTable只能有一个key。

LSM的崩溃恢复

内存树的数据断电易丢失，LSM使用WAL（预写日志技术）来保证数据不丢失，在写入数据到内存的时候快速的写入日志到磁盘，具体步骤

• 内存中的程序在处理数据时，会先将对数据的修改作为一条记录，顺序写入磁盘的 log 文件作为备份。由于磁盘文件的顺序追加写入效率很高，因此许多应用场景都可以接受这种备份处理。
• 在数据写入 log 文件后，备份就成功了。接下来，该数据就可以长期驻留在内存中了。
• 系统会周期性地检查内存中的数据是否都被处理完了（比如，被删除或者写入磁盘），并且生成对应的检查点（Check Point）记录在磁盘中。然后，我们就可以随时删除被处理完的数据了。这样一来，log 文件就不会无限增长了。
• 系统崩溃重启，我们只需要从磁盘中读取检查点，就能知道最后一次成功处理的数据在 log 文件中的位置。接下来，我们就可以把这个位置之后未被处理的数据，从 log 文件中读出，然后重新加载到内存中。

通过这种预先将数据写入 log 文件备份，并在处理完成后生成检查点的机制，可以安全的使用内存来检索、存储数据了。

LSM的数据合并思路

内存树被写满之后，需要将数据合并到磁盘中的树中，称之为滚动合并（Rolling Merge）。
便于理解，同样磁盘树理解为B+树，参考链表的归并排序，将内存树和磁盘树的数据读取出来，放入内存进行归并，需要注意的是为了提高磁盘树的读写效率，对于磁盘树除了根节点外的节点，尽可能放入连续的块中，这样可以按块加载多个相邻的数据节点，这样的块叫做 多页块（Multi-Pages Block）。
合并步骤

• 第一步，以多页块为单位，将 C1 树的当前叶子节点从前往后读入内存。读入内存的叫作清空块（Emptying Block），意思是处理完以后会被清空。
• 第二步，将 C0 树的叶子节点和清空块中的数据进行归并排序，把归并的结果写入内存的一个新块中，叫作填充块（Filling Block）。
• 第三步，如果填充块写满了，我们就要将填充块作为新的叶节点集合顺序写入磁盘。这个时候，如果 C0 树的叶子节点和清空块都没有遍历完，我们就继续遍历归并，将数据写入新的填充块。如果清空块遍历完了但是C1叶子节点还没遍历完，我们就去 C1 树中顺序读取新的多页块，加载到清空块中。
• 第四步，重复第三步，直到遍历完 C0 树和 C1 树的所有叶子节点，并将所有的归并结果写入到磁盘。这个时候，我们就可以同时删除 C0 树和 C1 树中被处理过的叶子节点。

这样就完成了滚动归并的过程。在 C0 树到 C1 树的滚动归并过程中，你会看到，几乎所有的读写操作都是以多页块为单位，将多个叶子节点进行顺序读写的。而且，因为磁盘的顺序读写性能和内存是一个数量级的，这使得 LSM 树的性能得到了大幅的提升。

LSM树的检索之删除标记

先查内存树，如果内存有，直接作为结果返回，内存中的数据是最新的。
如果内存树没有，查询磁盘树，先以单棵B+树为例，这时候查到数据需要检查数据的时效性，因为LSM批量写入的特点，可能存在磁盘脏数据问题。
如一个数据已经被写入系统了，并且我们也把它写入 C1 树了。但是，在最新的操作中，这个数据被删除了，那我们自然不会在 C0 树中查询到这个数据。可是它依然存在于 C1 树之中。LSM解决办法是依然采用延迟写入，尽量避免随机访问磁盘树，对于被删除的数据，同样将这个数据key插入到内存树，只不过key上加了删除标志。
这样一来，当我们在 C0 树中查询时，如果查到了一个带着删除标志的 key，就直接返回查询失败，我们也就不用去查询 C1 树了。在滚动归并的时候，我们会查看数据在 C0 树中是否带有删除标志。如果有，滚动归并时就将它放弃。这样 C1 树就能批量完成“数据删除”的动作。

LSM树的两种合并策略

合并时机

• 因为内存不是无限大，Level 0树达到阈值时，需要将数据从内存刷到磁盘中，这是合并操作的第一个场景；
• 需要对磁盘上达到阈值的顺序文件进行归并，并将归并结果写入下一层，归并过程中会清理重复的数据和被删除的数据(墓碑标记)。我们分别对上述两个场景进行分析：

为了防止SSTable的数量不断增加，合并策略很关键，主要介绍两种基本策略：size-tiered和leveled

• size-tiered 策略：size-tiered策略保证每层SSTable的大小相近，同时限制每一层SSTable的数量。如上图，每层限制SSTable为N，当每层SSTable达到N后，则触发Compact操作合并这些SSTable，并将合并后的结果写入到下一层成为一个更大的sstable。由此可以看出，当层数达到一定数量时，最底层的单个SSTable的大小会变得非常大。并且size-tiered策略会导致空间放大比较严重**。**即使对于同一层的SSTable，每个key的记录是可能存在多份的，只有当该层的SSTable执行compact操作才会消除这些key的冗余记录。
• leveled策略：限制每一层的SSTable总文件大小。

LSM的检索

如果内存树没有，查询磁盘树，以SSTable为例，先查level1的多个SSTable，没有就查level2的，一次类推，如果在level2的SSTabel都找到了key，就返回结果。

综上我们可以给出LSM树的优缺点：

• 优：增、删、改操作飞快，写吞吐量极大。
• 缺：对于SSTable实现的磁盘树，读操作性能相对被弱化；不擅长区间范围的读操作； 归并操作较耗费资源。

如果说B/B+树的读写性能基本平衡的话，LSM树的设计原则通过舍弃部分读性能，换取了无与伦比的写性能。该数据结构适合用于写吞吐量远远大于读吞吐量的场景，得到了NoSQL届的喜爱和好评。

思考：LSM磁盘树可以很多层，每层可有多个SSTable，多个SSTable不像单个B+树那样可以直接按照key查找值，而是一个key可以存在不同层的不同SSTable中（一层多个SSTable只能有一个相同key），这样查时间比较久的数据的时候如何保证找到最新的key以及值？一个key可以存在不同level中，但是上一层的level的key新鲜度总是高于下层的，同一层中多个SSTable只有一个key。

思考1：内存树可以使用什么结构？取决于应用场景，可以使用哈希表、红黑树、跳表等，比如需要范围扫描，可以使用跳表或者红黑树、AVL比较合适。