我们介绍过一个用几行 Shell 代码实现的简陋数据库，它的插入性能很好，但查询性能很差。
我们都知道，想要提升数据库的查询速度，索引必不可少 。那么，索引的底层结构都是怎样的呢?它们又是如何工作的呢?
实际上，数据库索引技术因底层数据结构不同，可以分为好几种：
- 哈希索引( hash index )
- LSM树( log structured merge tree )
- B树( b-tree )
其中，哈希索引的结构最为简单，但也很常用。今天我们就先将它一举拿下!
哈希索引结构
键值对存储引擎其实跟编程语言中的 字典 ( dictionary )类型很像，而字典底层通常是用 哈希表( hash table )实现的。既然哈希表可以用来索引内存中的数据，应该也可以用来索引磁盘数据吧?
我们实现的玩具数据库引擎，只是将数据记录源源不断地追加到数据文件。因此，只要在内存中维护一个哈希表，记录每个键最新记录在数据文件中的 偏移量( offset )，即可极大提升查询速度：
如上图，数据库当前保存着 3 个键值对记录：
- 1,fasionchan.com
- 123,google.com
- 66,*.com
紫色部分是我们新引入的哈希表，它在内存中维护了每个键记录在文件中的最新偏移量。举个例子，键 123 最新记录的偏移量是 17 ，意味着 123 这条记录位于数据文件中的第 17 字节。
当我们查询键 123 时，数据库先从哈希表中找到数据记录的偏移量;然后再根据偏移量 seek 到文件指定位置，即可读出对应的数据，效率因而大大提升。
更新操作
当数据库处理插入或更新操作时，除了将数据记录追加到文件，还需要更新哈希表，以保存数据记录的最新偏移量。这就是索引给写操作带来的额外开销，好在哈希表操作通常都很快，这个开销是可控的。
如上图，我们将键 1 的值改为 www.fasionchan.com ，数据库将新键值对记录追加到数据文件，偏移量为 53 。然后，它将哈希表中键 1 的偏移量更新为 53 ，指向最新的记录。
请注意，数据文件只会追加新记录，不会修改已有记录。更新操作也是通过追加新记录来实现的，新记录覆盖旧记录。如上图，灰色部分为键 1 的旧记录，现已失效。
删除操作
插入和更新都是往数据文件追加记录，那删除又该怎么办呢?
其实很简单，我们可以向数据文件追加一条特殊的记录，用来表示删除。例如，写入一条值为 4 个 \0 的记录，来删除键 123 ：
后续查询键 123 时，将得到特殊的删除标记 \0\0\0\0 ，便可知道该键已被删除。
内存开销
因为哈希表保存在内存里面，因此读写操作都非常快。但美中不足的是：内存必须能够容纳所有的记录键，否则就会成为瓶颈。而记录值就没有这个限制，因为它们只保存在磁盘文件中，就算远远超过物理内存也问题不大。
通过哈希表确定记录偏移量后，只需一次磁盘寻址，即可读到对应的记录值。如果文件系统刚好缓存了对应的磁盘数据块，那么可以直接从缓存读数据，连磁盘 IO 都省了。因此，就算数据值远远超出内存，查询效率也不会低。
磁盘空间回收
您可能会好奇，所有写操作都是往数据文件追加数据，永不删除，最后不会将磁盘写满吗?
随着时间推移，数据文件中无用部分(灰色)越来越多，有办法将这部分空间回收利用吗?
由于数据文件一直在追加写入，便难以回收其中的垃圾空间。但我们可以将数据文件分成多个片段：如果当前文件达到一定大小，就将它关闭，同时新建一个文件来写：
如上图，假设我们设定的阈值大小是 80 字节，如果这时再插入一个新数据 123 ，就要新开一个数据文件来写。注意到，每个分段文件都会维护自己的哈希表，查询时应该从最新文件开始，依次检索。
那么，将文件分段的好处是什么呢?
请注意，除了最新的数据文件还会追加数据外，旧的文件都不会再修改了。这样一来，我们就可以将旧的文件进行 精简( compaction )：将其中已经失效或者被删除的记录移除，最终只保留每个键的最新记录：
如上图，原文件中灰色部分为已失效的数据，深灰色部分为已被删除的数据，这两部分均可移除。注意到，源文件大小为 82 字节，经过精简后降为 42 字节，磁盘空间大大降低。
数据文件精简完毕后，即可替代原文件，而原文件则可安全移除。精简操作可以用后台线程来做，这时查询操作仍可检索原文件，完全不受影响。一旦精简完毕，可以将查询立马切换到精简后的文件上。
注意到，文件精简后数据记录偏移量肯定会有变动，因此哈希表也需要重建。
随着数据分段文件越来越多，查询需要遍历的文件也会越来越多，效率肯定越来越差。注意到，一个数据文件经过精简后，尺寸将大大减小。因此，我们可以将多个分段文件 合并( merge )为一个更大的分段文件：
经过若干写操作，数据文件②也达到尺寸阈值，进而发生切换。切换完毕后，数据文件②就不再修改，可以在后台对其进行精简。请注意，对于键 66 的删除记录必须保留，因为更早的数据文件①中可能还有这个键。
于此同时，数据库可以在后台将精简过的两个数据文件进行合并。在合并过程中，键相同的记录将被进一步精简，只保留最新的一条。这样不仅进一步降低了磁盘使用量，也收敛了文件数量，查询效率因而能够得到保证。
注意到，键 66 在文件①中的老记录可被移除;其在文件②中的删除记录也可移除，因为所有 66 的历史记录均已移除。同样，合并操作可以用后台线程来做，合并完毕后再整体切换。
索引重建
您可能又有疑问了：哈希索引只保存在内存里面，数据库一宕机不就全没了吗?
的确如此。不过数据库重新启动后，可以根据每个分段文件中的数据，重新恢复索引。但恢复索引的过程需要遍历所有数据，如果数据量太大的话，肯定会比较耗时。
好在数据文件切换后，旧分段文件就不会再追加数据，而对应的哈希表也就固定不变了。如果这时将哈希表持久化到磁盘，故障重启时就可以直接从磁盘恢复哈希表，而不用再重建。这样一来，重启速度将大大加快。
由于最新的分段文件还会不断写入数据，它的哈希表仍会不断更新。由于哈希表更新基本上都是随机的，难以实时持久化到磁盘。不过没关系，故障恢复时我们只需重建最新分段的索引，耗时也相对可控。
总结
- 哈希索引擅长键值对存储场景;
- 磁盘擅长顺序写，数据文件总是在末尾追加写入;
- 更新操作也是在数据文件末尾追加新记录;
- 删除操作则是在数据文件末尾追加特殊的标记记录;
- 当数据文件超过一定大小，就新开文件来写;
- 只有最新的数据文件会写数据;
- 历史文件永远不会再写入数据;
- 查询时需要从最新文件开始，逐一检索;
- 为加快检索速度，每个文件都在内存中维护一个哈希索引;
- 哈希索引记录一个键在文件中的最新记录的偏移量;
- 哈希表保存在内存中，要求内存至少能够容纳所有键;
- 由于更新和删除操作，数据文件会有失效的记录;
- 对不再写入数据的历史文件进行精简，移除失效记录，即可回收磁盘空间;
- 对多个精简后的文件进行合并，既能进一步精简瘦身，又能降低文件数量，进而保证查询速度;
- 哈希索引保存在内存中，数据库故障就会丢失，但可以通过数据文件重建;
- 历史文件哈希表固定不变，可以将其持久化到硬盘，以加快故障恢复速度;
了解哈希索引底层原理后，我们知道它比较适用于键值对存储场景。
原文链接：https://mp.weixin.qq.com/s/zam0LO9kX_9lGY5ffNyb8g