Oracle B-tree索引的浅析

Oracle B-tree索引的浅析

如果聚簇因子过大，那么重建索引可能会有好处，聚簇因子应该接近块的数量，而非行的数量。

Oracle索引经典的神话

·索引会随着时间的增加而变的不平衡；

·删除的索引空间不会被重用；

·随着索引层数的增加，索引将会变得无效并需要重建；

·聚簇因子差，索引需要重建；

·为了提高性能，索引需要经常重建；

索引基础

       ·一个更新由一个删除和一个插入组成；

       ·页块由索引条目（row header(2/3B)|length(1B)|indexed data value(nB)|length(1B)|RowID(6B)）和相应的rowid组成；

       ·每个页块包含两个指针分别前面的页块和后面页块；

Treedump

alter session set events ‘immediate trace name treedump level index_object_id’;

       ----- begin tree dump

branch: 0x424362 4342626 (0: nrow: 2, level: 1)

   leaf: 0x424363 4342627 (-1: nrow: 540 rrow: 540)

   leaf: 0x424364 4342628 (0: nrow: 461 rrow: 461)

----- end tree dump

       以上dump包含的信息如下：

块类型：branch（分支块）；leaf（页块）；

    块地址：0x424362 4342626；

    nrow：索引条目的数量；

    rrow：当前块中的索引条目数量；

    level：分支块等级（页块隐示为0）；

Block Dump

alter system dump datafile X block X;

alter system dump datafile X block min X1 block max X2

         Start dump data blocks tsn: 0 file#: 1 minblk 148538 maxblk 148538

buffer tsn: 0 rdba: 0x0042443a (1/148538)

scn: 0x0000.00162a95 seq: 0x01 flg: 0x04 tail: 0x2a950601

frmt: 0x02 chkval: 0x8b5c type: 0x06=trans data

Block header dump:  0x0042443a

 Object id on Block? Y

 seg/obj: 0xd1fe  csc: 0x00.162a95  itc: 2  flg: O  typ: 2 - INDEX

         fsl: 0  fnx: 0x42443b ver: 0x01

     

Itl           Xid                  Uba         Flag  Lck        Scn/Fsc

0x01   0x0005.02a.00000332  0x008005cb.020e.01  CB--    0  scn 0x0000.00162a92

0x02   0x0008.011.00000346  0x008002e6.0163.03  C---    0  scn 0x0000.00162a93

该dump包含的信息如下：

rdba：分支块的相对数据库块地址（文件号/块号）；

scn：块最后改变的SCN号；

type：块类型；

seq：块改变的数量；

seg/obj: 16进制对象ID；

typ：段类型；

Itl：相关的事务槽（页块默认为2），包括槽ID，事务ID，撤销块地址，标记，锁信息，和事务SCN；

通过rba确定数据文件号和块号：

select    DBMS_UTILITY.DATA_BLOCK_ADDRESS_FILE(rba),

DBMS_UTILITY.DATA_BLOCK_ADDRESS_BLOCK(rba)

from dual;

通用的索引块头

       header address 153168988=0x9212c5c

kdxcolev 0

KDXCOLEV Flags = - - -

kdxcolok 1

kdxcoopc 0x89: opcode=9: iot flags=--- is converted=Y

kdxconco 2

kdxcosdc 2

kdxconro 254

kdxcofbo 544=0x220

kdxcofeo 4482=0x1182

kdxcoavs 3938

       kdxcolev：索引级别（0代表页块）；

    kdxcolok：标示结构块事块是否发生；

    kdxcoopc：内部操作码；

    kdxconco：索引列数量，包括ROWID；

    kdxcosdc：块中索引结构改变的数量；

    kdxconro：索引条目的数量，不包括kdxbrlmc指针；

    kdxcofbo：块中空闲空间的开始位置；

    kdxcofeo：块中空闲空间的结束位置；

    kdxcoavs：块中的可用空间数量（kdxcofbo-kdxcofeo）；

分支头区域

       kdxbrlmc 8388627=0x800013

kdxbrsno 92

kdxbrbksz 8060

       kdxbrlmc：如果索引值小于第一个值（row#0），则为该索引值所在的块地址；

       kdxbrsno：最后更改的索引条目；

       kdxbrbksz：可使用的块空间；

叶块头区域

       kdxlespl 0

kdxlende 127

kdxlenxt 4342843=0x42443b

kdxleprv 4342845=0x42443d

kdxledsz 0

kdxlebksz 8036

       kdxlespl：块拆分时被清除的未提交数据的字节数；

    kdxlende：被删除的条目数；

    kdxlenxt：下一个页块的RBA；

    kdxleprv：上一个页块的RBA；

    kdxlebksz：可使用的块空间（默认小于分支的可用空间）；

     分支条目

       row#0[7898] dba: 4342821=0x424425

col 0; len 3; (3):  c2 61 03

col 1; TERM

row#1[7214] dba: 4342873=0x424459

col 0; len 4; (4):  c3 04 02 17

col 1; TERM

       行号，[块中的起始位置] dba；

       列号，列长度，列值；

       brach中的每个entry有2个columns:
一个是child blocks中的最大值，另一个是指向的下一层block的address'

    但是某些时候可能会有一些比较奇怪的结果：

       row#0[7025] dba: 4342908=0x42447c

col 0; len 1024; (1024):

 41 20 20 20 …20

col 1; len 4; (4):  00 42 44 73

----- end of branch block dump -----

具体待补充。。。

叶条目

row#38[5014] flag: ----S-, lock: 2, len=14

col 0; len 4; (4):  c3 04 61 55

col 1; len 6; (6):  00 42 43 db 00 a1

row#39[5028] flag: ---DS-, lock: 2, len=14

       行号[在块中的开始位置] 各种标记（锁信息，删除信息）；

       索引列号，长度，值。其中6个字节的为ROWID号，将其转换为二进制，算法结果为：

前10 bit代表了file_id
中22 bit代表了block_id
后16 bit代表了row_id；

通过文件号和块号算出的结果为创建该索引的表的块。

奇怪的是,为什么索引中的rowid不能直接找到obj_id?
因为索引段对应的数据段在 一开始就知道，因为是先知道数据段才找到索引段，然后

根据索引段内容去搜索数据段内容，所以索引段中 rowid 不必包含 data_object_id 信息。

       如果索引是建立在非分区表上，或者是分区表上的 LOCAL 索引，使用的是6 bytes的 Restricted ROWID。如果索引是建立在分区表上的 GLOBAL index，则使用 10bytes 的 Extended ROWID，这样可以区分索引指向哪个分区表。

      

 

更新/重用索引条目

       当更新了索引条目后，DUMP如下：

       kdxconco 2

kdxcosdc 0

kdxconro 2

kdxcofbo 40=0x28

kdxcofeo 8006=0x1f46

kdxcoavs 7966

kdxlespl 0

kdxlende 1

kdxlenxt 0=0x0

kdxleprv 0=0x0

kdxledsz 0

kdxlebksz 8036

row#0[8021] flag: ---D-, lock: 2 => deleted index entry

col 0; len 5; (5): 42 4f 57 49 45

col 1; len 6; (6): 00 80 05 0a 00 00

row#1[8006] flag: -----, lock: 2

col 0; len 5; (5): 5a 49 47 47 59 => new index entry

col 1; len 6; (6): 00 80 05 0a 00 00

       更新后，将包含一个删除的条目，一个新的条目。在随后的插入中，如果新插入的索引条目能够放到被删除的索引条目的位置上，就会直接重用这个条目。根据索引值来决定。

       所谓重用，是对row 的重用，而不是对row所在物理存储（或说物理位置）的重用。索引是按照indexed value对row进行排序的。有新的row被插入，首先按照value排序，将他放在合适的row list中，如果他的位置正好原来有个row被删掉了，则重用这个row在row list中的位置。至于物理存储上，则可能根据版本不同会有不同。在10.2中，我做的测试并没有向下开辟空间。

       结论

·到叶块中的任何插入都将移除所有被删除的条目；

       ·删除的空间在随后的写中被清除；

       ·删除的空间在延迟块清除中被清除；

       ·全空块被放在空闲列表，可以重用；

      

索引统计

·dba_indexes

·dbms_stats

·index_stats

         -- analyze index index_name validate structure;

         --分析资源，锁；

·v$segment_statistics

  statistics_level = typical (or all)

       注意点：

         blevel (dba_indexes) vs. height (index_stats)

         blocks allocated，但未必使用；

         lf_rows_len包含行负载（单列索引12个字节）

         pct_used索引结构中当前使用的空间：(used_space/btree_space)*100

         大多数索引统计包含删除的条目：

              non-deleted rows = lf_rows – del_lf_rows

              pct_used by non-deleted rows = ((used_space – del_lf_rows_len) / btree_space) * 100