深入理解Oracle表(5)：三大表连接方式详解之Hash Join的定义，原

Hash Join只能用于相等连接，且只能在CBO优化器模式下。相对于nested loop join，hash join更适合处理大型结果集 Hash Join的执行计划第1个是hash表(build table)，第2个探查表(probe table)，一般不叫内外表，nested loop才有内外表 Hash表也就是所谓的内表

 Hash Join只能用于相等连接，且只能在CBO优化器模式下。相对于nested loop join，hash join更适合处理大型结果集
       Hash Join的执行计划第1个是hash表(build table)，第2个探查表(probe table)，一般不叫内外表，nested loop才有内外表
       Hash表也就是所谓的内表，探查表所谓的外表
       两者的执行计划形如：
       nested loop
           outer table             --驱动表
           inner table
       
       hash join
          build table              (inner table) --驱动表

          probe table             (outer  table) 

       先看一张图片，大致了解Hash Join的过程：

      

       下面详细了解一下Hash Join

       ㈠ Hash join概念
          
          Hash join算法的一个基本思想就是根据小的row sources(称作build input 也就是前文提到的build table，我们记较小的表为S，较大的表为B)
          建立一个可以存在于hash area内存中的hash table
          然后用大的row sources(称作probe input，也就是前文提到的probe table) 来探测前面所建的hash table
          如果hash area内存不够大，hash table就无法完全存放在hash area内存中
          针对这种情况，Oracle在连接键利用一个hash函数将build input和probe input分割成多个不相连的分区
          分别记作Si和Bi，这个阶段叫做分区阶段；然后各自相应的分区，即Si和Bi再做Hash join，这个阶段叫做join阶段 
          如果HASH表太大，无法一次构造在内存中，则分成若干个partition，写入磁盘的temporary segment，则会多一个写的代价，会降低效率
          至于小表的概念，对于 hash join 来说，能容纳在 pga 中的 hash table 都可以叫小表，通常比如：
          pga_aggregate_target                 big integer    1073741824
          hash  area size 大体能使用到40多 M ，这样的话通常可能容纳 几十万的记录
          hash area size缺省是2*sort_area_size,我们可以直接修改SORT_AREA_SIZE 的大小，HASH_AREA_SIZE也会跟着改变的
          如果你的workarea_size_policy=auto，那么我们只需设定pga_aggregate_target
          但请记住，这是一个session级别的参数，有时，我们更倾向于把hash_area_size的大小设成驱动表的1.6倍左右
          驱动表仅仅用于nested loop join 和 hash join，但Hash join不需要在驱动表上存在索引，而nested loop join则迫切需求
          一两百万记录的表 join上  千万记录的表，hash join的通常表现非常好
          不过，多与少，大与小，很多时候很难量化，具体情况还得具体分析
          如果在分区后，针对某个分区所建的hash table还是太大的话，oracle就采用nested loop hash join
          所谓的nested-loops hash join就是对部分Si建立hash table，然后读取所有的Bi与所建的hash table做连接
          然后再对剩余的Si建立hash table，再将所有的Bi与所建的hash table做连接，直至所有的Si都连接完了
       
       ㈡ Hash Join原理
       
          考虑以下两个数据集：
          S={1,1,1,3,3,4,4,4,4,5,8,8,8,8,10}
          B={0,0,1,1,1,1,2,2,2,2,2,2,3,8,9,9,9,10,10,11}
          Hash Join的第一步就是判定小表（即build input）是否能完全存放在hash area内存中
          如果能完全存放在内存中，则在内存中建立hash table，这是最简单的hash join
          如果不能全部存放在内存中，则build input必须分区。分区的个数叫做fan-out
          Fan-out是由hash_area_size和cluster size来决定的。其中cluster size等于db_block_size * _hash_multiblock_io_count
          hash_multiblock_io_count是个隐藏参数,在9.0.1以后就不再使用了

[sql] view plaincopyprint?

1. sys@ORCL> ed  
2. Wrote file afiedt.buf  
3.   
4.   1  select a.ksppinm name,b.ksppstvl value,a.ksppdesc description  
5.   2  from x$ksppi a,x$ksppcv b  
6.   3  where a.indx = b.indx  
7.   4* and a.ksppinm like '%hash_multiblock_io_count%'  
8. sys@ORCL> /  
9.   
10. NAME                           VALUE DESCRIPTION  
11. ------------------------------ ----- ------------------------------------------------------------  
12. _hash_multiblock_io_count      0     number of blocks hash join will read/write at once  

          Oracle采用内部一个hash函数作用于连接键上，将S和B分割成多个分区
          在这里我们假设这个hash函数为求余函数，即Mod(join_column_value,10)
          这样产生十个分区，如下表:

          

          经过这样的分区之后，只需要相应的分区之间做join即可（也就是所谓的partition pairs） 
          如果有一个分区为NULL的话，则相应的分区join即可忽略
          在将S表读入内存分区时，oracle即记录连接键的唯一值，构建成所谓的位图向量
          它需要占hash area内存的5%左右。在这里即为{1,3,4,5,8,10}
          当对B表进行分区时，将每一个连接键上的值与位图向量相比较，如果不在其中，则将其记录丢弃
          在我们这个例子中，B表中以下数据将被丢弃{0,0,2,2,2,2,2,2,9,9,9,9,9}
          这个过程就是位图向量过滤
          当S1,B1做完连接后，接着对Si,Bi进行连接
          这里oracle将比较两个分区，选取小的那个做build input，就是动态角色互换
          这个动态角色互换发生在除第一对分区以外的分区上面

       ㈢ Hash Join算法
       
          第1步：判定小表是否能够全部存放在hash area内存中，如果可以，则做内存hash join。如果不行，转第二步
          第2步：决定fan-out数
                       (Number of Partitions) * C
                      其中C为Cluster size，其值为DB_BLOCK_SIZE*HASH_MULTIBLOCK_IO_COUNT
                      Favm为hash area内存可以使用的百分比，一般为0.8左右
                      M为Hash_area_size的大小
          第3步：读取部分小表S，采用内部hash函数(这里称为hash_fun_1)
                       将连接键值映射至某个分区，同时采用hash_fun_2函数对连接键值产生另外一个hash值
                       这个hash值用于创建hash table用，并且与连接键值存放在一起
          第4步：对build input建立位图向量
          第5步：如果内存中没有空间了，则将分区写至磁盘上
          第6步：读取小表S的剩余部分，重复第三步，直至小表S全部读完
          第7步：将分区按大小排序，选取几个分区建立hash table(这里选取分区的原则是使选取的数量最多)
          第8步：根据前面用hash_fun_2函数计算好的hash值，建立hash table
          第9步：读取表B，采用位图向量进行位图向量过滤
          第10步：对通过过滤的数据采用hash_fun_1函数将数据映射到相应的分区中去，并计算hash_fun_2的hash值
          第11步：如果所落的分区在内存中，则将前面通过hash_fun_2函数计算所得的hash值与内存中已存在的hash table做连接
                         将结果写致磁盘上。如果所落的分区不在内存中，则将相应的值与表S相应的分区放在一起
          第12步：继续读取表B，重复第9步，直至表B读取完毕  
          第13步：读取相应的(Si,Bi)做hash连接。在这里会发生动态角色互换
          第14步：如果分区过后，最小的分区也比内存大，则发生nested-loop hash join   

     
       ㈣ Hash Join的成本
       
          ⑴ In-Memory Hash Join
              Cost(HJ)=Read(S)+ build hash table in memory(CPU)+Read(B) + Perform In memory Join(CPU)
              忽略cpu的时间，则：
              Cost(HJ)=Read(S)+Read(B)
             
          ⑵ On-Disk Hash Join
              根据上述的步骤描述，我们可以看出：
              Cost(HJ)=Cost(HJ1)+Cost(HJ2) 
              其中Cost(HJ1)的成本就是扫描S,B表，并将无法放在内存上的部分写回磁盘，对应前面第2步至第12步
                     Cost(HJ2)即为做nested-loop hash join的成本，对应前面的第13步至第14步
              其中Cost(HJ1)近似等于Read(S)+Read(B)+Write((S-M)+(B-B*M/S))
              因为在做nested-loop hash join时，对每一chunk的build input，都需要读取整个probe input，因此
              Cost(HJ2)近似等于Read((S-M)+n*(B-B*M/S))，其中n是nested-loop hash join需要循环的次数：n=(S/F)/M
              一般情况下，如果n大于10的话，hash join的性能将大大下降
              从n的计算公式可以看出，n与Fan-out成反比例，提高fan-out，可以降低n
              当hash_area_size是固定时，可以降低cluster size来提高fan-out
              从这里我们可以看出，提高hash_multiblock_io_count参数的值并不一定提高hash join的性能

             
       ㈤ Hash Join的过程
       
          一次完整的hash join如下：
          1  计算小表的分区（bucket）数--Hash分桶
              决定hash join的一个重要因素是小表的分区（bucket）数
              这个数字由hash_area_size、hash_multiblock_io_count和db_block_size参数共同决定
              Oracle会保留hash area的20%来存储分区的头信息、hash位图信息和hash表
              因此，这个数字的计算公式是：
              Bucket数=0.8*hash_area_size/(hash_multiblock_io_count*db_block_size)
             
          2  Hash计算
              读取小表数据（简称为R），并对每一条数据根据hash算法进行计算
              Oracle采用两种hash算法进行计算，计算出能达到最快速度的hash值（第一hash值和第二hash值）
              而关于这些分区的全部hash值（第一hash值）就成为hash表
             
          3  存放数据到hash内存中
              将经过hash算法计算的数据，根据各个bucket的hash值（第一hash值）分别放入相应的bucket中
              第二hash值就存放在各条记录中
             
          4  创建hash位图
              与此同时，也创建了一个关于这两个hash值映射关系的hash位图
             
          5  超出内存大小部分被移到磁盘
              如果hash area被占满，那最大一个分区就会被写到磁盘（临时表空间）上去
              任何需要写入到磁盘分区上的记录都会导致磁盘分区被更新
              这样的话，就会严重影响性能，因此一定要尽量避免这种情况
              2-5一直持续到整个表的数据读取完毕
             
          6  对分区排序
             为了能充分利用内存，尽量存储更多的分区，Oracle会按照各个分区的大小将他们在内存中排序
              
          7  读取大表数据，进行hash匹配
              接下来就开始读取大表（简称S）中的数据
              按顺序每读取一条记录，计算它的hash值，并检查是否与内存中的分区的hash值一致
              如果是，返回join数据
              如果内存中的分区没有符合的，就将S中的数据写入到一个新的分区中，这个分区也采用与计算R一样的算法计算出hash值
              也就是说这些S中的数据产生的新的分区数应该和R的分区集的分区数一样。这些新的分区被存储在磁盘（临时表空间）上
             
          8  完全大表全部数据的读取
              一直按照7进行，直到大表中的所有数据的读取完毕
             
          9  处理没有join的数据
              这个时候就产生了一大堆join好的数据和从R和S中计算存储在磁盘上的分区
             
          10  二次hash计算
                从R和S的分区集中抽取出最小的一个分区，使用第二种hash函数计算出并在内存中创建hash表
                采用第二种hash函数的原因是为了使数据分布性更好
              
          11  二次hash匹配
                在从另一个数据源（与hash在内存的那个分区所属数据源不同的）中读取分区数据，与内存中的新hash表进行匹配。返回join数据
          
          12  完成全部hash join
              继续按照9-11处理剩余分区，直到全部处理完毕

     
       ㈥ Hash Join的模式
          Oracle中，Hash Join也有三种模式：optimal，one-pass，multi-pass
          ⑴ optimal

               当驱动结果集生成的hash表全部可以放入PGA的hash area时，称为optimal，大致过程如下：
             ① 先根据驱动表，得到驱动结果集
             ② 在hash area生成hash bulket，并将若干bulket分成一组，成为一个partition，还会生成一个bitmap的列表，每个bulket在上面占一位
             ③ 对结果集的join键做hash运算，将数据分散到相应partition的bulket中
                  当运算完成后，如果键值唯一性较高的话，bulket里的数据会比较均匀，也有可能有的桶里面数据会是空的
                  这样bitmap上对应的标志位就是0，有数据的桶，标志位会是1      
             ④ 开始扫描第二张表，对jion键做hash运算，确定应该到某个partition的某个bulket去探测
                  探测之前，会看这个bulket的bitmap是否会1，如果为0，表示没数据，这行就直接丢弃掉
             ⑤ 如果bitmap为1，则在桶内做精确匹配，判断OK后，返回数据
                  这个是最优的hash join，他的成本基本是两张表的full table scan，在加微量的hash运算
                  博客开篇的那幅图描述的也就是这种情况

          ⑵ one-pass
              如果进程的pga很小，或者驱动表结果集很大，超过了hash area的大小，会怎么办？
              当然会用到临时表空间，此时oracle的处理方式稍微复杂点需奥注意上面提到的有个partition的概念
              可以这么理解，数据是经过两次hash运算的，先确定你的partition，再确定你的bulket
              假设hash area小于整个hash table，但至少大于一个partition的size，这个时候走的就是one-pass
              当我们生成好hash表后，状况是部分partition留在内存中，其他的partition留在磁盘临时表空间中
              当然也有可能某个partition一半在内存，一半在磁盘，剩下的步骤大致如下：
             ① 扫描第二张表，对join键做hash运算，确定好对应的partition和bulket
             ② 查看bitmap，确定bulket是否有数据，没有则直接丢弃
             ③ 如果有数据，并且这个partition是在内存中的，就进入对应的桶去精确匹配，能匹配上，就返回这行数据，否则丢弃
             ④ 如果partition是在磁盘上的，则将这行数据放入磁盘中暂存起来，保存的形式也是partition，bulket的方式
             ⑤ 当第二张表被扫描完后，剩下的是驱动表和探测表生成的一大堆partition，保留在磁盘上
             ⑥ 由于两边的数据都按照相同的hash算法做了partition和bulket，现在只要成对的比较两边partition数据即可
                 并且在比较的时候，oracle也做了优化处理，没有严格的驱动与被驱动关系
                 他会在partition对中选较小的一个作为驱动来进行，直到磁盘上所有的partition对都join完
             可以发现，相比optimal，他多出的成本是对于无法放入内存的partition，重新读取了一次，所以称为one-pass
             只要你的内存保证能装下一个partition，oracle都会腾挪空间，每个磁盘partition做到one-pass
             
          ⑶ multi-pass
              这是最复杂，最糟糕的hash join
              此时hash area小到连一个partition也容纳不下，当扫描好驱动表后
              可能只有半个partition留在hash area中，另半个加其他的partition全在磁盘上
              剩下的步骤和one-pass比价类似，不同的是针对partition的处理
              由于驱动表只有半个partition在内存中，探测表对应的partition数据做探测时
              如果匹配不上，这行还不能直接丢弃，需要继续保留到磁盘，和驱动表剩下的半个partition再做join
              这里举例的是内存可以装下半个partition，如果装的更少的话，反复join的次数将更多
              当发生multi-pass时，partition物理读的次数会显著增加

             
       ㈦ Hash Join的位图
           这个位图包含了每个hash分区是否有有值的信息。它记录了有数据的分区的hash值
           这个位图的最大作用就是，如果probe input中的数据没有与内存中的hash表匹配上
           先查看这个位图，以决定是否将没有匹配的数据写入磁盘
           那些不可能匹配到的数据（即位图上对应的分区没有数据）就不再写入磁盘
          
       ㈧ 小结
          ① 确认小表是驱动表
          ② 确认涉及到的表和连接键分析过了
          ③ 如果在连接键上数据不均匀的话，建议做柱状图
          ④ 如果可以，调大hash_area_size的大小或pga_aggregate_target的值
          ⑤ Hash Join适合于小表与大表连接、返回大型结果集的连接.