10/04/2011. Stockage des données : support, fonctionnement d un disque. Organisation des fichiers : champs, enregistrements, blocs, techniques d accès

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1 1 Stockage des données : support, fonctionnement d un disque Organisation des fichiers : champs, enregistrements, blocs, techniques d accès 2 processeur Registre processeur Vitesse Mémoire cache Mémoire centrale Capacité Mémoire secondaire (DD) Mémoire tertiaire 3 1

2 Mémoire: Taille (en Mo), Temps d accès (secondes) Cache: Env. 1 Mo, -8 ( nanosecondes) Principale: Quelques Go, -8-7 (-0 nanosec.) Secondaire: Plusieurs centaines de Go, -2 ( millisecondes) Tertiaire: To, 1 seconde Un accès disque est environ un million de fois plus coûteux qu un accès en mémoire principale 4 Bases de données trop volumineuses pour tenir entièrement en mémoire centrale Mémoire secondaire Conception physique de la base : responsabilité des administrateurs Pour chaque ensemble de données accédé, localisation sur le disque (position dans un segment), copie en mémoire centrale, traitement, puis, si modification, réécriture sur le disque Données stockées sur disque organisées en fichiers d enregistrement Nécessité de pouvoir les localiser rapidement Minimiser le nombre d accès (accès disque dur lent) Performance d un SGBD dépend de sa capacité à gérer efficacement les transferts disque-mémoire 5 Disque: généralement une surface magnétique, suite de 0 ou de 1, divisée en secteurs SSD disques durs à mémoire flash: plus rapides mais encore peu fiables et couteux Un disque dur est généralement composé de plusieurs plateaux Chaque plateau à 2 surfaces Une tête de lecture est associé à chaque surface. Les têtes de lecture ne peuvent se déplacer individuellement. Une seul tête à la fois peut lire/écrire 6 2

3 Les données d une surface sont inscrites sur des pistes disposés en cercle concentrique autours de l axe de rotation. Une piste est divisée en portions appelées secteur Cylindre: ensembles des pistes des différentes surfaces situés à une même distance du centre Un secteur est donc l unité d adresse et de transfert minimal Le système d exploitation impose généralement qu un fichier occupe un bloc (de 1 à N secteurs) 7 Piste Secteur Plateau Tête de lecture/écriture Cylindre 8 Un disque à de 1 à N secteurs Adressage CHS (Cylinder/Head/Sector) Adresse d un secteur sur disque = (numéro surface, numéro piste, numéro secteur) Logical Block Adressing (LBA) : le contrôleur de disque effectue une conversion entre le numéro de secteur absolue (utilisé par le SE) et l adresse du secteur 9 3

4 1. Délai positionnement tête piste : temps nécessaire pour positionner la tête sur la bonne piste (seek time) 2. Délai latence : temps nécessaire pour que la tête de lecture atteigne le secteur demandé (rotational delay) 3. Temps transfert : temps nécessaire pour que le (ou les) secteur(s) soient lues et transférées (transfer time) La somme de ces délais détermine le temps d accès à un secteur (access time) Seagate Barracuda Go Caractéristiques Performance Taux de transfert 300 Mo/s Cache 32 Mo Nombre de plateaux 2 (4 têtes de lecture) Nombre total secteurs (512) Nombre de cylindres Vitesse de rotation 7200 tpm Délai de latence moyen 4.16 ms Temps de positionnement moyen 11 ms Fiabilité heures 11 A partir de ces spécification, on peut calculer 1. Nombre de secteurs par surface 2. Nombre moyen de secteur par piste 3. Nombre moyen d octets par piste et par cylindre 4. Délai de transfert pour 1 à N secteurs On peut en déduire un temps minimal, moyen et maximal de lecture d un ensemble de N secteurs. 12 4

5 Pour diminuer le temps d accès aux données, il peut être intéressant de positionner les données dans des secteurs proches Dans un même bloc (512 o) Dans N blocs consécutifs (N*512 o) Sur une même piste Sur un même cylindre Sur des pistes proches 13 Exemple Transfert de 1 Mo : 2048 secteurs de 512 octets Taux de transfert : 2 Mo/s Temps déplacement tête (délai positionnement) : 6 ms Délai de rotation : 4 ms Secteurs consécutifs TempsESDisque(1 Mo) = ms + 500ms = 5ms Secteurs dispersés aléatoirement (pire des cas) Temps transfert un secteur = 512 / (2048) ms = 0,25 ms TempsESDisque(un secteur) = ms + 0,25ms =,25ms Total = 2000,25 = ms = 20,5 secs Clustering Regrouper physiquement les données selon des schémas d accès logiques Forcer le principe de localisation spatiale 14 Afin de diminuer le nombre d accès disque, il est possible de garder des blocs en mémoire Un des paramétrages des SGBD consiste à leur attribuer une partie de la mémoire centrale qui servira principalement de cache Principe spécifique aux SGBD : localité de référence Contraintes d intégrité référentielle 15 5

6 Entrelacement des demandes entraîne des lectures aléatoires sur le disque Solution: ordonner les lectures Exemple L(1-16), L(2-23), L(1-18), L(2-24), L(1-17) Stockage dans une mémoire tampons Séquenceur Accès au disque L(1-16), L(1-17), L(1-18), L(2-23), L(2-24) 16 Paramètre qui mesure l efficacité d une mémoire tampon, défini comme suit hit ratio = (nb de lectures logiques - nb lectures physiques) / nb de lectures logiques Si toutes les lectures logiques (demande de bloc) aboutissent à une lecture physique (accès au disque), le hit ratio est 0 S il n y a aucune lecture physique, le hit ratio est de 1 17 Une base de données = un ou plusieurs fichiers Un fichier = un à plusieurs secteurs Le SGBD choisit l organisation des fichiers 1. L espace est-il bien utilisé? 2. La recherche est-elle facile et efficace? 3. La mise à jour est-elle facile et efficace? 4. Les données sont-elles correctement représentées et en sécurité? Tous les SGBD prennent en charge la gestion des fichiers et de leur contenu 18 6

7 Un enregistrement : suite de champs stockant les valeurs des attributs Exemple (idemp INTEGER, nom CHAR(128), iddept INTEGER) Type (SQL) Taille en octets INTEGER 4 FLOAT 4 DOUBLE 8 CHAR(M) M DATE 7 NUMBER(P,S) < P/2 VARCHAR2(M) M 19 Chaque champ => nombre fixe d octets Remplissage par caractère neutre nocatalogue ENTIER binaire 32 bits (4 octets) description CHAINE[30] un octet (ASCII 8 bits) par caractère (remplissage avec espaces) (30 octets) prixunitaire REEL point-flottant 64 bits (8 octets) Total : 42 octets 20 Lorsque tous les champs sont de tailles fixes et ont une valeur, la taille d un enregistrement est constante Généralement, certains champs ont une taille variable ou peuvent avoir la valeur NULL Pour les champs de taille variable : on précède la valeur par la taille exacte (nombre d octets à lire) Pour les valeurs NULL : on peut indiquer une taille 0 (Oracle) ou définir un «flag» associé à cette valeur 21 7

8 Frontières de champs et d enregistrements indicateur de taille en entête de chaque champ (descripteur de champ) taillenocatalogue nocatalogue tailledescription description tailleprixunitaire prixunitaire délimiteur (code réservé) nocatalogue description prixunitaire index en entête de l'enregistrement (descripteur d'enregistrement) nocatalogue description prixunitaire 22 On essaie d éviter qu un enregistrement chevauche deux blocs (pas toujours possible) Il est nécessaire d envisager la variation de la taille d un enregistrement (mise à jour) A chaque enregistrement on associe une adresse, on pourra ainsi accéder et lire tout l enregistrement directement à partir de son adresse Le déplacement des enregistrements d un bloc à un autre doit être prévu Indexation des enregistrements 23 L entête du bloc contient généralement des informations sur le type d objets de la base, une référence à la description de l objet (par ex: table), les pointeurs vers les enregistrements L entête des enregistrements contient généralement la longueur des champs 24 8

9 Pour une taille de bloc B et d enregistrement E, on a B/E enregistrements par bloc Exemple B = 4096, E = 84 donc 4096/84 48 enregistrements par bloc L enregistrement 383 est dans le bloc 383/48 = 7 Le bloc 7 contient les enregistrements allant de (7*48) = 336 à (8*48 1) = 383 Un enregistrement peut être référencé par le fichier + le bloc + le numéro interne (ici F1.7.48) 25 Chaining : la taille d un enregistrement peut dépasser la taille d un bloc Migration : un enregistrement peut changer de taille (réorganisation interne du bloc) Il peut être nécessaire de déplacer un enregistrement 26 Indirection : on associe à une adresse logique une adresse physique Indirection dans le bloc : au sein du bloc, on a une indirection pour obtenir les adresses des enregistrements Bloc F1.7 Entête indirection Espace libre Enregistrements 27 9

10 L adressage indirect donne une certaine souplesse Si un enregistrement s agrandit, mais qu il reste de la place dans le bloc : une réorganisation interne suffit Sinon on le déplace et on crée un chaînage dans l entête du bloc La création de chaînage pénalise les performances Si possible laisser de l espace libre dans un bloc 28 Les enregistrements F puis F s agrandissent Situation initiale Agrandissement de l enregistrement 48 Il reste suffisamment d espace libre dans le bloc Agrandissement de l enregistrement 46 Il ne reste plus suffisamment d espace libre dans le bloc. L enregistrement est déplacé. 29 Méthode basique: parcourir séquentiellement le fichier La performance du parcours est conditionnée par La bonne utilisation de l espace (idéalement tous les blocs sont pleins) Le stockage le plus contigu possible (même piste, même cylindre, ) La recherche sera beaucoup plus rapide si le fichier est trié sur la clé de recherche (recherche par dichotomie) 30

11 On souhaite éviter de parcourir tout le fichier à chaque insertion pour rechercher un espace libre Solution 1 : liste chaînée des espaces libres Solution 2 : conserver une table des pages libres Libre? Espace Libre (octets) adresse O N 2 O Avantage: on peut facilement trouver l espace nécessaire 31 Principales structures physiques dans ORACLE 1. Bloc : unité physique d E/S. La taille d un bloc ORACLE est un multiple de la taille des blocs du système sous-jacent 2. Extent : ensemble de blocs contigus contenant un même type d information 3. Segment : ensemble d extent stockant un même type d objet logique (une table, un index...) 4. Tablespace : les paramètres du stockage des données (fichier, quota, ) sont spécifiés dans un tablespace 32 Une base est divisée par l administrateur en tablespace. Chaque tablespace consiste en un (au moins) ou plusieurs fichiers La notion de tablespace permet De contrôler l emplacement physique des données (e.g. le dictionnaire sur un disque, les données utilisateur sur un autre) De régler l allocation de l espace (extensions) De faciliter la gestion (sauvegarde, protection, ) Les utilisateurs sont assignés à un tablespace 33 11

12 Création CREATE TABLESPACE TB1 ADD DATAFILE 'fichiertb1.dat' INITIAL_SIZE 500k REUSE AUTOEXTEND_SIZE 500 MAX_SIZE 0M; Désactiver tablespace ALTER TABLESPACE TB1 OFFLINE; Mettre un tablespace en lecture seule ALTER TABLESPACE TB1 READ ONLY; Ajouter un nouveau fichier à un tablespace ALTER TABLESPACE ADD DATAFILE 'fichiertb2.dat' SIZE 300 M; Placement d une table dans un tablespace CREATE TABLE emp( idemp INTEGER PRIMARY KEY ) TABLESPACE TB1; 34 L extent est une suite de blocs contigus Le segment est un ensemble d extent contenant un objet logique Les extents ne sont pas forcément continus sur le disque Il existe plusieurs types de segments Segment de données (table) Segment d index Rollback segment utilisé pour les transactions Lobsegment pour contenir les objets de grande taille Segment temporaire (utilisé pour toute les opérations nécessitant un tri comme order by, distinct, group by, ) 35 Table Niveau logique Niveau physique 36 12

13 Entête (adresse du bloc, type de segment) Tables représentés dans le bloc Adresse des enregistrements Espace libre Enregistrements 37 Au moment de la création de table, on peut spécifier la valeur des paramètres PCTFREE : pourcentage que MySQL laisse de libre dans un bloc de données pour les mises à jour. Dès qu'il reste que ce pourcentage de libre dans le bloc de données, MySQL bloque les insertions dans ce bloc et ne permet que les "UPDATE" et "DELETE" PCTUSED : pourcentage en dessous du quel MySQL autorise à nouveau les insertions dans un bloc pour lequel les insertions étaient bloquées Oracle maintient une liste des blocs disponibles pour insertions 38 PCTFREE = 20% et PCTUSED = 50% 1. Un bloc vide, rempli par les données jusqu'à 80% : MySQL bloque les insertions pour ce bloc et le considère comme plein (les mises à jour des lignes déjà existantes ne sont pas bloquées) 2. Un utilisateur supprime des données du bloc et il se retrouve avec un taux de remplissage de 70%, MySQL le considère toujours comme plein 3. Un autre utilisateur supprime à nouveau des données, et le taux de remplissage devient 45%, MySQL autorise à nouveau les insertions dans ce bloc car on est descendu en dessous du seuil de 50% Exemple : 1. PCTFREE=30% et PCTUSED=70% 2. PCTFREE=% et PCTUSED=80% Le second choix est plus efficace, mais plus risqué et plus coûteux 39 13

14 En règle générale un enregistrement est stocké dans un seul bloc. Sinon l enregistrement est chainée sur plusieurs blocs consécutifs L adresse physique d un enregistrement est le ROWID, construit à partir de 4 valeurs 1. Le numéro du segment (000000) 2. Le numéro de fichier (FFF) 3. Le numéro du bloc (BBBBBB) 4. Le numéro du n-uplet dans le bloc (RRR) Exemple de ROWID : AAAAaoAATAAABrXAAE SELECT ROWID FROM emp; En l absence d un index, les seules solutions pour accéder à un enregistrement précis à partir de son identifiant Parcours séquentiel (complexité linéaire) Recherche par dichotomie si fichier trié (complexité logarithmique) Avec un index Parcours de l index, puis accès direct à l enregistrement Très utile pour les jointures : accès fréquent à un enregistrement à partir de son identifiant Mais attention : mises à jour plus coûteuses 42 14

15 Fichiers non ordonnés : type d organisation le plus simple Les enregistrements sont placés dans le fichier dans l ordre de leur insertion Insertion/modification/suppression d un n-uplet En moyenne F/2 blocs sont lues (donc transférés) si l enregistrement existe dans la base F blocs transférés si le bloc n existe pas 43 Les enregistrements sont ordonnés physiquement sur disque en fonction des valeurs d un de leurs champs (champ d ordonnancement) Généralement le champ d ordonnancement est la clé primaire Avantages Les requêtes basées sur le champ d ordonnancement ont un coût moyen en log 2 par recherche binaire Adapté à la recherche de n-uplets successifs Aucun avantage si l accès se fait par d autres attributs que le champ d ordonnancement. Inconvénients Le maintien de l ordre est couteux 44 Sélection basée sur une clé d'accès Recherche des informations associées à cette clé Exemple : chercher le salaire de l employé pour lequel idemp= Séquentiel Lire tout le fichier en pire cas O(N) Indexation O(log(N)) Sélection par intervalle Hachage ~O(1) 45 15

16 Index dense : fichier trié sur la clé, contenant tous les enregistrements Index non dense: ne contient pas la clé de tous les enregistrements (généralement contient une clé par bloc) 46 Index valeur de la clé => adresse de(s) l'enregistrement Index dense Index Numéro Numéro d'enregistrement de bloc relatif Cèdre en boule Epinette bleue Pommier Erable argenté Chêne Catalpa Génévrier Herbe à puce Sapin Poirier Non dense (seulement les adresses de bloc) Index plus petit Accès séquentiel rapide Difficile à maintenir (déplacement d un n-uplet) Index Numéro de bloc 0 1 Cèdre en boule Sapin Epinette bleue Chêne Erable argenté Herbe à puce Poirier Catalpa Pommier Génévrier Numéro d'enregistrement relatif

17 Niveau 1 d'index Zone de débordement Niveau 2 d'index Réorganisations chroniques Cèdre en boule Sapin Epinette bleue Chêne Erable argenté Herbe à puce Poirier Catalpa Pommier Génévrier Arbre-B (B-arbre, B-tree), Arbre B + Forme d index hiérarchique Equilibré O(log(N)) en pire cas Différence arbre-b et arbre-b + Arbre-B : les enregistrements sont stockés dans tous l arbre Arbre-B + : les enregistrements sont stockés dans les feuilles, les nœuds contiennent uniquement les valeurs index Réorganisation dynamique Division/fusion des blocs Taux d occupation minimum de 50% 50 Hypothèse initiale : clé simple et unique Nœud, feuille = bloc Bloc Bloc Bloc 8 Bloc 5 Bloc

18 Chaque nœud à jusqu à N fils (ordre, arité: N). Il aura donc au maximum N-1 clés Rempli à moitié au minimum (paramétrable) : Ordre I /2 nombre de pointeurs Ordre I Clés triées : i < j C i < C j C i-1 <= Clés sous P i-1 < C i P 1 C 1 P 2... C i-1 P i-1 C i... P n-1 C n-1 P n Espace libre C < C 1 C i-1 <= C < C i C n-1 <= C 52 L : nombre d enregistrements maximum par feuille (généralement inférieur au nombre de clés par nœud intermédiaire) Remplie à moitié au minimum (paramétrable) L/2 nombre de clés L Clés triées : i < j C i < C j Clés d'une feuille < clés de la suivante Les feuilles sont chaînées 53 C i : Clé R i : reste de l'enregistrement ou référence S : Pointeur sur le bloc suivant dans la liste des feuilles C 1 R 1... C n R n S Espace libre 54 18

19 Bloc Bloc Bloc 8 Bloc 5 Bloc L= 20 et Ordre = 200 Hauteur = nombre de niveaux Hauteur 2 N 2 * = 20 clés (pire cas) Hauteur 3 N 2 * 0 * = clés Hauteur 4 N 2 * 0 * 0 * = clés Hauteur 5 N 2 * 0 * 0 * 0 * = clés Hauteur H N 2*Ordre /2 H-2 * L/2 pour H 2 H 2 + log L /2 (N /(2*L/2)) O(log N) 56 L = 3, Ordre I =

20 Insertion de 30 Débordement et la division du bloc 0 40 est promue Nouvelle racine Débordement et la division du bloc 0 25 est promu

21 Débordement et la division du bloc 1 60 est promue Bloc Bloc Bloc

22 Division du bloc 1 50 est promue Division de la racine Bloc Bloc Bloc Bloc 5 Bloc Cas simple minimum préservé pas la première Remplacer dans le parent (si pas «aîné»)

23 Remonter tant que l'enfant est l «aîné» Bloc Bloc 6 60 Bloc 8 Bloc 5 Bloc Bloc 7 53 Bloc Bloc 8 Bloc 5 Bloc Ajuster séparateur Violation de la règle du minimum Fusion des deux frères

24 Bloc Bloc 6 60 Violation de la règle du minimum Bloc 5 Bloc Fusion des deux frères Bloc 7 50 Violation de la règle du minimum Redistribution Bloc 6 60 Bloc Bloc 7 50 Violation de la règle du minimum Redistribution Bloc 6 60 Bloc Bloc 7 40 Bloc Bloc Bloc 7 40 Violation de la règle du minimum 25 Bloc 6 50 Bloc Fusion des deux frères Violation de la règle du minimum Bloc Fusion des deux frères Bloc 6 50 Bloc

25 Violation de la règle du minimum Bloc Fusion des deux frères Bloc Bloc Bloc Enregistrements dans les nœuds Bloc 6 Clés non dupliquées 40 Ordre inférieur Hauteur supérieur Bloc Arbre-B Bloc Liste chaînée des clés Parcours plus rapide d un intervalle Insertion plus couteuse Arbre-B + 20 Bloc Redistribuer plutôt que diviser Occupation moyenne 67% 86% Ordre variable Clés de taille variable 75 25

26 Arbre B + Recherche de la valeur minimale Parcours des feuilles jusqu à la valeur maximale Feuilles à transférer 76 Clé composée ~ clé simple formée de la concaténation des champs Sélection par préfixe de la clé composée 77 indice nopermis sexe couleuryeux bitmap sexe = M bitmap sexe = F bitmap couleuryeux = bleu bitmap couleuryeux = brun 1 G111 M brun G555 M bleu G222 F brun G888 M brun G777 F brun G666 M rouge G333 F bleu G444 F brun couleuryeux = brun et sexe = M 1101 ET 10 = 0000 Utile pour des valeurs peu modifiées Généralement considéré pour un faible nombre de valeurs (compression pour un plus grand nombre de valeurs). bitmap couleuryeux = rouge 78 26

27 Exemple : civilité Valeurs possibles : 'M.' ; 'Mme' ; 'Melle' et NULL L'index 000 pour NULL 001 pour Melle 0 pour M. 0 pour Mme Recherche sur les éléments correspondant à Melle = ET binaire entre la valeur de l'index et '001 pour ne retenir que les valeurs recherchées Efficace lorsque le nombre de valeurs différentes à indexer est faible Non efficace sur des données du type timestamp ou long par exemple L'index est reconstruit à chaque insertion / modification de données de lignes Afin d'analyser les différentes valeurs de chaque tuple Fonction h(clé de hachage) => l'adresse d'un bloc Fichier = tableau de blocs [0..TH-1] TH : taille de l'espace d'adressage primaire Pas d index à traverser O(1) en meilleur cas Sélection uniquement par égalité (pas intervalle) 81 27

28 clé = h() = MOD 3 = Erable argenté Pommier Catalpa Herbe à puce Epinette bleue Cèdre en boule Sapin Chêne Génévrier Poirier Méthode de résolution des collisions Collision : c 1!= c 2 et h(c 1 ) = h(c 2 ) Adressage ouvert Stockage des éléments ayant la même valeur de hachage stockée de manière contigüe AC+1, AC+2,..., n-1, 0, 1,...AC-1 Chaînage Les éléments ayant la même valeur de hachage sont chaînées 83 Méthode de résolution des collisions Adressage ouvert AC+1, AC+2,..., n-1, 0, 1,...AC-1 Chaînage 60 Erable argenté Pommier Catalpa Herbe à puce Epinette bleue Cèdre en boule Magnolia Sapin Chêne Génévrier Poirier Pin

29 Répartition uniforme des clés dans [0..TH-1] h(clé) = clé MOD TH TH est premier (assure une homogénéité dans la répartition des clés) h(clé) = ( s i ) MOD TH s i est une sous-séquence des bits de la clé Clé non numérique Représentation binaire vue comme un entier 85 O(1) en meilleur cas vs O(log(N)) Pas d espace supplémentaire d index Gaspillage d espace si TH trop grand Pré-allocation de la table (espace non utilisée dans la table) Performance dégradée si TH trop petit (chaînage) Beaucoup de collisions : si TH trop petit -> pour beaucoup d éléments c 1!= c 2 et h(c 1 ) = h(c 2 ) (car peu de valeurs pour h(x)) Gestion plus délicate déterminer h et TH maintenance : réorganisations 86 Tidy functions clé 1 < clé 2 h(clé 1 ) < h(clé 2 ) Connaissances préalables au sujet de la distribution des clés 87 29

30 Adaptation de TH et h aux variations du volume des données Similaire arbre-b Division et fusion de paquets (blocs) 88 Adaptation de TH Suite d expansions Début de d ième expansion, d {0, 1, } TH passera de 2 d à 2 d+1 adresse du paquet : h d (clé) = b d-1, b d-2,, b 1, b 0 d = p Bloc #01 2 déborde Division du bloc p = #00 2 (pas #01 2 ) p := p+1 p Division du bloc FONCTION AdresseLinéaire (clé) DÉBUT SI hd(clé) >= p Retourner hd(clé) SINON Retourner hd+1(clé) FINSI FIN p Zône primaire Zône d'expansion 90 30

31 1 2 Bloc #11 2 déborde p Division du bloc 01 2 (p = 01 2 ) p Zône primaire Zône d'expansion p p Zône primaire Zône d'expansion Bloc # 2 déborde et est divisé p Division du bloc 2 (p = 2 ) p Zône primaire Zône d'expansion 93 31

32 p Division du bloc 11 2 Bloc #1 2 déborde Zone d expansion! Fin de l expansion p := 0 d := d+1 = 3 d = p Zone primaire 94 Critère Séquentiel Arbre-B + Arbre-B + Hachage Hachage primaire secondaire statique dynamique Sélection par égalité sur O(N/FB) O(log (N)) O(log (N)) Meilleur cas Meilleur cas clé unique Cas moyen : :O(1) :O(1) O(N/FB/2) Pire cas : Pire cas : O(N/FB) O(N/FB) Sélection par égalité sur O(N/FB) O(log (Card(clé))+ Approche par Meilleur cas : Meilleur cas : clé non unique Sel/FB) duplication O(Sel/FB) O(Sel/FB) O(log (N)+ Pire cas : Pire cas : Sel) O(N/FB) O(N/FB) Sélection par intervalle O(N/FB) O(log (Card(clé))+ O(log (N)+ O(N/FB) O(N/FB) Sel/FB) Sel) Itération sérielle O(N/FB) O(N) O(N/FB) O(N/FB) Itération séquentielle O(tri) O(N/FB) O(N) O(tri) O(tri) Insertion/suppression O(1) O(log N) O(log N) Meilleur cas Meilleur cas :O(1) :O(1) Pire cas : Pire cas : O(N/FB) O(N/FB) Taux d'occupation Maximal En moyennne : Ajouter à ~80% ~69% (ln 2) mémoire secondaire approche 0% 66% (2/3) l'organisation À ajuster Peut augmenter primaire Pire cas non au prix d'une borné diminution de performance. Autres considérations Support difficile Peut y avoir Distribution Disponibilité de l'accès par plusieurs index des clés par restreinte IDE et donc des secondaires sur fonction de organisations la même table hachage? secondaires Problème avec tables volatiles Stress du DBA 95 MySQL propose comme index les différentes structures d index présentées précédemment Par défaut l index est un arbre B+ Il est possible d organiser une table en arbre B (plaçant) Le hachage (non dynamique) existe aussi Les index bitmap 96 32

33 Un index est créé automatiquement pour les clé primaires et les colonnes d une contrainte unique Création d un index explicitement CREATE INDEX emp_ename ON emp(ename) TABLESPACE users STORAGE ( INITIAL 20K NEXT 20k PCTINCREASE 75); 97 Dès qu on utilise une commande PRIMARY KEY, MySQL crée un arbre B+ sur la clé primaire L index est stocké dans un segment d index On peut organiser la table en arbre B avec l option ORGANIZATION INDEX sur la clé primaire plus efficace car évite les accès par adresse moins valable pour les enregistrements de grande taille 98 Structure appelée Hash Cluster. Utilisée en deux étapes On crée la structure avec tous ses paramètres On affecte une ou plusieurs tables à la structure Le hachage dans Oracle n est pas dynamique 99 33

34 CREATE CLUSTER HachEmp (id INT) SIZE 500 HASHKEYS 500; La clé de hachage est de type INTEGER MySQL fournit automatiquement une fonction avec de bonnes propriétés Nombre de valeurs de la fonction précisé par HASHKEYS Taille de chaque entrée estimée par SIZE 0 CREATE TABLE emp (idemp INT,... ) CLUSTER HachEmp (idemp) Assez délicat à paramétrer Demande un contrôle régulier 1 34