MySQL数据库设计总结

PHPer 2018-09-16 1663 1 0
规则1:一般情况可以选择MyISAM存储引擎,如果需要事务支持必须使用InnoDB存储引擎。注意:MyISAM存储引擎 B-tree索引有一个很大的限制:参与一个索引的所有字...

规则1:一般情况可以选择MyISAM存储引擎,如果需要事务支持必须使用InnoDB存储引擎。

注意:MyISAM存储引擎 B-tree索引有一个很大的限制:参与一个索引的所有字段的长度之和不能超过1000字节。另外MyISAM数据和索引是分开,而InnoDB的数据存储是按聚簇(cluster)索引有序排列的,主键是默认的聚簇(cluster)索引,因此MyISAM虽然在一般情况下,查询性能比InnoDB高,但InnoDB的以主键为条件的查询性能是非常高的。

规则2:命名规则。

  1. 数据库和表名应尽可能和所服务的业务模块名一致
  2. 服务与同一个子模块的一类表应尽量以子模块名(或部分单词)为前缀或后缀
  3. 表名应尽量包含与所存放数据对应的单词
  4. 字段名称也应尽量保持和实际数据相对应
  5. 联合索引名称应尽量包含所有索引键字段名或缩写,且各字段名在索引名中的顺序应与索引键在索引中的索引顺序一致,并尽量包含一个类似idx的前缀或后缀,以表明期对象类型是索引。
  6. 约束等其他对象也应该尽可能包含所属表或其他对象的名称,以表明各自的关系

规则3:数据库字段类型定义

  1. 经常需要计算和排序等消耗CPU的字段,应该尽量选择更为迅速的字段,如用TIMESTAMP(4个字节,最小值1970-01-01 00:00:00)代替Datetime(8个字节,最小值1001-01-01 00:00:00),通过整型替代浮点型和字符型
  2. 变长字段使用varchar,不要使用char
  3. 对于二进制多媒体数据,流水队列数据(如日志),超大文本数据不要放在数据库字段中

规则4:业务逻辑执行过程必须读到的表中必须要有初始的值。避免业务读出为负或无穷大的值导致程序失败

规则5:并不需要一定遵守范式理论,适度的冗余,让Query尽量减少Join

规则6:访问频率较低的大字段拆分出数据表。有些大字段占用空间多,访问频率较其他字段明显要少很多,这种情况进行拆分,频繁的查询中就不需要读取大字段,造成IO资源的浪费。

规则7:大表可以考虑水平拆分。大表影响查询效率,根据业务特性有很多拆分方式,像根据时间递增的数据,可以根据时间来分。以id划分的数据,可根据id%数据库个数的方式来拆分。

规则8:业务需要的相关索引是根据实际的设计所构造sql语句的where条件来确定的,业务不需要的不要建索引,不允许在联合索引(或主键)中存在多于的字段。特别是该字段根本不会在条件语句中出现。

规则9:唯一确定一条记录的一个字段或多个字段要建立主键或者唯一索引,不能唯一确定一条记录,为了提高查询效率建普通索引

规则10:业务使用的表,有些记录数很少,甚至只有一条记录,为了约束的需要,也要建立索引或者设置主键。

规则11:对于取值不能重复,经常作为查询条件的字段,应该建唯一索引(主键默认唯一索引),并且将查询条件中该字段的条件置于第一个位置。没有必要再建立与该字段有关的联合索引。

规则12:对于经常查询的字段,其值不唯一,也应该考虑建立普通索引,查询语句中该字段条件置于第一个位置,对联合索引处理的方法同样。

规则13:业务通过不唯一索引访问数据时,需要考虑通过该索引值返回的记录稠密度,原则上可能的稠密度最大不能高于0.2,如果稠密度太大,则不合适建立索引了。

当通过这个索引查找得到的数据量占到表内所有数据的20%以上时,则需要考虑建立该索引的代价,同时由于索引扫描产生的都是随机I/O,生其效率比全表顺序扫描的顺序I/O低很多。数据库系统优化query的时候有可能不会用到这个索引。...

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更新于:2020-04-03 03:17:24
  • 评论于 2020-03-29 15:51:42举报  #1楼
    规则12:对于经常查询的字段,其值不唯一,也应该考虑建立普通索引,查询语句中该字段条件置于第一个位置,对联合索引处理的方法同样。
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什么是B-Tree

B-Tree就是我们常说的B树,一定不要读成B减树,否则就很丢人了。B树这种数据结构常常用于实现数据库索引,因为它的查找效率比较高。磁盘IO与预读磁盘读取依靠的是机...

B-Tree就是我们常说的B树,一定不要读成B减树,否则就很丢人了。B树这种数据结构常常用于实现数据库索引,因为它的查找效率比较高。

磁盘IO与预读

磁盘读取依靠的是机械运动,分为寻道时间、旋转延迟、传输时间三个部分,这三个部分耗时相加就是一次磁盘IO的时间,大概9ms左右。这个成本是访问内存的十万倍左右;正是由于磁盘IO是非常昂贵的操作,所以计算机操作系统对此做了优化:预读;每一次IO时,不仅仅把当前磁盘地址的数据加载到内存,同时也把相邻数据也加载到内存缓冲区中。因为局部预读原理说明:当访问一个地址数据的时候,与其相邻的数据很快也会被访问到。每次磁盘IO读取的数据我们称之为一页(page)(注:此说法不准确)。一页的大小与操作系统有关,一般为4k或者8k。这也就意味着读取一页内数据的时候,实际上发生了一次磁盘IO。

(注:这里一次磁盘IO的说法不准确,我在网上找到一个比较准确的说法:

单个IO操作

  当控制磁盘的控制器接到操作系统的读IO操作指令的时候,控制器就会给磁盘发出一个读数据的指令,并同时将要读取的数据块的地址传递给磁盘,然后磁盘会将读取到的数据传给控制器,并由控制器返回给操作系统,完成一个写IO的操作;同样的,一个写IO的操作也类似,控制器接到写的IO操作的指令和要写入的数据,并将其传递给磁盘,磁盘在数据写入完成之后将操作结果传递回控制器,再由控制器返回给操作系统,完成一个写IO的操作。单个IO操作指的就是完成一个写IO或者是读IO的操作。

B-Tree与二叉查找树的对比

  我们知道二叉查找树查询的时间复杂度是O(logN),查找速度最快和比较次数最少,既然性能已经如此优秀,但为什么实现索引是使用B-Tree而不是二叉查找树,关键因素是磁盘IO的次数。

数据库索引是存储在磁盘上,当表中的数据量比较大时,索引的大小也跟着增长,达到几个G甚至更多。当我们利用索引进行查询的时候,不可能把索引全部加载到内存中,只能逐一加载每个磁盘页,这里的磁盘页就对应索引树的节点。

一、 二叉树

我们先来看二叉树查找时磁盘IO的次:定义一个树高为4的二叉树,查找值为10:

cf51c71c20_normal.png

第一次磁盘IO:

2d492f04f3_normal.png

第二次磁盘IO

b420f59795_normal.png

第三次磁盘IO:...

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更新于:2018-09-16 15:33:14

二叉查找树、平衡二叉树、红黑树、B-/B+树性能对比

1. 二叉查找树 (Binary Search Tree)概念二叉查找树又称二叉搜索树,二叉排序树,特点如下:1. 左子树上所有结点值均小于根结点2. 右子树上所有结点值均大于根结点3. 结点...

1. 二叉查找树 (Binary Search Tree)

概念

二叉查找树又称二叉搜索树,二叉排序树,特点如下:1. 左子树上所有结点值均小于根结点2. 右子树上所有结点值均大于根结点3. 结点的左右子树本身又是一颗二叉查找树4. 二叉查找树中序遍历得到结果是递增排序的结点序列。

BST 的操作代价分析:

(1)查找代价

任何一个数据的查找过程都需要从根结点出发,沿某一个路径朝叶子结点前进。因此查找中数据比较次数与树的形态密切相关。当树中每个结点左右子树高度大致相同时,树高为logN。则平均查找长度与logN成正比,查找的平均时间复杂度在O(logN)数量级上。当先后插入的关键字有序时,BST退化成单支树结构。此时树高n。平均查找长度为(n+1)/2,查找的平均时间复杂度在O(N)数量级上。

(2)插入代价

新结点插入到树的叶子上,完全不需要改变树中原有结点的组织结构。插入一个结点的代价与查找一个不存在的数据的代价完全相同。

(3)删除代价

当删除一个结点P,首先需要定位到这个结点P,这个过程需要一个查找的代价。然后稍微改变一下树的形态。如果被删除结点的左、右子树只有一个存在,则改变形态的代价仅为O(1)。如果被删除结点的左、右子树均存在,只需要将当P的左孩子的右孩子的右孩子的…的右叶子结点与P互换,在改变一些左右子树即可。因此删除操作的时间复杂度最大不会超过O(logN)

BST效率总结:

查找最好时间复杂度O(logN),最坏时间复杂度O(N)。插入删除操作算法简单,时间复杂度与查找差不多。

2. 平衡二叉查找树 ( Balanced Binary Search Tree )

二叉查找树在最差情况下竟然和顺序查找效率相当,这是无法仍受的。事实也证明,当存储数据足够大的时候,树的结构对某些关键字的查找效率影响很大。当然,造成这种情况的主要原因就是BST不够平衡(左右子树高度差太大)。既然如此,那么我们就需要通过一定的算法,将不平衡树改变成平衡树。因此,AVL树就诞生了。

AVL 的操作代价分析:

(1)查找代价

AVL是严格平衡的BST(平衡因子不超过1)。那么查找过程与BST一样,只是AVL不会出现最差情况的BST(单支树)。因此查找效率最好,最坏情况都是O(logN)数量级的。

(2)插入代价

AVL必须要保证严格平衡(|bf|<=1),那么每一次插入数据使得AVL中某些结点的平衡因子超过1就必须进行旋转操作。事实上,AVL的每一次插入结点操作最多只需要旋转1次(单旋转或双旋转)。因此,总体上插入操作的代价仍然在O(logN)级别上(插入结点需要首先查找插入的位置)。

(3)删除代价

AVL删除结点的算法可以参见BST的删除结点,但是删除之后必须检查从删除结点开始到根结点路径上的所有结点的平衡因子。因此删除的代价稍微要大一些。每一次删除操作最多需要O(logN)次旋转。因此,删除操作的时间复杂度为O(logN)+O(logN)=O(2logN)

AVL 效率总结:

查找的时间复杂度维持在O(logN),不会出现最差情况AVL树在执行每个插入操作时最多需要1次旋转,其时间复杂度在O(logN)左右。AVL树在执行删除时代价稍大,执行每个删除操作的时间复杂度需要O(2logN)。

3. 红黑树 (Red-Black Tree )

二叉平衡树的严格平衡策略以牺牲建立查找结构(插入,删除操作)的代价,换来了稳定的O(logN) 的查找时间复杂度。但是这样做是否值得呢?能不能找一种折中策略,即不牺牲太大的建立查找结构的代价,也能保证稳定高效的查找效率呢? 答案就是:红黑树。

RBT 的操作代价分析:

(1)查找代价

由于红黑树的性质(最长路径长度不超过最短路径长度的2倍),可以说明红黑树虽然不像AVL一样是严格平衡的,但平衡性能还是要比BST要好。其查找代价基本维持在O(logN)左右,但在最差情况下(最长路径是最短路径的2倍少1),比AVL要略逊色一点。

(2)插入代价

RBT插入结点时,需要旋转操作和变色操作。但由于只需要保证RBT基本平衡就可以了。因此插入结点最多只需要2次旋转,这一点和AVL的插入操作一样。虽然变色操作需要O(logN),但是变色操作十分简单,代价很小。...

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更新于:2018-09-16 11:19:46
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