WikiDer > Индекс фрактального дерева

Эта статья поднимает множество проблем. Пожалуйста помоги Улучши это или обсудите эти вопросы на страница обсуждения. (Узнайте, как и когда удалить эти сообщения-шаблоны) Тема этой статьи может не соответствовать Википедии общее руководство по известности. Пожалуйста, помогите установить известность, указав надежные вторичные источники которые независимый темы и обеспечить ее подробное освещение, помимо банального упоминания. Если известность не может быть установлена, статья, вероятно, будет слился, перенаправлен, или же удалено. Найдите источники: «Индекс фрактального дерева» – Новости · газеты · книги · ученый · JSTOR (Апрель 2014 г.) (Узнайте, как и когда удалить этот шаблон сообщения) Похоже, что один из основных авторов этой статьи тесная связь со своим предметом. Может потребоваться очистка для соответствия политике содержания Википедии, в частности нейтральная точка зрения. Пожалуйста, обсудите подробнее страница обсуждения. (Апрель 2014 г.) (Узнайте, как и когда удалить этот шаблон сообщения) (Узнайте, как и когда удалить этот шаблон сообщения)

В Информатика, а индекс фрактального дерева это древовидная структура данных который сохраняет данные отсортированными и обеспечивает поиск и последовательный доступ одновременно с B-дерево но со вставками и удалениями, которые асимптотически быстрее, чем B-дерево. Как и B-дерево, индекс фрактального дерева является обобщением двоичное дерево поиска в этом узле может быть более двух дочерних элементов. Кроме того, в отличие от B-дерева, индекс фрактального дерева имеет буферы в каждом узле, что позволяет сохранять вставки, удаления и другие изменения в промежуточных местах. Буферы предназначены для планирования записи на диск, чтобы каждая запись выполняла большой объем полезной работы, тем самым избегая наихудшей производительности B-деревьев, когда каждая запись на диск может изменять небольшой объем данных на диске. Как и B-дерево, индексы фрактального дерева оптимизированы для систем, которые читают и записывают большие блоки данных. Индекс фрактального дерева был коммерциализирован в базы данных к Токутек. Первоначально он был реализован как опережающий массив без кеширования,^[1] но текущая реализация является расширением B^ε дерево.^[2] B^ε связан с деревом буферизованного репозитория.^[3] Буферизованное дерево репозитория имеет степень 2, тогда как B^ε дерево имеет степень B^ε. Индекс фрактального дерева также использовался в прототипе. файловая система.^[4][5] An Открытый исходный код доступна реализация индекса фрактального дерева,^[6] который демонстрирует детали реализации, изложенные ниже.

Обзор

В индексах фрактального дерева внутренний (нелистовой) узлы могут иметь переменное количество дочерних узлов в пределах некоторого заранее определенного диапазона. Когда данные вставляются или удаляются из узла, количество его дочерних узлов изменяется. Чтобы сохранить заданный диапазон, внутренние узлы могут быть объединены или разделены. Каждый внутренний узел B-дерева будет содержать количество ключей, которое на единицу меньше, чем его фактор ветвления. Ключи действуют как значения разделения, которые разделяют его поддеревья. Ключи в поддеревьях хранятся в дерево поиска порядок, то есть все ключи в поддереве находятся между двумя значениями скобок. В этом отношении они похожи на B-деревья.

И индексы фрактального дерева, и B-деревья используют тот факт, что когда узел извлекается из хранилища, блок памяти, размер которого обозначается как ${ displaystyle B}$, извлекается. Таким образом, узлы настроены на размер приблизительно ${ displaystyle B}$. Поскольку доступ к хранилищу может доминировать во времени работы структуры данных, временная сложность алгоритмы внешней памяти преобладает количество операций чтения / записи, вызываемых структурой данных. (См., Например,^[7] для следующих анализов.)

В B-дереве это означает, что количество ключей в узле должно быть достаточным для заполнения узла с некоторой изменчивостью для разделения и слияния узлов. Для целей теоретического анализа, если ${ Displaystyle О (В)}$ ключи помещаются в узел, тогда у дерева есть глубина ${ Displaystyle О ( журнал _ {B} N)}$, и это сложность ввода-вывода как при поиске, так и при вставке.

Узлы фрактальных деревьев используют меньший коэффициент ветвления, например ${ displaystyle { sqrt {B}}}$. Тогда глубина дерева равна ${ Displaystyle О ( журнал _ { sqrt {B}} N) = О ( журнал _ {B} N)}$, тем самым асимптотически согласовывая B-дерево. Оставшееся пространство в каждом узле используется для буферизации вставок, удаления и обновлений, которые мы называем в совокупности сообщениями. Когда буфер заполнен, он полностью сбрасывается дочерним элементам. Есть несколько вариантов очистки буферов, и все они приводят к аналогичной сложности ввода-вывода. Каждое сообщение в буфере узла будет сброшено конкретному дочернему элементу, как определено его ключом. Предположим для конкретности, что сообщения, которые отправляются одному и тому же дочернему элементу, сбрасываются, а среди ${ displaystyle { sqrt {B}} + 1}$ дети, мы выбираем тот, у которого больше всего сообщений. Тогда есть как минимум ${ displaystyle { frac {B} {{ sqrt {B}} + 1}} приблизительно { sqrt {B}}}$ сообщения, которые можно передать ребенку. Каждый смыв требует ${ displaystyle O (1)}$ сбросов, и поэтому стоимость одного сообщения сброса составляет ${ displaystyle O left ({ frac {1} { sqrt {B}}} right)}$.

Считайте стоимость прошивки. Каждое сообщение сбрасывается ${ Displaystyle О ( журнал _ {B} N)}$ раз, а стоимость промывки составляет ${ displaystyle O left ({ frac {1} { sqrt {B}}} right)}$. Следовательно, стоимость вставки составляет ${ displaystyle O left ({ frac { log _ {B} N} { sqrt {B}}} right)}$. Наконец, обратите внимание, что коэффициент ветвления может варьироваться, но для любого коэффициента ветвления ${ Displaystyle B ^ { varepsilon}}$, стоимость промывки составляет ${ displaystyle O left ({ frac {1} {B ^ {1- varepsilon}}} right)}$, тем самым обеспечивая плавный компромисс между стоимостью поиска, которая зависит от глубины дерева поиска, и, следовательно, коэффициентом ветвления, и временем вставки, которое зависит от глубины дерева, но более чувствительно от размера очищаемого буфера.

Сравнение с другими индексами внешней памяти

В этом разделе сравниваются индексы фрактального дерева с другими структурами данных индексации внешней памяти. Теоретическая литература по этой теме очень обширна, поэтому данное обсуждение ограничивается сравнением с популярными структурами данных, которые используются в базах данных и файловых системах.

B-деревья

Время поиска B-дерева асимптотически такое же, как у индекса фрактального дерева. Однако индекс фрактального дерева имеет более глубокие деревья, чем B-дерево, и если бы каждый узел требовал ввода-вывода, скажем, если кеш холодный, то индекс фрактального дерева вызвал бы больше операций ввода-вывода. Однако для многих рабочих нагрузок большая часть или все внутренние узлы индексов B-деревьев и фрактальных деревьев уже кэшированы в ОЗУ. В этом случае в стоимости поиска преобладает стоимость выборки листа, которая одинакова в обоих случаях. Таким образом, для многих рабочих нагрузок индексы фрактальных деревьев могут соответствовать B-деревьям с точки зрения времени поиска.

Они отличаются вставками, удалениями и обновлениями. Вставка в индекс фрактального дерева занимает ${ displaystyle O left ({ frac { log _ {B} N} { sqrt {B}}} right)}$ тогда как B-деревья требуют ${ Displaystyle О ( журнал _ {B} N)}$. Таким образом, индексы фрактального дерева быстрее, чем B-деревья, в несколько раз. ${ displaystyle O ({ sqrt {B}})}$. С ${ displaystyle B}$ может быть довольно большим, это дает потенциальное улучшение времени вставки на два порядка в худшем случае, что наблюдается на практике. И B-деревья, и индексы фрактальных деревьев могут в лучшем случае выполнять вставку быстрее. Например, если ключи вставляются в последовательном порядке, обе структуры данных достигают ${ displaystyle O left ({ frac {1} {B}} right)}$ Количество операций ввода-вывода на каждую вставку. Таким образом, поскольку лучшие и худшие варианты B-деревьев сильно различаются, тогда как индексы фрактальных деревьев всегда близки к их лучшему случаю, фактическое ускорение, которое индексы фрактальных деревьев достигают по сравнению с B-деревьями, зависит от деталей рабочей нагрузки.

Лог-структурированные деревья слияния

Лог-структурированные деревья слияния (LSM) относятся к классу структур данных, который состоит из двух или более структур индексов с экспоненциально растущей емкостью. Когда дерево на каком-то уровне достигает своей емкости, оно присоединяется к следующему большему уровню. Сложность ввода-вывода LSM зависит от таких параметров, как коэффициент роста между уровнями и структура данных, выбранная на каждом уровне, поэтому для анализа сложности LSM нам нужно выбрать конкретную версию. Для сравнения мы выбрали версию LSM, которая соответствует индексам фрактального дерева по производительности вставки.

Предположим, LSM реализован через ${ Displaystyle О ( журнал _ {B} N)}$ B-деревья, каждое из которых имеет емкость, равную ${ displaystyle { sqrt {B}}}$ больше, чем его предшественник. Время слияния зависит от трех фактов: отсортированного порядка ключей в ${ displaystyle N}$-элемент B-tree может быть произведен в ${ displaystyle O left ({ frac {N} {B}} right)}$ IO; Два отсортированных списка ${ displaystyle N}$ и ${ displaystyle M}$ элементы можно объединить в отсортированный список в ${ displaystyle O left ({ frac {N + M} {B}} right)}$ IO; и B-дерево отсортированного списка ${ displaystyle N}$ элементы могут быть встроены ${ displaystyle O left ({ frac {N} {B}} right)}$ IOs. Когда дерево переполняется, оно объединяется в дерево размером ${ displaystyle O ({ sqrt {B}})}$ больше, поэтому уровень, на котором ${ displaystyle k}$ предметы требует ${ displaystyle O left ({ frac {k} { sqrt {B}}} right)}$ IO для слияния. Предмет можно объединить один раз за уровень, что дает общее время ${ displaystyle O left ({ frac { log _ {B} N} { sqrt {B}}} right)}$, что соответствует индексу фрактального дерева.

Время запроса - это просто время запроса B-дерева на каждом уровне. Время запроса в ${ displaystyle i}$^th уровень ${ Displaystyle О ( журнал _ {B} В ^ { гидроразрыва {я} {2}}) = О (я)}$, поскольку ${ displaystyle i}$^th уровень имеет емкость ${ displaystyle B ^ { frac {i} {2}}}$. Таким образом, общее время ${ Displaystyle О ( журнал _ {B} ^ {2} N)}$. Это больше, чем индексы B-дерева и фрактального дерева на логарифмический коэффициент. Фактически, хотя индексы B-деревьев и фрактальных деревьев находятся на оптимальной кривой компромисса между вставками и запросами, LSM - нет. Они несравнимы с B-деревьями, и в них преобладают индексы фрактальных деревьев.

Несколько замечаний о LSM: есть способы сделать запросы быстрее. Например, если требуются только запросы членства, а запросы преемника / предшественника / диапазона не требуются, то Фильтры Блума можно использовать для ускорения запросов. Кроме того, коэффициент роста между уровнями может быть установлен на какое-то другое значение, что дает диапазон компромиссов вставки / запроса. Однако для каждого выбора скорости вставки соответствующий индекс фрактального дерева имеет более быстрые запросы.

B^ε деревья

Индекс фрактального дерева является уточнением B^ε дерево. Как B^ε tree, он состоит из узлов с ключами и буферами и реализует оптимальный компромисс между вставкой и запросом. Индекс фрактального дерева отличается тем, что включает оптимизацию производительности и расширение функциональности. Примеры улучшенной функциональности: КИСЛОТА семантика. Реализации семантики ACID в виде B-дерева обычно включают блокировку строк, участвующих в активных транзакциях. Такая схема хорошо работает в B-дереве, потому что и вставки, и запросы включают выборку одного и того же листа в память. Таким образом, блокировка вставленной строки не влечет за собой штраф ввода-вывода. Однако в индексах фрактального дерева вставки являются сообщениями, и строка может находиться более чем в одном узле одновременно. Следовательно, индексы фрактального дерева требуют отдельной структуры блокировки, которая эффективна с точки зрения ввода-вывода или находится в памяти, чтобы реализовать блокировку, участвующую в реализации семантики ACID.

Индексы фрактального дерева также имеют несколько оптимизаций производительности. Во-первых, сами буферы индексируются для ускорения поиска. Во-вторых, листья намного крупнее, чем у B-деревьев, что обеспечивает большее сжатие. Фактически, листья выбираются достаточно большими, чтобы время их доступа определялось временем полосы пропускания, и, следовательно, амортизирует задержку поиска и вращения. Большие листья являются преимуществом для запросов с большим диапазоном, но замедляют точечные запросы, которые требуют доступа к небольшой части листа. Решение, реализованное в индексах фрактального дерева, состоит в том, чтобы иметь большие листья, которые можно получить целиком для запросов быстрого диапазона, но разбить на более мелкие части, вызывая узлы подвала, которые можно извлекать индивидуально. Доступ к подвальному узлу происходит быстрее, чем к листу, из-за меньшего времени полосы пропускания. Таким образом, субструктура листьев в индексах фрактального дерева по сравнению с B^ε деревья позволяют выполнять запросы как по диапазонам, так и по точкам.

Обмен сообщениями и индексы фрактального дерева

Вставки, удаления и обновления вставляются в виде сообщений в буферы, которые продвигаются к листьям. Инфраструктура обмена сообщениями может использоваться для реализации множества других операций, некоторые из которых обсуждаются ниже.

Upserts

An опровергать - это инструкция, которая вставляет строку, если она не существует, и обновляет ее, если она есть. В B-дереве upsert реализуется путем первого поиска строки, а затем реализации вставки или обновления, в зависимости от результата поиска. Для этого требуется извлечь строку в память, если она еще не кэширована. Индекс фрактального дерева может реализовать upsert, вставив специальное сообщение upsert. Такое сообщение теоретически может реализовывать произвольные фрагменты кода во время обновления. На практике поддерживаются четыре операции обновления:

1. х = константа
2. x = x + константа (обобщенное приращение)
3. x = x - константа (обобщенный декремент)
4. x = if (x = 0, 0, x-1) (декремент с полом в 0)

Они соответствуют операциям обновления, используемым в LinkBench,^[8] эталон, предложенный Facebook. Избегая начального поиска, сообщения upsert могут на порядки повысить скорость upserts.

Изменения схемы

Пока что все типы сообщений изменили отдельные строки. Однако широковещательные сообщения, которые копируются во все исходящие буферы, могут изменять все строки в базе данных. Например, широковещательные сообщения можно использовать для изменения формата всех строк в базе данных. Хотя общая работа, необходимая для изменения всех строк, остается неизменной по сравнению с методом грубой силы обхода таблицы, задержка улучшается, поскольку после того, как сообщение вводится в корневой буфер, все последующие запросы смогут применить изменение схемы. к любым рядам, с которыми они сталкиваются. Изменение схемы происходит немедленно, и работа откладывается до того момента, когда буферы переполнятся и листья в любом случае будут обновлены.

Реализации

Индекс фрактального дерева был реализован и коммерциализирован компанией Токутек. Он доступен как TokuDB как механизм хранения для MySQL и MariaDB, и, как TokuMX, более полная интеграция с MongoDB. Индексы фрактального дерева также использовались в прототипе файловой системы TokuFS.^[4]

Рекомендации