传统的数据库架构对随机IO几乎没有还手之力。传统数据库的核心通常是页级缓存、B+树、堆或索引组织表，这些机制，对随机IO的抵抗能力，都无一例外的可悲的差。页级缓存有很强的“连坐”效应，就是为了要缓存一条有价值的记录，顺带可能要同时缓存百条无价值的记录。传统上这一点自豪的称之为locality，是用来减少IO的，但往往会导致内存缓存的利用率很差。在记录的级别，应用的访问模式通常符合Zipf分布，其中10％的记录所占的访问概率超过90％。如果我们用记录级的缓存，用相当于数据量10％的内存，就可以消除90％的IO，但用页级缓存，这10％的热点记录，很可能就分布在70％的页面上，这样同样10％的内存，很可能只能消除可悲的30％的IO。B+树的情况也好不了，如果索引大于内存量，每次随机的索引搜索、插入和删除，几乎都将带来一次随机IO(假设索引的非叶节点都在内存中)。

    新的SSD硬件可以缓解随机读问题，但对随机写依然是无能为力。SSD的技术比较成熟了，期望它哪一天能魔术般的也搞定随机写，是不现实的。但我们可以从数据库架构上来想办法，谢天谢地，其实有很多办法，虽然未必能马上就用上。

    先说记录的随机IO。之前已经说过，用记录级的缓存是很好的，我们NTSE的测试表明这一招很有效。但似乎不太有公开的数据库支持类似的功能。退而求其次，大家可以用Memcached，但两者有重大区别。用Memcached时，很难保证Memcached与数据库的一致性，除非用数据库事务来保证，但这样会导致在两个系统之间进行每个事务毫秒级的锁定。虽然数据库内置的记录级缓存也需要用某种加锁机制来保证一致性，但这个锁定时间是微秒级的，并发度不可同日而语。但最重要的一点是，Memcached通常只能消除随机读IO，对随机写无能为力。而数据库内置的记录级缓存，则可以很好的解决这个问题。数据库内置记录缓存的设计，常用的有几招：

    1、最基本的一招是，如果要访问的记录在记录缓存中，就不去读底层的堆文件。当然这是废话，如果不这样，那还叫记录级缓存吗？但如果仅仅是这样，记录缓存跟Memcached是一样的，还不如用Memcached，更灵活。但接下来数据库内置记录级缓存的招数，基本上都是Memcached搞不定的。

    2、如果仅仅如果更新命中了记录缓存中的记录，则只更新记录缓存，不更新底层的堆等存储。具体细化下来有UPDATE和DELETE两种，NTSE暂时只能搞定UPDATE；

    3、记录缓存里的东西，总是要有周期的持久化的，否则恢复时间不能保证。这个第三招，就是持久化也就是把记录缓存中的脏记录dump出去的时候，不要去更新对应的堆中的记录，否则短时间就会爆发大规模的随机读写，做法应该是像内存数据库那样，把脏记录用顺序写IO dump出来。NTSE就是这么做的，刷记录缓存脏记录时，我们先看看对应的页面在页面缓存中在不在，在，则更新堆，否则顺序dump到log中。

    4、在更新时，可以只把UPDATE后的后像插入到记录缓存中，根本不去读原来的记录，当然这个要看具体情况，如果后像是依赖于前像的那这招就不灵，但很多时候是可以用的，比如根据主键找到一条记录，不管3721把其中一些属性改掉。NTSE暂时还搞不定这招，有待改进。

    记录缓存的这4招，消除数据库中记录操作带来的随机IO是很有效的。遗憾的是这不是必杀技，如果记录的访问确实的纯随机的就会失效，幸运的是这样的情况不常出现。

    索引的随机IO问题要更复杂一点。我们简单点，只说涉及到单个索引项的操作。传统的B+树，无论是搜索、插入还是删除(更新相当于插入+删除，就不额外讨论了)，理论上都是O(log(B)(N))次IO(其中B是页面包含的键值数，N是总键值数)，但实际情况下可以假设非叶节点都在内存中，因此是1次IO。磁盘一般只能有每秒几百次随机IO，因此对大的索引，每秒只能有几百次操作，这个性能真是低的可怜。B+树是70年代的老怪物，但直到今天，大多数数据库里仍然用得是它，但实际上，有比传统B+树更能对付随机IO的东西。

    1996年，P O\'Neil等提出的LSM-Tree是一个重大突破。LSM-Tree主要有两种变形，最简单的LSM-Tree，是一个内存中的小索引加上外存中的大索引，更新先缓存在小索引中，再批量更新到大索引，这样就有望合并对属性同一页面的多次更新的IO。复杂的LSM-Tree，是划分为多个level的很多的小索引，每个level的大小，近似的是前一个level大小的r倍，如果一个level有r个小索引，则合并形成一个下一level的较大的索引，这样随机插入或删除的平均IO开销可以降低到log(N)/B次，是一个很大的提升。但带来的问题是，搜索的时候，就要搜索这么多个小索引，而这样的索引会有O(log(N/B))个，那是可能有几十个，搜索的性能就可能下降几十倍，这往往也带来问题。LSM-Tree已经有不少的现实应用，BigTable、Cassandra、Lucene等这些用的是复杂的那种LSM-Tree，InnoDB的change buffer可以说是那种一大一小的简单LSM-Tree。NTSE想在做多版本事务的时候顺便实现change buffer。

    2000年，MA Bender等提出的Cache Oblivious B-Tree是第二个重大突破。这个跟LSM-Tree有些类似，也是索引从小到大分成相邻大小翻倍的多个索引，因此随机插入或删除的平均IO开销也是log(N)/B次，但它用了Fractional Cascading的技术，使得搜索的性能较传统B+树相关不多。虽然论文发表了10年了，这种索引似乎现在只有TokuDB一家实现，它是称之为Fractal Tree。我们拿来试了试，效果果然出奇的好。

    有没有可能将来搞出一个比Fractal Tree更好的东西呢，遗憾的是如果硬件不发生根本改变，已经证明Fractal Tree已经是最理想的了。

    但LSM-Tree或Fractal Tree，其实只是消除索引的随机插入和删除带来的随机IO，对随机搜索没什么帮助。这个剩下的索引的随机搜索问题比较复杂，要分解来看。一种是真正的来自于应用需求的搜索，另一种是检查唯一性带来的搜索。这两种处理方法是不同的。

    对于真正的来自于应用需求的搜索，处理还得借助于记录级缓存类似的技术，但这时变成索引项的缓存了。InnoDB中的Adaptive Hash Index就是这个东西。但对检查唯一性带来的搜索，Bloomfilter是个好方法，经常可以消除98%以上不必要的检查。所以BigTable里就用。但对传统B+树由于索引是实时更新的，Bloomfilter不好用，对Fractal Tree，索引是在merge的时候再批量更新的，可以用Bloomfilter。我们试了TokuDB，根据性能表明看，它对索引性索引的随机插入，也能轻松对付，估计也是用了Bloomfilter类似的技术。

    因此，我们可以看到，随机IO这个老大难的问题，其实还是有不少的技术可以解决的。然而，现实是悲摧的，我们经常在用的主流数据库，无论是商业的Oracle、DB2、SQL Server，还是开源的MySQL、PostgreSQL，都基本上还在用最老土的技术，InnoDB里搞了一点change buffer，就能让人津津乐道半天。NoSQL系统走在前面，用上了LSM-Tree，但也并不是最先进的，搜索的性能经常令人担忧。在索引这方面，TokuDB走在前面，但还没为大众接受。记录方面，不清楚为什么大家不作记录级缓存，这不是很难的事，莫非认为用Memcached就可以了，“因为善小而不为”？

    相信未来，总有改善的一天。