Range和Ref优化的成本评估

0. 成本计算的总原则

MySQL的一个执行计划，有两部分成本，CPU成本(CPU COST)和IO成本(IO COST)。CPU COST是指查询出纪录后，需要做过滤等处理的时候的CPU消耗，IO COST是指，从存储引擎读取数据时需要做的IO消耗。

总成本 ＝ CPU COST + IO COST

补充说明：(1) IO成本计算不考虑缓存的影响。因为在优化器本身是无法预知需要的数据到底在内存中还是磁盘上。

1. range成本的计算与分析

MySQL使用一颗SEL_ARG的树形结构描述了WHERE条件中的range，如果有多个range，则使用递归的方式遍历SEL_ARG结构，在前面详细的介绍range的红黑树结构，以及MySQL如何遍历之。

接上文，这里将看看，遍历到最后，MySQL如何计算一个简单range的成本。

1.1 range返回的记录数

MySQL首先计算range需要返回都少纪录，通过函数check_quick_select返回对某个索引做range查询大约命中多少条纪录。

found_records= check_quick_select(param, idx, *key, update_tbl_stats);

1.2 CPU COST

#define TIME_FOR_COMPARE 5 // 5 compares == one read
double cpu_cost= (double) found_records / TIME_FOR_COMPARE;

1.3 IO COST

对于InnoDB的二级索引，且不是覆盖扫描：

found_read_time := number of ranges + found_records

这里，found_records是主要部分，number of ranges表示一共有多少个range，这是一个修正值，表示IO COST不小于range的个数。

1.4 全表扫描的成本

具体的，对于InnoDB表，我们来看：

read_time= number of total page + （records / TIME_FOR_COMPARE + 1） + 1.1;

对于InnoDB取值为：主键索引(数据)所使用的page数量(stat_clustered_index_size)

对于MyISAM取值为：stats.data_file_length/IO_SIZE + file->tables

1.5 关于range执行计划的分析

这里来看看，range的选择度(selectivty)大概为多少的时候，会放弃range优化，而选择全表扫描。下面时一个定量的分析：

 

(1) 假设总记录数为R；range需要返回的纪录数为r

(2) 假设该表的总页面数(IO COST)为P；单个页面纪录数为c

在我的测试案例中，P=4，R=1016 ，有

也就是说这个案例中，如果选择度(selectivity)高于17.1%就会放弃range优化，而走全表扫描。这里纪录数超过1016*0.171＝173时将放弃range优化。

1.6 验证

MySQL通过函数check_quick_select返回range可能扫描的记录数，所以，这里通过对该函数设置断点，并手动设置返回值，通过此来验证上面对selectivity的计算，详细地：

(gdb) p head->file->stats.records
$1 = 1016
(gdb) p head->file->scan_time()
$3 = 4
(gdb) p 1016*(1.0/6+(5.0/6)*(4.0/1016)+5.5/(6*1016))
$43 = 173.58333333333329

(gdb) b check_quick_select
Breakpoint 5 at 0x679377: file opt_range.cc, line 7436.
(gdb) c
Continuing.

遇到断点：
(gdb) return 173
看到：
root@test 05:07:52>explain select * from users where reg_date >= '2012-09-20 12:00:00';
+----+-------------+-------+-------+---------------+-------------+---------+------+------+-------------+
| id | select_type | table | type  | possible_keys | key         | key_len | ref  | rows | Extra       |
+----+-------------+-------+-------+---------------+-------------+---------+------+------+-------------+
|  1 | SIMPLE      | users | range | ind_regdate   | ind_regdate | 9       | NULL |  173 | Using where |
+----+-------------+-------+-------+---------------+-------------+---------+------+------+-------------+

(gdb) return 174
看到
root@test 05:08:05>explain select * from users where reg_date >= '2012-09-20 12:00:00';
+----+-------------+-------+------+---------------+------+---------+------+------+-------------+
| id | select_type | table | type | possible_keys | key  | key_len | ref  | rows | Extra       |
+----+-------------+-------+------+---------------+------+---------+------+------+-------------+
|  1 | SIMPLE      | users | ALL  | ind_regdate   | NULL | NULL    | NULL | 1016 | Using where |
+----+-------------+-------+------+---------------+------+---------+------+------+-------------+

上面可以看到，如果range命中的记录数超过173的时候，就会放弃range，选择全表扫描。

1.7 一些限制

(1) 无论时InnoDB还是MyISAM的scan_time，range返回的记录数都不是精确值，而且对于InnoDB，总记录数也不是精确值，所以上面只是一个High level的预估。

(2) 上面案例中，条纪录很短，所以看到总page很少，实际情况，单条纪录更大，也就是上面的单个页面纪录数为c更小，所以通常选择度更高的时候，才会选择全表扫描。

2. ref成本的计算与分析

2.1 ref返回的记录数

ref优化的时候，计算返回的记录数从代码上来看要复杂很多，但是思想很简单。

思路：在range优化阶段，任何等值都会当作范围条件（参考1，参考2）。

对于kp1 = const and kp2 = const这类ref，MySQL将直接使用range优化时返回的结果，这个结果是通过存储引擎接口records_in_range返回。

还有一类较为特殊的ref，kp1 = const and kp2 > const，对于此类ref，range优化的时候，会使用两个索引列，但是ref只能用一个索引列。这时，ref首先根据索引统计信息(show index from users中Cardinality的值)预估。因为这里有range优化的值，还会做一次修正，因为range使用了更多的索引字段。修正逻辑为：如果发现索引统计信息太过保守(例如数据分布不均匀时，遇到一个热点)，这时会用range优化的值修正。

所以，返回的纪录数，使用如下代码获取：

records= keyinfo->rec_per_key[max_key_part-1]
if(records < (double)table->quick_rows[key]…)
records= (double)table->quick_rows[key];

2.2 CPU COST

CPU COST := records/(double) TIME_FOR_COMPARE;

2.3 IO COST

ref在做IO成本评估的时候，基本同range相同，ref命中多少纪录则需要多少个IO COST。但是跟range优化打不同的是，这里做了一个修正(range优化并没有做)，也是IO COST最坏不会超过全表扫描IO消耗的3倍(或者总记录数除以10)，有下面的代码：

s->worst_seeks= min((double) s->found_records / 10,
(double) s->read_time*3);
IO COST := record_count*min(tmp,s->worst_seeks);

这里record_count是前一次关联后的记录数。tmp是当前ref命中的记录数。这个修正的逻辑是很好理解的：即使加上索引扫描其io cost仍然是有限度的。因为range的评估并没有加上这个修正，所以就导致了一些奇怪的事情发生了，后面我们再详细分析这一点。

2.4 全表扫描的成本

简单版本(不考虑多表关联)：

scan_time() + s->records/TIME_FOR_COMPARE

scan_time()为存储引擎返回的全表扫描IO次数；s->records为存储引擎维护的单表总纪录数。

复杂版本(有多表关联)：

假设前面关联后的纪录数为record_count，当前表的where条件将过滤后剩余3/4的纪录（不满足where条件的为1/4），并将这个值记为rnd_records。

(s->records – rnd_records)/TIME_FOR_COMPARE + record_count * (rnd_records/TIME_FOR_COMPARE)

这里假设将过滤1/4数据，实际代码中还将做一次修正，如果有range计算，假设其命中q条纪录，那么就认为将过滤s->records-q条纪录。

2.5 关于ref执行计划的分析

上面的分析，可以看到，ref成本有一部分是取min函数的，为了分析ref和全表扫描的临界条件，为了简化做下面的假设：

(1) scan_time()*3 < s->records / 10
(2) scan_time()*3 < r

第一个条件表示约30条纪录一个page；第二个条件是ref命中的记录数为总页面的3倍。

那么放弃ref全表扫描的条件是：

scan_time()*3 + r/5 > scan_time() + R/5
即：
scan_time()*2 > (R-r)/5
scan_time() > (R-r)/10
具体的：

 

(1) 假设总记录数为R；ref需要返回的纪录数为r

(2) 假设该表的总页面数(IO COST)为P；单个页面纪录数为c

那么range的代价超过全表扫描代价，则有：

在我的测试案例中，P=6.4，R=900 ，有

对于具体的案例，由于取整的问题，会和上面有小小的偏差：

3*((int)6.39) + r/5 > 6.39453125 + 900/5
r > 841.97

2.6 验证

这里再通过gdb修改r的值来验证，因为ref命中纪录的预估是取range的计算值，所以：

gdb) set s->table->quick_rows[1]=841
(gdb) c

root@test 04:37:16>explain select * from users where reg_date = ‘2012-09-21 12:00:00’;
+—-+————-+——-+——+—————+————-+———+——-+——+————-+
| id | select_type | table | type | possible_keys | key | key_len | ref | rows | Extra |
+—-+————-+——-+——+—————+————-+———+——-+——+————-+
| 1 | SIMPLE | users | ref | IND_REGDATE | IND_REGDATE | 9 | const | 841 | Using where |
+—-+————-+——-+——+—————+————-+———+——-+——+————-+
1 row in set (47.61 sec)

(gdb) set s->table->quick_rows[1]=842
(gdb) c

root@test 04:38:46>explain select * from users where reg_date = ‘2012-09-21 12:00:00’;
+—-+————-+——-+——+—————+——+———+——+——+————-+
| id | select_type | table | type | possible_keys | key | key_len | ref | rows | Extra |
+—-+————-+——-+——+—————+——+———+——+——+————-+
| 1 | SIMPLE | users | ALL | IND_REGDATE | NULL | NULL | NULL | 900 | Using where |
+—-+————-+——-+——+—————+——+———+——+——+————-+

另一个结论是，如果当条记录很小，单个页面的记录数很多的话，只有选择度(selectivity)非常高的时候，MySQL才会放弃ref，走全表扫描，这也是，Vadim在2006年吐槽MySQL的一点。

3. 上面计算的局限性

上面的推倒尝试介绍一些通用的情况，但是实际上优化器中计算ref/range的成本时，会有一些不同：

(1) 无论时InnoDB还是MyISAM的scan_time，range返回的记录数都不是精确值，而且对于InnoDB，总记录数也不是精确值，所以上面只是一个High level的预估

(2) 上面案例中，条纪录很短，所以看到总page很少，实际情况，单条纪录更大，也就是上面的单个页面纪录数为c更小，所以通常选择度更高的时候，才会选择全表扫描。

(3) 上面的计算，都不是覆盖扫描的情况，覆盖扫描的时候，成本计算与上面略有不同

(4) 上面都是使用gdb修改某些值的方式来验证。如果想通过创建一个表，够造某个索引的区分度/选制度，因为scan_time和返回的记录数都是预估的，这样的方式是不行的

4. 案例中使用的数据和表

CREATE TABLE `users` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `nick` varchar(32) DEFAULT NULL,
  `reg_date` datetime DEFAULT NULL,
  KEY `IND_NICK` (`nick`),
  KEY `IND_REGDATE` (`reg_date`),
  KEY `IND_ID` (`id`)
) ENGINE=MyISAM

for id in `seq 1 886`; 
do mysql -uroot test -e 
"insert into users values($id,char(round(ord('A') + rand()*(ord('z')-ord('A')))),
'2012-09-21 12:00:00')" ;done

for id in `seq 887 900`; 
do mysql -uroot test -e 
"insert into users values($id,char(round(ord('A') + rand()*(ord('z')-ord('A')))),
'2012-09-20 12:00:00')" ;done