深入浅出SQL优化器原理

深入浅出SQL优化器原理 https://mp.weixin.qq.com/s/u7waqx0JhFnrg8I6TJEHDQ

深入浅出SQL优化器原理

原创 郭泽晖（索月） 阿里云数据库 2023-02-10 17:00 发表于北京

摘要

 

SQL优化器是数据库、数据仓库、大数据等相关领域中最复杂的内核模块之一，它是影响查询性能的关键因素。比如大家熟知的开源产品 MySQL、PostgreSQL、Greenplum DB、Hive、Spark、Presto，都有自己的优化器。本文将由浅入深地带读者了解其中技术原理。

1.起源

1979年，第一款基于 SQL 的商业关系型数据库管理系统 Oracle V2 问世，也标志着第一款商用的 SQL 优化器诞生。理论上，成熟的优化器原型，更早可以追溯到 IBM 的 System-R 项目。现今，很多开源数据库和大数据优化器还是沿用 System-R 原型。

2.从一条SQL开始

SQL（Structured Query Language）是一种结构化的查询语言。它只描述了用户需要什么样的数据，而没有告诉数据库该如何执行。这使得有很多优化空间蕴含在 SQL 改写中，我们来看一个简单的例子：

/* 查询五年级学生的平均年龄 */SELECT avg(s.age)FROM students s  JOIN classes c ON s.cls_id = c.idWHERE c.grade = 5

这个查询有两种执行方式。第一种，就是直接按用户写的顺序去执行。先做一个 INNER JOIN 运算，然后进行过滤（只保留五年级学生），最后再对过滤后的数据进行聚合运算（求平均）。第二种，对SQL进行适当的改写后再执行，如下：

SELECT avg(s.age)FROM students s  JOIN (    SELECT id    FROM classes    WHERE grade = 5 /* 下推过滤条件 */  ) c  ON s.cls_id = c.id

改写后的 SQL，在 INNER JOIN 运算前就完成了过滤运算。这样参与 JOIN 运算的数据量会更少，查询效率也会更快。这个改写是等价的，因为 JOIN 后的结果只保留五年级的数据，那非五年级的数据是没有必要参与 JOIN 运算的。优化器主要工作就是在保证等价的前提下，尽可能让查询更快执行。它的主要流程如下：

优化器将抽象语法树（Abstract Syntax Tree）先转换为初始的逻辑计划（Logical Plan），一般这个过程中会同时进行基本的检查工作，比如：表存不存在、权限够不够等。逻辑计划经过一系列等价改写，并选择每个算子该如何执行（算子实现可能多种多样），最终得到一个可执行的物理计划（Physical Plan）。到此，优化器的核心工作基本就完成了。优化器中最关键的部分就是从逻辑到物理的过程，下面深入到其中的细节来看下。

3.基本优化原理

3.1 基于规则的优化 

RBO（Rule-Based Optimizer），优化器中有很大一部分工作是基于规则进行的。简单的说，就是我认为什么样的形式是更优的，我就把 SQL 改写成什么样。比如，上文提到的下推过滤条件，就是一种规则。

这类优化有很多，下推、裁剪、简化表达式、解关联等。还可以利用隐藏在 SQL 中的信息，做更深层次的优化。

/* 查询第一个班级学生的平均年龄 */SELECT avg(s.age)FROM students s  JOIN classes c ON s.cls_id = c.idWHERE c.id = 1

这个查询我们除了将过滤条件下推外，还可以为 students 表生成一个条件 s.cls_id = 1，因为通过 JOIN 条件，我们知道 s.cls_id  等价于 c.id。这样又可以更早地过滤掉一部分数据，减少 JOIN 运算量。最终改写后 SQL 如下：

SELECT avg(s.age)FROM (  SELECT age, cls_id  FROM students  WHERE cls_id = 1 /* 根据等价关系生成的条件 */) s  JOIN (    SELECT id    FROM classes    WHERE id = 1 /* 下推过滤条件 */  ) c  ON s.cls_id = c.id

相信你一定发现了改写后的SQL仍然不是最优的，因为两张表输出的数据一定能跟另一边完全 JOIN 上。所以 INNER JOIN 条件s.cls_id = c.id产生的查找计算量，以及不需要输出的列都可以进一步省去。这个改写是等价的，如果有一边查询不出数据，那也正好 JOIN 不出结果。

SELECT avg(s.age)FROM (  SELECT age  FROM students  WHERE cls_id = 1) s  JOIN (    SELECT NULL    FROM classes    WHERE id = 1  ) c

到这里，相信你已经对 SQL 优化有了一些基本的感觉。但是这里有一个容易被忽视的问题，就是这两张表进行 JOIN 的时候，到底谁在左，谁在右？

一般来说，我们 INNER JOIN 的实现会有 HASH JOIN。JOIN 右端数据用来构建 HashSet，左端数据用来查找 HashSet，能查到说明这行能匹配上，那这行就需要输出。毋庸置疑，大家一定会把 classes 表放右边。因为 classes 表显然更小，这样 HashSet 构建效率高，占用内存少，查询效率也更快。

但优化器并不知道 students 和 classes 的业务关系，也并不知道它们之间的数据量有数量级的差距。这个时候基于代价的优化就派上用场了。

3.2  基于代价的优化 

CBO（Cost-Based Optimizer），SQL优化中大部分收益是来自 CBO 的优化。因为很多很有效的优化手段是没法 100% 确定有收益的，这个时候就需要通过估计执行代价来评估。优化器中 CBO 是标配，不同产品之间，只是实现程度深浅的问题。CBO 中一个很核心的问题，就是怎么估算。这个问题，十几年前就已经研究很透彻了，在商业数据库上也都有成熟的应用。但估算并不是100%准确的，这是一直无法彻底解决的问题。所以现代优化器的很多研究方向是围绕估不准的问题进行，衍生出很多技术方案。

回到上面那个例子，优化器如何知道两张表经过过滤条件后分别剩下多少行呢？这里需要引入统计信息（Statistics）概念。统计信息是事先对表里的数据进行分析，收集到的信息。大部分数据库都是支持手动执行 ANALYZE 命令来收集。像 AnalyticDB 这类商业数据仓库产品，一般都支持自动收集。

这个例子要用到的统计信息是 NDV (The Number of Distinct Values)，然后还有一个均匀假设（Uniformity Assumption）。假设学生有1000人，班级有5个，班级人数均匀分布。

那么, 。估算结果：

• s.cls_id = 1 这个条件的估计结果为

• c.id = 1这个条件的估计结果为 

根据估算结果，优化器会把 students 放左边，用 classes 表去构建 HashSet。看起来好像也挺简单，因为这是一个简单又典型的事实表和维度表关系，并且大概率每个班级人数差不多，符合均匀假设模型。如果把条件换成 s.cls_id >= 1，就需要再引入范围的统计信息 Min & Max。再复杂点，如果实际人数是不均匀的，有些班级甚至可能没人。那查询一个区间就可能出现班级数量超过学生数量，那么左右关系就需要互换。应对实际中非均匀的模型（大部分业务数据不是均匀分布的），需要引入直方图统计信息来解决。并且这里只是估计单一过滤条件，实际中还需要估计组合条件，估计 JOIN 的输出结果，难度会大大提升。

3.2.1 直方图

直方图（Histogram）基本是商业数仓必备的能力。有些开源数仓产品也有，但是实现程度上不是很完备。比如，只能用直方图估计 filter，而无法估计 join。直方图一般分为等宽和等高，等高应用等会比较多些，因为能更好应对极值。

上图这个查询条件，如果只使用基本的统计信息（Min=1,Max=5,NDV=5），估计结果为：,严重高估，误差达 71%。使用直方图，估计结果为 350，是完全准确的。这个例子略特殊，因为每种值都用一个桶来描述，所以估计解决肯定是绝对准确的。

实际运用中，我们不可能为每种值都建立一个桶（精准直方图），一般会限制桶的数量来减少直方图计算开销和存储开销。这时候多种值会被划入一个桶，划分的方式就是前面提到的等宽与等高。这样的直方图会相对模糊一些，因为每个桶内每种值的具体细节是不清楚的。一般100～300个桶，就能比较好的在估算误差和开销之间权衡了。

在 AnalyticDB 中会自动识别，选择要建立怎样的直方图。对于上述这种 NDV 很小的情况，建立精准直方图就再合适不过了。即便不建立精准直方图，AnalyticDB 也会识别一些热点值，让它们单独一个桶，以增加估算精度。

3.2.2 低估误差

上面简单说了行数怎么估计的，实际中还需要估计范围，NDV等信息的变化，经过每个算子后。这个一般由优化器中叫 Cardinality Estimation (CE) 的模块负责。除此以外，还需要根据CE提供的信息+Cost Model，估计每个算子的代价（CPU/IO/MEM/NET），因为实际的过程并不是简单判定JOIN左右顺序这么简单。JOIN 顺序的可能是阶乘级别的，不同顺序对每个算子的计算量都有影响，不同算子处理同样行数的数据量又是不同的开销。所以，最终优化器需要选出总代价最低的计划，代价估算也是优化器中较复杂的技术之一。

看起来选择代价最低的计划是非常正确的思路，但是这一系列复杂操作下来，有些时候并不一定能选到最优计划。因为代估会有误差，误差大多数来自 CE 模块。导致误差的具体原因，通常是这几个方面：

1.估算能力不足，比如不支持直方图，那就不能有效应对非均匀数据。2.统计信息本身有误差，收集时候使用了近似算法，以及信息的时效性导致。3.列与列之间有一定联系，这层联系不得而知，影响估计结果。4.累积误差，经过每个算子后，推导出的统计信息存在误差，这些误差会层层累积。

5.确实难以估计的表达式，比如没有常量前缀的 LIKE 表达式。

虽然有误差，但是误差并不一定会影响计划选择，否则这套理论就不可能成熟应用了。就上面的例子而言，两张表数据量差距本身就很大，即使不引入直方图做相对准确的估计，在误差范围内，他们相对的大小还是稳定的。

不管怎么说，肯定是估计越准越好，解决上述问题的方案也有很多。比如，AnalyticDB 会自动分析 SQL 复杂程度，决定是否对复杂的 filter 进行动态采样，以提高计划质量。同时还有一些运行态自动调整计划的技术（Adaptive Query Processing），可以纠正计划。即便像 JOIN 这种比较难估准的算子，除了传统技术，业界也有一些理论可以利用，来提高估算精度。比如，利用 Wander Join （采样近似计算）来估计 JOIN 中间结果。

3.3 搜索框架 

上文提到，我们要选出代价最低的计划。这里就涉及到怎么高效率找出所有可能的计划，并选出代价最低的。最经典的方案是 System-R 风格，也是现在很多开源数据库还在用的方案。该方案主要以 RBO + cost-based join reorder (bottom-up DP) 为主，优点就是简单高效，像 MySQL 这种 OLTP 数据库就采用的这种方案。缺点就是容易陷入局部最优，而非全局最优。比如 join order 的变化，可能会影响 shuffle 的数据量，这些因素都需要混在一起搜索，才可能找到全局最优。商业数据库/数仓和开源产品，基本或多或少是参考 Cascades 理论构建的搜索框架。比如，大家熟知的 SQLServer、Snowflake、GreenplumDB 和 Calcite。Cascades 是目前最成熟的理论，AnalyticDB 的 CBO 也是以该理论为基础来构建的搜索框架。Cascades 跟传统的框架比，主要有这么几个优势：

• 搜索方向从 bottom-up 变成 top-down，有更多裁剪机会，效率更高
• 分层搜索（先搜逻辑再搜物理）到统一搜索（逻辑和物理混着一起搜），能更早触发裁剪，效率高

• 框架对优化器工作进行高度抽象后，可并行搜索，扩展性也更强

整个 Cascades 工作原理其实就是一个树型 DP (Dynamic Programing)，通过记忆化搜索（Memorization Search）方式从上至下（top-down）推进。每个模块工作原理大致如下：

3.3.1 Expression

Expression 就是算子表达式，比如 JOIN 是一种 Expression，Fillter 是一种 Expression。Expression 的子节点也是 Expression，它们连在一起就形成了计划树。Expression 可以是逻辑的，也可以是物理的。

3.3.2 GroupExpression

GroupExpression 和 Expression 类似，只不过它的子节点是 Group。这样更加抽象，抽象的目的是为了减少表达式数量，如果子节点有10种等价的表示，不需要衍生出10个表达式对象。同样，GroupExpression 有逻辑和物理之分。下文无特殊说明，表达式一般指 GroupExpression。

3.3.3 Group

Group 就是计划树中的一个点，用来归纳重复的信息到一起，以提升效率。主要包含：1）等价的 GroupExpression，有逻辑也有物理。生成的等价的表达式会被放入同一个 Group。2）一些 Group 逻辑属性：输出的统计信息，代价下限，输出的属性信息（unique, function dependency, ...）3）对于特定请求，已经搜出的最优解（winner），也就是 DP 中某个状态的最优结果。

3.3.4 Winner

Winner 存储了特定请求的最优解，这也是记忆化搜索的体现。这个请求指代的是父节点对子节点的属性要求，比如要求子节点给出“按 (A, B) 两列分布”的最优解。

3.3.5 PropertyEnforcer

当子节点无法满足父节点属性要求时，需要强行插入一个算子来满足要求。这个就是 enforcer 干的事，由它来决定具体插入一个怎样的算子以满足属性要求。属性主要包括，分布属性，排序属性等等。

3.3.6 Memo

Memo 就是搜索空间，用来存储 Group。当我们生成新的表达式后，都需要去 Memo 中查找是否有一样或者等价的表达式存在，如果有，需要放入同样的 Group。

3.3.7 RULE规则分为两类：

● Transformation rules：负责把逻辑表达式转换为等价的逻辑表达式，这步会产生新的逻辑表达式。

●  Implementation rules：负责把逻辑表达式转换为物理表达式，这步会产生新的物理表达式。比如 JOIN 的实现可以是 Hash Join，也可以是 Nested Loop Join。

3.3.8 TASK

驱动上面这些东西运转的就是各种 Task，这些 Task 本质上是对递归遍历树的过程的一个抽象（递归->手工栈）。使得搜索流程更加独立，更好扩展，并且具备并行执行的能力。

OptimizeGroup

OptimizeGroup 对特定 Group 发起特定请求，是每个 Group 优化的入口。这步会逐一遍历 Group 内所有 GroupExpression，逻辑表达式会调用 OptimizeGroupExpression，物理表达式会调用 OptimizeInput 。OptimizeInput 会更先运行，目的是为了更快生产一个物化后的计划，使得获得一个代价上界，用来压缩后续搜索空间。

OptimizeGroupExpression

OptimizeGroupExpression 对特定逻辑表达式进行优化。主要就是应用 transformation 和 implementation 两种规则。对每条可以应用的规则，会调用 ApplyRule。特别的，有时只会应用 transformation 规则，取决于 OptimizeGroupExpression 被调用的场景。由于不同规则需要匹配的 pattern 不同，可能需要继续探索子 Group，才能知道是否有满足 pattern。所以在调用 ApplyRule 之前，如果有必要，会调用 ExploreGroup 来探索子 Group。

ExploreGroup

ExploreGroup 被 OptimizeGroupExpression 调用。是为了探索 Group 内可能生成的所有等价逻辑表达式，为 ApplyRule 做准备。探索过程就是对 Group 内的所有逻辑表达式应用可以应用的 transformation 规则。这个过程复用 OptimizeGroupExpression 代码，控制只应用 transformation 规则，所以会调用 OptimizeGroupExpression。

ApplyRule

ApplyRule 输入是逻辑表达式和规则。根据规则类型不同，最终会得到新的逻辑或者物理表达式。如果生成了物理表达式，会直接调用 OptimizeInput。如果生成了逻辑，会调用 OptimizeGroupExpression。

OptimizeInput

OptimizeInput 输入是一个物理表达式和属性要求。OptimizeInput 会根据物理表达式和属性要求，生成对其子 Group 的请求，然后向所有子 Group 发起 OptimizeGroup 请求，子 Group 最终返回满足要求的最优结果 winner。根据这些 winner 的 cost  + 当前物理表达式的 cost，就得到了以这个物理表达式为根的子树的 cost。如果最终这个物理表达式无法满足父节点的属性要求，那就需要 PropertyEnforcer 介入，强制插入特定表达式以满足需求。

3.3.9 分支裁剪

裁剪是怎么发生的呢？当向子 Group 请求的过程中，不断收集到 winner，如果当前累加的 cost 已经超过上界，那么可以直接停止搜索。上界怎么来的呢？一开始是无穷大，随着第一个物理表达式满足了父节点的要求，会得到一个 cost，被当作初始的上界，并通过请求上下文带给其它任务（不同请求上下文是分开的，上界也是独立的）。一个 Group 内可能有很多物理表达式都可以等价满足要求，每个物理表达式最终都会被调用 OptimizeInput 任务。在这个过程中，有些物理表达式能做到更低的 cost，那么上下文中的上界就会被压缩。有些不能满足上界要求，搜索会直接停止。这个就是上界裁剪，用来减少搜索空间，提高效率。

在上界裁剪的基础上，还有下界裁剪。前面我们提到 OptimizeInput 输入是一个物理表达式，我们对所有子 Group 调用 OptimizeGroup。这个过程中，子 Group 所有可能被探索，最终最低代价的表达式作为 winner 返回。如果探索到某一子 Group 时候，cost 已经超过上界了，那么上界裁剪发生，直接停止后续任何搜索任务。有没有可能我不去探索子 Group，我直接就能知道将来的 cost 一定会超过上界呢？

这个就是下界裁剪，需要根据 cost model + 逻辑属性，直接确定一个 Group 的最小开销（下界）。将来任何可能计算出来的开销都会大于等于这个开销，记为 Group.costLowerBound。如果 sum(subGroup.costLowerBound) + GroupExpression.cost > upper bound成立，那根本不需要对子 Group 进行任何探索，直接就可以停了。

这些裁剪技术都是很有效的，在 AnalyticDB 中都有应用。经过我们测试，在 TPC-DS 中，大部分查询搜索空间都有减少，有些甚至可以减少近 50% 的搜索空间。

4.结语

在数据库和大数据等相关领域，查询优化十分重要。实际生产中的问题，远比本文提到的要复杂。篇幅有限，更多技术细节没有深究。AnalyticDB 作为国内领先的云原生数仓和 TPC-DS 世界记录保持者，在查询优化技术上不断投入和创新。对技术感兴趣的同学，欢迎加入 AnalyticDB 社区讨论（云数据仓库ADB-开发者群：钉钉群号 23128105）云原生数据仓库 AnalyticDB MySQL 版（简称 AnalyticDB）是一种支持高并发低延时查询的新一代云原生数据仓库，高度兼容MySQL协议以及SQL标准，可以对海量数据进行即时的多维分析透视和业务探索，快速构建企业云上数据仓库。