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  • 大白话为什么MyISAM会比Innodb的查询速度快
    2020-11-05 17:24:15

    为什么MyISAM会比Innodb的查询速度快

    查询了半天,都copy的一个回答,感觉都没回答到点上.我想用自己的大白话来解释一下:
    MyISAM只加载了索引地址进内存,加载的数据量少,所以在相同时间内加载进内存的的索引数据也就越多,使CPU在相同时间内查询出更多的索引数据,当然这些必须要在查询的数据量大的情况下才能提现出来,查询的数据量少的时候则可能是Innodb更快.毕竟Innodb是聚集索引不用再去调用一次IO查询另一个文件了.

    以上都是查了半天的个人理解,强烈欢迎指错.

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  • 为什么myisam查询比innodb

    千次阅读 2020-10-08 17:31:53
    为什么myisam查询比innodb? 主要原因有三点: 查询的时候,由于innodb支持事务,所以会有mvvc的一个比较。这个过程会损耗性能。 查询的时候,如果走了索引,由于innodb是聚簇索引,会有一个回表的过程,即:先去...

    是什么

    1. 了解这个问题,需要先了解innobd和myisam先。这两个是数据库的实现引擎,其中innodb是比较新的,myisam是5.5之前用的,双方各自有各自的优点。详情请看

    问题解答(需要对于innodb和myisam有一定的理解才看得懂)

    为什么myisam查询比innodb快?
    主要原因有三点:

    1. 查询的时候,由于innodb支持事务,所以会有mvvc的一个比较。这个过程会损耗性能。
    2. 查询的时候,如果走了索引,由于innodb是聚簇索引,会有一个回表的过程,即:先去非聚簇索引树中查询数据,找到数据对应的key之后,再通过key回表到聚簇索引树,最后找到需要的数据。而myisam直接就是簇集索引,查询的时候查到的最后结果不是聚簇索引树的key,而是磁盘地址,所以会直接去查询磁盘。详解
    3. 锁的一个损耗,innodb锁支持行锁,在检查锁的时候不仅检查表锁,还要看行锁。

    参考

    1. innodb的优点
    展开全文
  • 为什么MyISAM会比Innodb的查询速度快MyISAM和 innodb 的实现上的区别? 业务上区别很多. INNODB在做SELECT的时候,要维护的东西比MYISAM引擎多很多: 1)数据块,INNODB要缓存,MYISAM只缓存索引块,这中间...

    父文章 如何成为一名架构师,架构师成长之路_个人渣记录仅为自己搜索用的博客-CSDN博客_架构师成长之路

    相关文章 1.8 leveldb vs rocksdb 优劣分析 对 write stalling stal 的调优_个人渣记录仅为自己搜索用的博客-CSDN博客
     

    为什么MyISAM会比Innodb的查询速度快。

    MyISAM和 innodb 的实现上的区别?

    1.一个聚簇一个非聚簇

      聚簇索引保证关键字的值相近的元组存储的物理位置也相同(所以字符串类型不宜建立聚簇索引,特别是随机字符串,会使得系统进行大量的移动操作),且一个表只能有一个聚簇索引。因为由存储引擎实现索引,所以,并不是所有的引擎都支持聚簇索引。目前,只有solidDB和InnoDB支持。

    参考文献: mysql索引之一:索引基础(B-Tree索引、哈希索引、聚簇索引、全文(Full-text)索引区别)(唯一索引、最左前缀索引、前缀索引、多列索引)

    INNODB在做SELECT的时候,要维护的东西比MYISAM引擎多很多:
    1)数据块,INNODB要缓存,MYISAM只缓存索引块,  这中间还有换进换出的减少;
     

    2)innodb寻址要映射到块,再到行,MYISAM记录的直接是文件的OFFSET,定位比INNODB要快
    (phil 注: myisam 更新频率低,所以 索引变更少 . 所以允许每次更新 即更新主索引, 也更新付索引,更新 offset)

    3)INNODB还需要维护MVCC一致;虽然你的场景没有,但他还是需要去检查和维护
    MVCC (Multi-Version Concurrency Control)多版本并发控制
    (phil 注: 由于没有了多行,不需要判断 选取可见的那行数据)
      myisam 表锁.牺牲了写性能,提高了读性能.

    注释:
    InnoDB:通过为每一行记录添加两个额外的隐藏的值来实现MVCC,这两个值一个记录这行数据何时被创建,另外一个记录这行数据何时过期(或者被删除)。但是InnoDB并不存储这些事件发生时的实际时间,相反它只存储这些事件发生时的系统版本号。这是一个随着事务的创建而不断增长的数字。每个事务在事务开始时会记录它自己的系统版本号。每个查询必须去检查每行数据的版本号与事务的版本号是否相同。让我们来看看当隔离级别是REPEATABLEREAD时这种策略是如何应用到特定的操作的:
      SELECT InnoDB必须每行数据来保证它符合两个条件:
      1、InnoDB必须找到一个行的版本,它至少要和事务的版本一样老(也即它的版本号不大于事务的版本号)。这保证了不管是事务开始之前,或者事务创建时,或者修改了这行数据的时候,这行数据是存在的。

      2、这行数据的删除版本必须是未定义的或者比事务版本要大。这可以保证在事务开始之前这行数据没有被删除

    ======

    转自

    http://qing.weibo.com/1765738567/693f0847330008ii.html

    http://qing.weibo.com/1765738567/693f0847330008x6.html

    讲到了LSM 树和COLA树,LSM已经被许多主流NoSQL系统采用,如BigTable,Cassandra,而COLA则知道的人不多。文章分析比较的很清晰。

    以下原文

    -----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

    首先来回答一个问题:为什么在磁盘中要使用b+树来进行文件存储呢?

    原因还是因为树的高度低得缘故,磁盘本身是一个顺序读写快,随机读写慢的系统,那么如果想高效的从磁盘中找到数据,势必需要满足一个最重要的条件:减少寻道次数。

    我们以平衡树为例进行对比,就会发现问题所在了:

    先上个图

     

    这是个平衡树,可以看到基本上一个元素下只有两个子叶节点

    抽象的来看,树想要达成有效查找,势必需要维持如下一种结构:

    树的子叶节点中,左子树一定小于等于当前节点,而当前节点的右子树则一定大于当前节点。只有这样,才能够维持全局有序,才能够进行查询。

    这也就决定了只有取得某一个子叶节点后,才能够根据这个节点知道他的子树的具体的值情况。这点非常之重要,因为二叉平衡树,只有两个子叶节点,所以如果想找到某个数据,他必须重复更多次“拿到一个节点的两个子节点,判断大小,再从其中一个子节点取出他的两个子节点,判断大小。”这一过程。

    这个过程重复的次数,就是树的高度。那么既然每个子树只有两个节点,那么N个数据的树的高度也就很容易可以算出了。

    平衡二叉树这种结构的好处是,没有空间浪费,不会存在空余的空间,但坏处是需要取出多个节点,且无法预测下一个节点的位置。这种取出的操作,在内存内进行的时候,速度很快,但如果到磁盘,那么就意味着大量随机寻道。基本磁盘就被查死了。

    而b树,因为其构建过程中引入了有序数组,从而有效的降低了树的高度,一次取出一个连续的数组,这个操作在磁盘上比取出与数组相同数量的离散数据,要便宜的多。因此磁盘上基本都是b树结构。

    不过,b树结构也不是完美的,与二叉树相比,他会耗费更多的空间。在最恶劣的情况下,要有几乎是元数据两倍的格子才能装得下整个数据集(当树的所有节点都进行了分裂后)。

    以上,我们就对二叉树和b树进行了简要的分析,当然里面还有非常多的知识我这里没有提到,我希望我的这个系列能够成为让大家入门的材料,如果感兴趣可以知道从哪里着手即可。如果您通过我的文章发现对这些原来枯燥的数据结构有了兴趣,那么我的目标就达到了: )

    在这章中,我们还将对b数的问题进行一下剖析,然后给出几个解决的方向

    其实toku DB的网站上有个非常不错的对b树问题的说明,我在这里就再次侵权一下,将他们的图作为说明b树问题的图谱吧,因为真的非常清晰。

    Percona – The Database Performance Experts

    B树在插入的时候,如果是最后一个node,那么速度非常快,因为是顺序写。

    但如果有更新插入删除等综合写入,最后因为需要循环利用磁盘块,所以会出现较多的随机io.大量时间消耗在磁盘寻道时间上。

    -----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

    PS:B+树就是在B树基础上加两个规定  1.非叶子结点只存指针,叶子结点存数据  2.所有叶子结点从左到右用双链表串起来

    -----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

    如果是一个运行时间很长的b树,那么几乎所有的请求,都是随机io。因为磁盘块本身已经不再连续,很难保证可以顺序读取。

    以上就是b树在磁盘结构中最大的问题了。

    那么如何能够解决这个问题呢?

    目前主流的思路有以下几种

    1.      放弃部分读性能,使用更加面向顺序写的树的结构来提升写性能。

    这个类别里面,从数据结构来说,就我所知并比较流行的是两类,

    一类是COLA(Cache-Oblivious Look ahead Array)(代表应用自然是tokuDB)。

    一类是LSM tree(Log-structured merge Tree)或SSTABLE

    (代表的数据集是cassandra,hbase,bdb java editon,levelDB etc.).

    LevelDb性能非常突出,官方网站报道其随机写性能达到40万条记录每秒,而随机读性能达到6万条记录每秒。总体来说,LevelDb的写操作要大大快于读操作,而顺序读写操作则大大快于随机读写操作。至于为何是这样,看了我们后续推出的LevelDb日知录,估计您会了解其内在原因。

    2.      使用ssd,让寻道成为往事。

    我们在这个系列里,主要还是讲LSM tree吧,因为这个东西几乎要一桶浆糊了。几乎所有的nosql都在使用,然后利用这个宣称自己比MySQL的innodb快多少多少倍。。我对此表示比较无语。因为nosql本身似乎应该是以省去解析和事务锁的方式来提升效能。怎么最后却改了底层数据结构,然后宣称这是nosql比mysql快的原因呢?

    毕竟Mysql又不是不能挂接LSM tree的引擎。。。

    好吧,牢骚我不多说,毕竟还是要感谢nosql运动,让数据库团队都重新审视了一下数据库这个产品的本身。

    那么下面,我们就来介绍一下LSM Tree的核心思想吧。

    首先来分析一下为什么b+树会慢。

    从原理来说,b+树在查询过程中应该是不会慢的,但如果数据插入比较无序的时候,比如先插入5 然后10000然后3然后800 这样跨度很大的数据的时候,就需要先“找到这个数据应该被插入的位置”,然后插入数据。这个查找到位置的过程,如果非常离散,那么就意味着每次查找的时候,他的子叶节点都不在内存中,这时候就必须使用磁盘寻道时间来进行查找了。更新基本与插入是相同的

    LSM Tree

    和B+tree的区别就是来一个就更新, 所以节点才4K. LSM是append ,所以可以128M

    OceanBase 数据库的转储分为以下三层:

    • L0/L1/L2

    L1 层内部称为 Minor SSTable,L1 层的 Minor SSTable 仍然维持 Rowkey 有序,每当 L0 层的 Mini SSTable 达到合并阈值后,L1 层的 Minor SSTable 开始参与和 L0 层的合并; 为了尽可能提升 L1 合并的效率,降低整体写放大,OceanBase 数据库内部提供了写放大系数设置,当 L0 层的 Mini SSTable 总大小和 L1 层的 Minor SSTable 的大小比率达到指定阈值后,才开始调度 L1 合并,否则仍在 L0 层内部合并。

    OceanBase 社区版

    当内存的增量数据达到一定规模的时候,会触发增量数据和基线数据的合并,把增量数据落盘。同时每天晚上的空闲时刻,系统也会自动每日合并

    OceanBase 数据库本质上是一个基线加增量的存储引擎,在保持 LSM-Tree 架构优点的同时也借鉴了部分传统关系数据库存储引擎的优点。

    传统数据库把数据分成很多页面,OceanBase 数据库也借鉴了传统数据库的思想,把数据文件按照 2MB 为基本粒度切分多一个个宏块, 每个宏块内部继续拆分多多个变长的微块; 而在合并时数据会基于宏块的粒度进行重用, 没有更新的数据宏块不会被重新打开读取, 这样能够尽可能减少合并期间的写放大, 相较于传统的 LSM-Tree 架构数据库显著降低合并代价。另外,OceanBase 数据库通过轮转合并的机制把正常服务和合并时间错开,使得合并操作对正常用户请求完全没有干扰。

    OceanBase 社区版

    OceanBase同时也结合了传统的关系型数据库的特点,也存在数据库块的概念。在 OceanBase 中,数据文件分配空间的单位称为宏块(marco block),如果大家对Oracle比较熟悉的话,可以简单的认为宏块对应了Oracle中的extent;每个宏块又分成了若干个16k大小的微块,它是每次数据库IO的最小单位(相当于传统数据库的块),数据库中的各种数据就保存在微块当中。由于宏块的大小是2M,而且 OceanBase 采用了LSM Tree 结构来保存数据,数据是按照表的主键排序的。所以,OceanBase 的宏块是可以分裂的,而如果数据被删除了,相邻的宏块也可以进行合并

    OB有问必答 | OceanBase存储引擎基于LSM Tree的理论做了哪些创新和实践? - 知乎

    LSM树引入的原因

    B+树会产生大量的随机IO,随着新数据的插入,叶子节点会慢慢分裂,逻辑上连续的叶子节点在物理上往往不连续,甚至分离的很远,但做范围查询时,会产生大量读随机IO。

    LSM树_双眼冒熙的博客-CSDN博客_实现lsm树

          重叠,Leveled-Compaction, size-tiered策略,空间放大:LevelDB之Leveled-Compaction_Lailikes的博客-CSDN博客

    • Compaction策略
    • STCS(SIze-Tiered Compaction Strategy)空间放大和读放大问题
    • LCS(Leveled Compaction Strategy)写放大问题
      from 美团面试: lsm 策略

    Compaction

     合并之后,保证 L1 到 L6 层的每一层的数据都是在 key 上全局有序的。而 L0 层是可以有重叠的。深入探讨 LSM Compaction 机制 - 教程文章 - 时代Java,与您同行!

    但是跟size-tiered策略不同的是,leveled会将每一层切分成多个大小相近的SSTable。这些SSTable是这一层是全局有序的,意味着一个key在每一层至多只有1条记录,不存在冗余记录。之所以可以保证全局有序,是因为合并策略和size-tiered不同,接下来会详细提到。

    LSM树详解 - 知乎有图

    ScyllaDB’s Compaction Series: Size-Tiered Compaction

            (1)size-tiered compaction的思路非常直接:每层允许的SST(SSTable)文件最大数量都有个相同的阈值,随着memtable不断flush成SST,某层的SST数达到阈值时,就把该层所有SST全部合并成一个大的新SST,并放到较高一层去。下图是阈值为4的示例。

            (2)leveled compaction的思路是:对于L1层及以上的数据,将size-tiered compaction中原本的大SST拆开,成为多个key互不相交的小SST的序列,这样的序列叫做“run”。L0层是从memtable flush过来的新SST,该层各个SST的key是可以相交的,并且其数量阈值单独控制(如4)。从L1层开始,每层都包含恰好一个run,并且run内包含的数据量阈值呈指数增长。下图是假设从L1层开始,每个小SST的大小都相同(在实际操作中不会强制要求这点),且数据量阈值按10倍增长的示例。即L1最多可以有10个SST,L2最多可以有100个,以此类推。

     LSM-tree原理分析_weisonx的博客-CSDN博客_lsm树原理

    B+tree和lsm结合 有难度

    方案一

    SLM-DB:B+树索引和LSM架构结合的尝试 - 知乎

    线程A会创建一个文件,然后把imm中的kv不断地刷盘,在刷盘结束之后,它会把这个文件的所有kv信息写入到一个queue中,随后线程B就不断从这个queue中读取信息,然后用这些信息去维护B+树索引

    首先我们说一下我们为什么要做compaction。LSM结构是append only的,也就是说对于更新或者是删除操作来说,原先的数据并不会被删除,我们只是往其中加入新的数据并保证新的数据在旧的数据前面,这样新的数据会比原先数据更早地被搜索到,所以每次搜索都可以保证数据都是最新的(这也是为什么它的写非常块)。但是这样做时间一长,我们的sstable 文件中必然充满了大量的garbage(无用的信息),这对于提高磁盘空间利用率非常不利,我们就需要做Garbage collection(GC),这个过程在LevelDB中是由Compaction操作来完成的。其次就是我们对于range query性能的需求,如果数据的分布过于随机,那么我们在进行range query的时候的性能将非常接近于random read,这是不可以忍受的,所以我们需要适当地对数据进行compaction,保持其一定地局部有序性。

    然后这些s 会与其重合率最高的 t相合并,生成一个新的文件。整个合并过程也有上文中提到的两个线程AB来完成,线程A负责新文件的创建以及merge sort,完成之后把新文件地kv加入到一个queue中,随后去进行其他文件的compaction。而线程B则会不断地从这个queue中读取kv对,并对B+树进行相应的修改。

    SLM-DB:B+树索引和LSM架构结合的尝试 - 知乎

    方案二 改造B+ Copy-On-Write B+Tree

    由于B+树本身是一种内存非连续的链式结构,因此不适用于磁盘顺序海量写入操作的场景。

    因此需要对B+树的存储结构进行改造,使其插入和修改操作对应为append写入磁盘。

    使用B+树优化LSM树的Tiering merge策略的读取速度_Liever18的博客-CSDN博客_b+树优化

    放大问题

    放大问题的本质是一个系统对“随时全局有序"的需求有多么的强烈。

    LSM-tree减少写放大的一些策略 - 知乎 分类方法: (1) 每层键是否允许重叠 ;(2) compaction怎么做。

    LSM 读写放大和 Compaction 技术分析 - 墨天轮 含图

    写放大 

     LSM-Tree 的写放大写放大、读放大、空间放大RockDB、leveldb 写放大简单分析参考文档

    SD发sSD发s对于LSM Tree写放大问题的一些浅薄学习_李兆龙的博客的博客-CSDN博客_lsm写放大

           

    那么,LSM Tree采取了什么样的方式来优化这个问题呢?

    简单来说,就是放弃磁盘读性能来换取写的顺序性。

    乍一看,似乎会认为读应该是大部分系统最应该保证的特性,所以用读换写似乎不是个好买卖。但别急,听我分析之。

    1.      内存的速度远超磁盘,1000倍以上。而读取的性能提升,主要还是依靠内存命中率而非磁盘读的次数

    2.      写入不占用磁盘的io,读取就能获取更长时间的磁盘io使用权,从而也可以提升读取效率。

    因此,虽然SSTable降低了了读的性能,但如果数据的读取命中率有保障的前提下,因为读取能够获得更多的磁盘io机会,因此读取性能基本没有降低,甚至还会有提升。

    而写入的性能则会获得较大幅度的提升,基本上是5~10倍左右。

    下面来看一下细节

    其实从本质来说,k-v存储要解决的问题就是这么一个:尽可能快得写入,以及尽可能快的读取。

    让我从写入最快的极端开始说起,阐述一下k-v存储的核心之一—树这个组件吧。

    我们假设要写入一个1000个节点的key是随机数的数据。

    对磁盘来说,最快的写入方式一定是顺序的将每一次写入都直接写入到磁盘中即可。

    但这样带来的问题是,我没办法查询,因为每次查询一个值都需要遍历整个数据才能找到,这个读性能就太悲剧了。。

    那么如果我想获取磁盘读性能最高,应该怎么做呢?把数据全部排序就行了,b树就是这样的结构。那么,b树的写太烂了,我需要提升写,可以放弃部分磁盘读性能,怎么办呢?

    简单,那就弄很多个小的有序结构,比如每m个数据,在内存里排序一次,下面100个数据,再排序一次……这样依次做下去,我就可以获得N/m个有序的小的有序结构。( phil注 只讲了第0层,这一层有重叠问题 , 英文overlapping data)

    在查询的时候,因为不知道这个数据到底是在哪里,所以就从最新的一个小的有序结构里做二分查找,找得到就返回,找不到就继续找下一个小有序结构,一直到找到为止。

    (phil 注 B+树节点是时时插入,分裂和平衡, LSM是整个sstable 合并的时候, 分组排序, 实际上也有一个两级索引) 先得到大的sstable, 然后再二分.)

    很容易可以看出,这样的模式,读取的时间复杂度是(N/m)*log2N 。读取效率是会下降的。

    这就是最本来意义上的LSM tree的思路。

    那么这样做,性能还是比较慢的,于是需要再做些事情来提升,怎么做才好呢?

    于是引入了以下的几个东西来改进它

    1.      Bloom filter : 就是个带随即概率的bitmap,可以快速的告诉你,某一个小的有序结构里有没有指定的那个数据的。于是我就可以不用二分查找,而只需简单的计算几次就能知道数据是否在某个小集合里啦。效率得到了提升,但付出的是空间代价。

    2.      小树合并为大树: 也就是大家经常看到的compact的过程,因为小树他性能有问题,所以要有个进程不断地将小树合并到大树上,这样大部分的老数据查询也可以直接使用log2N的方式找到,不需要再进行(N/m)*log2n的查询了。

    这就是LSMTree的核心思路和优化方式。

    不过,LSMTree也有个隐含的条件,就是他实现数据库的insert语义时性能不会很高,原因是,insert的含义是: 事务中,先查找该插入的数据,如果存在,则抛出异常,如果不存在则写入。这个“查找”的过程,会拖慢整个写入。

    这样,我们就又介绍了一种k-v写入的模型啦。在下一次,我们将再去看看另外一种使用了类似思路,但方法完全不同的b树优化方式 COLA树系。敬请期待 ~

    -------------------------------

    COLA树

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    终于来到了COLA树系,这套东西目前来看呢,确实不如LSM火,不过作为可选方案,也是个值得了解的尝试,不过这块因为只有一组MIT的人搞了个东西出来,所以其实真正的方案也语焉不详的。

    从性能来说,tokuDB的写入性能很高,但更新似乎不是很给力,查询较好,占用较少的内存。

    Detailed review of Tokutek storage engine - Percona Database Performance Blog

    这里有一些性能上的指标和分析性文字。确实看起来很心动,不过这东西只适合磁盘结构,到了SSD似乎就挂了。原因不详,因为没有实际的看过他们的代码,所以一切都是推测,如果有问题,请告知我。

    先说原理,上ppt Percona – The Database Performance Experts,简单来说,就是一帮MIT的小子们,分析了一下为什么磁盘写性能这么慢,读的性能也这么慢,然后一拍脑袋,说:“哎呀,我知道了,对于两级的存储(比如磁盘对应内存,或内存对于缓存,有两个属性是会对整个查询和写入造成影响的,一个是容量空间小但速度更快的存储的size,另外一个则是一次传输的block的size.而我们要做的事情,就是尽可能让每次的操作传输尽可能少的数据块。

    传输的越少,那么查询的性能就越好。

    进而,有人提出了更多种的解决方案。

    •B-tree [Bayer, McCreight 72]

    • cache-oblivious B-tree [Bender, Demaine, Farach-Colton 00]

    • buffer tree [Arge 95]

    • buffered-repositorytree[Buchsbaum,Goldwasser,Venkatasubramanian,Westbrook 00]

    • Bε

     tree[Brodal, Fagerberg 03]

    • log-structured merge tree [O'Neil, Cheng, Gawlick, O'Neil 96]

    • string B-tree [Ferragina, Grossi 99]

    这些结构都是用于解决这样一个问题,在磁盘上能够创建动态的有序查询结构。

    在今天,主要想介绍的就是COLA,所谓cache-oblivious 就是说,他不需要知道具体的内存大小和一个块的大小,或者说,无论内存多大,块有多大,都可以使用同一套逻辑进行处理,这无疑是具有优势的,因为内存大小虽然可以知道,但内存是随时可能被临时的占用去做其他事情的,这时候,CO就非常有用了。

    其他我就不多说了,看一下细节吧~再说这个我自己都快绕进去了。

    众所周知的,磁盘需要的是顺序写入,下一个问题就是,怎么能够保证数据的顺序写。

    我们假定有这样一个空的数据集合

      

    可以认为树的高度是log2N。

    每行要么就是空的,要么就是满的,每行数据都是排序后的数据。

    如果再写一个值的时候,会写在第一行,比如写了3。

    再写一个值11的时候,因为第一行已经写满了,所以将3取出来,和11做排序,尝试写第二行。又因为第二行也满了,所以将第二行的5和10也取出,对3,11,5,10 进行排序。写入第四行

      

    这就是COLA的写入过程。

    可以很清楚的看出,COLA的核心其实和LSM类似,每次“将数据从上一层取出,与外部数据进行归并排序后写入新的array”的这个操作,对sas磁盘非常友好。因此,写入性能就会有非常大的提升。

    并且因为数据结构简单,没有维持太多额外的指针,所以相对的比较节省空间。

    但这样查询会需要针对每个array都进行一次二分查找。

    性能似乎还不是很高,所以,他们想到了下面这种方式,把它的命名为fractal tree,分形树。

    用更简单的方法来说的话呢,就是在merge的时候,上层持有下层数据的一个额外的指针。

    来协助进行二分查找。

      

    这样,利用空间换时间,他的查询速度就又回到了log2N这个级别了。

    到此,又一个有序结构被我囫囵吞枣了。

    嘿嘿


     

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    哎呀,一年之计在于春啊。最近过完年了,微信群里有非常多的小伙伴在问我一下面试方面的问题。比如:有让我出题的,有让我推荐资料的,还有让我推荐公司的。。。

    真是太难为我了!也有些人刚开过年,任务不算多。所以,经常酱油,不知道该学习什么?

    于是,我发了一套面试题,如下:

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    结果,他们都来要答案了。哎,做伸手党可不好,什么时候才能独立呢?所以,我一一的拒绝了他们。

    关于这套面试题,有很多内容,我都写过文章的!今天,我们来写一写第 14 小题。为什么 MyisAM 查询快?

    640

    关于,这个问题,我网上看了很多答案。大多内容都雷同,但是我要强调的是,并不是说 MYISAM 一定比 InnoDB 的 select 快。

    其实呢?MyISAM 适合读多,并发少的场景;这个问题要分场景来看。不同的场景,还真不能说 MyISAM 比 InnoDB 中的查询快!

    下面我们一起来看看 Innodb 和 Myisam 的 5 大区别:

    640

    上面的“事务”写错了。不过,我相信大家能看明白其中的解释。

    关于“行锁”还是“表锁”,可以看我的这篇文章《InnoDB 的 select 行锁还是表锁》。

    关于 count 的区别,可以看我的这篇文章《你真的懂 select count(*) 吗?》。

    那么为什么大家喜欢说 MyisAM 查询快呢?那是因为,InnoDB 的表是根据主键进行展开的 B+tree 的聚集索引。MyIsam 则非聚集型索引,myisam 存储会有两个文件,一个是索引文件,另外一个是数据文件,其中索引文件中的索引指向数据文件中的表数据。

    聚集型索引并不是一种单独的索引类型,而是一种存储方式,InnoDB 聚集型索引实际上是在同一结构中保存了 B+tree 索引和数据行。当有聚簇索引时,它的索引实际放在叶子页中。

    640

    结合上图,可以看出:INNODB 在做 SELECT 的时候,要维护的东西比 MYISAM 引擎多很多。

    640?wx_fmt=png

    InnoDB:通过为每一行记录添加两个额外的隐藏的值来实现 MVCC,这两个值一个记录这行数据何时被创建,另外一个记录这行数据何时过期(或者被删除)。但是 InnoDB 并不存储这些事件发生时的实际时间,相反它只存储这些事件发生时的系统版本号。这是一个随着事务的创建而不断增长的数字。每个事务在事务开始时会记录它自己的系统版本号。每个查询必须去检查每行数据的版本号与事务的版本号是否相同。让我们来看看当隔离级别是 REPEATABLEREAD 时这种策略是如何应用到特定的操作的:

    SELECT InnoDB 必须每行数据来保证它符合两个条件:

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    说白了,为什么现在一些人喜欢 NoSQL 呢?因为 nosql 本身似乎应该是以省去解析和事务锁的方式来提升效能。MYISAM 不支持事务,也是它查询快的一个原因!

    原文链接:MySQL 中 MyISAM 中的查询为什么比 InnoDB 快?

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  • 1.MyIsam和InnoDb区别 Innodb myisam 存储文件 .frm表定义文件 .idb数据文件 .frm表定义文件 .idb数据文件 ... 通过上面表格对比, InnoDB在做查询的时候,要
  • 为什么MyISAM会比Innodb的查询速度快

    千次阅读 2018-10-21 17:33:30
    INNODB在做SELECT的时候,要维护的东西... 2)innodb寻址要映射到块,再到行,MYISAM记录的直接是文件的OFFSET,定位比INNODB要  3)INNODB还需要维护MVCC一致;虽然你的场景没有,但他还是需要去检查和维护MVCC (Multi...
  • ​大家都知道在MySQL中,MyISAM比InnoDB查询快,但很多人都不知道其中的原理。 今天我们就来聊聊其中的原理,另外也验证下是否MyISAM比InnoDB真的查询快。 在探索其中原理之前,我们先验证下查询速度。 验证 ...
  • InnoDB、MylSAM两者引擎所用的索引的数据结构都是B+树,不过区别在于: MylSAM中的B+树的数据结构存储的内容是实际数据的地址值,它...1)数据块,INNODB要缓存,MYISAM只缓存索引块, 这中间还有换进换出的减少; ...
  • 为什么MyISAM会比Innodb的查询速度快
  • MySQL两种表存储结构MyISAM和InnoDB的性能比较测试
  • 这里主要还是与 change buffer 有关。这是innodb中的写缓冲优化。在innodb中,我们需要更新一个数据页时,如果数据页在内存中就直接更新,而如果这个...因此本次写操作要比Myisam快。在下次查询需要访问这个数据页的...
  • 随着业务数据的增加,你会发现这条语句执行的速度越来越慢,为什么它会变慢呢? 为什么会变慢?想要得到答案就需要知道 MySQL 是如何统计总数量的,先说一个前提吧,count(*) 的具体实现是由存储引擎实现的,也就是...
  • MyISAM只加载了索引数据进内存,加载的数据量少,所以在相同时间内加载进内存的的索引数据也就越多,使CPU在相同时间内查询出更多的索引数据,当然这些必须要在查询的数据量大的情况下才能提现出来,查询的数据量少的时候...
  • MyISAM和InnoDB的对比

    2020-12-30 22:59:28
    事务处理上方面MyISAM 强调的是性能,查询速度比 InnoDB 类型更,但是不提供事务支持。InnoDB 提供事务支持事务。外键MyISAM 不支持外键,InnoDB 支持外键。锁MyISAM 只支持表级锁,InnoDB 支持行级锁和表级锁,...
  • myisam没有事务支持,它的连续的插入和查询速度都比Innodb很多,但是如果需要插入和查询穿插着来,那么myisam是表锁,innodb是行锁,innodb的并发性好,并且innodb是支持事务的innodb在插入数据的时候需要维护表级...
  • 几天在学习mysql数据库的优化并在自己的服务器上进行设置,喻名堂主要学习了MyISAM和InnoDB两种引擎的优化方法,需要了解跟多的朋友可以参考下
  • 看到主键索引,索引类型是BTREE(二叉树)正是因为这个二叉树算法,让查询速度快很多,二叉树的原理,就是取最中间的一个数,然后把大于这个数的往右边排,小于这个数的就向左排,每次减半,然后依次类推,每次减半,...
  • 为什么80%的码农都做不了架构师?>>> ...
  • 数据查询速度对比分析(MySql + InnoDB) mysql:MyISAM索引 原理:B+树查找 InnoDB:InnoDB索引 总结:mysql的磁盘IO次数太多 ElasticSearch优化:尽量使数据先在内存中查询
  • MyISAM和InnoDB批量插入1万数据速度比较 ...
  • 正是因为这个二叉树算法,让查询速度快很多,二叉树的原理,就是取最中间的一个数,然后把大于这个数的往右边排,小于这个数的就向左排,每次减半,然后依次类推,每次减半,形成一个树状结构图 例如上面的例子...
  • 关于innodb和mysiam的区别: ...myisam使用的非聚簇索引如下:(假设只有...innodb的聚簇索引:叶子页包含行的全部数据(辅助索引查询依赖聚簇索引) 对比一:读写性能–myisam优于innodb 对比过程参考:https://zhuan...
  • 2015-08-27 回答1/isamisam是一个定义明确且历经时间考验的数据表格管理方法,它在设计之时就考虑到数据库被查询的次数要远大于更新的次数。因此,isam执行读取操作的速度很快,而且不占用大量的内存和存储资源。...
  • MyISAM InnoDB 区别

    2015-07-12 12:27:07
    可能有人会说你MyISAM无法抗太多写操作,但是我可以通过架构来弥补,说个我现有用的数据库平台容量:主从数据总量在几百T以上,每天十多亿 pv的动态页面,还有几个大项目是通过数据接口方式调用未算进pv总数,(其中...
  •   今天给大家分享一篇干货,面试必备之Mysql索引底层原理分析 Mysql索引的本质 Mysql索引的底层原理 Mysql索引的实战经验 ...问:为什么加索引能优化慢查询? 同学A:...不知...

空空如也

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