《DBNotes：Join算法的前世今生》

目录
NestLoopJoin算法
Simple Nested-Loop Join
Index Nested-Loop Join
Block Nested-Loop Join
Batched Key Access
Hash Join算法
In-Memory Join(CHJ)
On-Disk Hash Join
参考链接

在8.0.18之前，MySQL只支持NestLoopJoin算法，最简单的就是Simple NestLoop Join，MySQL针对这个算法做了若干优化，实现了Block NestLoop Join，Index NestLoop Join和Batched Key Access等，有了这些优化，在一定程度上能缓解对HashJoin的迫切程度。但是HashJoin的支持使得MySQL优化器有更多选择，SQL的执行路径也能做到更优，尤其是对于等值join的场景。

NestLoopJoin算法

长期以来，在MySQL中执行联接的唯一算法是嵌套循环算法的变体。

Simple Nested-Loop Join

如果我们执行这样一条等值查询语句：

select * from t1 straight_join t2 on (t1.a=t2.b);

由于表 t2 的字段 b 上没有索引，每次到 t2 去匹配的时候，就要做一次全表扫描。就相当于是双for循环。如果 t1 和 t2 都是 10 万行的表（当然了，这也还是属于小表的范围），就要扫描 100 亿行。
SimpleNestLoopJoin显然是很低效的，对内表需要进行N次全表扫描，实际复杂度是N*M，N是外表的记录数目，M是记录数，代表一次扫描内表的代价。为此，MySQL针对SimpleNestLoopJoin做了若干优化。

Index Nested-Loop Join

如果我们能对内表的join条件建立索引，那么对于外表的每条记录，无需再进行全表扫描内表，只需要一次Btree-Lookup即可，整体时间复杂度降低为N*O(logM)。
再来看看这一句

select * from t1 straight_join t2 on (t1.a=t2.a);

在这条语句里，被驱动表 t2 的字段 a 上有索引，join 过程用上了这个索引，因此这个语句的执行流程是这样的：
在这里插入图片描述
执行流程示意图如下：

对比HashJoin，对于外表每条记录，HashJoin是一次HashTable的search，当然HashTable也有build时间，还需要处理内存不足的情况，不一定比INLJ好。

Block Nested-Loop Join

MySQL采用了批量技术，即一次利用join_buffer_size缓存足够多的记录，每次遍历内表时，每条内表记录与这一批数据进行条件判断，这样就减少了扫描内表的次数，如果内表比较大，间接就缓解了IO的读压力。
Simple Nested-Loop Join 与 Block Nested-Loop Join从时间复杂度上来说，这两个算法是一样的。但是，Block Nested-Loop Join是内存操作，速度上会快很多，性能也更好。
示意图如下：
在这里插入图片描述

Batched Key Access

IndexNestLoopJoin利用join条件的索引，通过Btree-Lookup去匹配减少了遍历内表的代价。如果join条件是非主键列，那么意味着大量的回表和随机IO。BKA优化的做法是，将满足条件的一批数据按主键排序，这样回表时，从主键的角度来说就相对有序，缓解随机IO的代价。BKA实际上是利用了MRR特性(MultiRangeRead)，访问数据之前，先将主键排序，然后再访问。主键排序的缓存大小通过参数read_rnd_buffer_size控制。

Hash Join算法

NestLoopJoin算法简单来说，就是双重循环，遍历外表(驱动表)，对于外表的每一行记录，然后遍历内表，然后判断join条件是否符合，进而确定是否将记录吐出给上一个执行节点。从算法角度来说，这是一个M*N的复杂度。HashJoin是针对equal-join场景的优化，基本思想是，将外表数据load到内存，并建立hash表，这样只需要遍历一遍内表，就可以完成join操作，输出匹配的记录。如果数据能全部load到内存当然好，逻辑也简单，一般称这种join为CHJ(Classic Hash Join)，之前MariaDB就已经实现了这种HashJoin算法。如果数据不能全部load到内存，就需要分批load进内存，然后分批join，下面具体介绍这几种join算法的实现。

In-Memory Join(CHJ)

HashJoin一般包括两个过程，创建hash表的build过程和探测hash表的probe过程。
1).build phase
遍历外表，以join条件为key，查询需要的列作为value创建hash表。这里涉及到一个选择外表的依据，主要是评估参与join的两个表(结果集)的大小来判断，谁小就选择谁，这样有限的内存更容易放下hash表。
2).probe phase
hash表build完成后，然后逐行遍历内表，对于内表的每个记录，对join条件计算hash值，并在hash表中查找，如果匹配，则输出，否则跳过。所有内表记录遍历完，则整个过程就结束了
在这里插入图片描述

On-Disk Hash Join

CHJ的限制条件在于，要求内存能装下整个外表。在MySQL中，Join可以使用的内存通过参数join_buffer_size控制。如果join需要的内存超出了join_buffer_size，那么CHJ将无能为力，只能对外表分成若干段，每个分段逐一进行build过程，然后遍历内表对每个分段再进行一次probe过程。假设外表分成了N片，那么将扫描内表N次。这种方式当然是比较弱的。

在MySQL8.0中，如果join需要内存超过了join_buffer_size，build阶段会首先利用hash算将外表进行分区，并产生临时分片写到磁盘上；然后在probe阶段，对于内表使用同样的hash算法进行分区。由于使用分片hash函数相同，那么key相同(join条件相同)必然在同一个分片编号中。接下来，再对外表和内表中相同分片编号的数据进行CHJ的过程，所有分片的CHJ做完，整个join过程就结束了。这种算法的代价是，对外表和内表分别进行了两次读IO，一次写IO。相对于之之前需要N次扫描内表IO，现在的处理方式更好。
顺序为：外表的分片、内表分片、哈希连接
在这里插入图片描述