思考几个问题：
- 为什么搜索是 近实时 的？
- 为什么文档的 CRUD (创建-读取-更新-删除) 操作是 实时 的?
复习一遍从上到下的整体结构
这里有篇文章讲解的很形象：
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这是集群cluster。
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这是节点Node：就是个机器。
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由一个或者多个节点，多个绿色小方块组合在一起形成一个ElasticSearch的索引。
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在一个索引下，分布在多个节点里的绿色小方块称为分片：Shard。
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一个分片就是一个Lucene Index。
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在Lucene里面有很多小的Segment，即为存储的最小管理单元。
我们分别从Node维度、Shard维度、Segment维度来阐明为啥Elasticsearch这么快。
Node节点维度
多节点的集群方案，提高了整个系统的并发处理能力。
多节点的集群方案
路由一个文档到一个分片中：当索引一个文档的时候，文档会被存储到一个主分片中。 Elasticsearch 如何知道一个文档应该存放到哪个分片中呢？实际上，这个过程是根据下面这个公式决定的：
shard = hash(routing) %
number_of_primary_shards
routing 是一个可变值，默认是文档的 _id ，也可以设置成一个自定义的值。这就解释了为什么我们要在创建索引的时候就确定好主分片的数量 并且永远不会改变这个数量：因为如果数量变化了，那么所有之前路由的值都会无效，文档也再也找不到了。
确定了在哪个分片中，可以判定其在哪个节点上。
协调节点
节点分为主节点 Master Node、数据节点 Data Node和客户端节点 Client Node（单纯为了做请求的分发和汇总）。每个节点都可以接受客户端的请求，每个节点都知道集群中任一文档位置，所以可以直接将请求转发到需要的节点上。当接受请求后，节点变为「协调节点」。从这个角度，整个系统可以接受更高的并发请求，当然搜索的就更快了。
以更新文档为例：
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- 客户端向 Node 1 发送更新请求。
- 它将请求转发到主分片所在的 Node 3 。
- Node 3 从主分片检索文档，修改
_source字段中的 JSON ，并且尝试重新索引主分片的文档。 如果文档已经被另一个进程修改，它会重试步骤 3 ，超过retry_on_conflict次后放弃。 - 如果 Node 3 成功地更新文档，它将新版本的文档并行转发到 Node 1 和 Node 2 上的副本分片，重新建立索引。 一旦所有副本分片都返回成功， Node 3 向协调节点也返回成功，协调节点向客户端返回成功。
乐观并发控制
Elasticsearch 中使用的这种方法假定冲突是不可能发生的，并且不会阻塞正在尝试的操作。因为没有阻塞，所以提升了索引的速度，同时可以通过_version字段来保证并发情况下的正确性：
PUT /website/blog/1?version=1
{
"title": "My first blog entry",
"text": "Starting to get the hang of this..."
}
控制在我们索引中的文档只有现在的_version为 1 时，本次更新才能成功。
Shard分片维度
副本分片
可以设置分片的副本数量来提升高并发场景下的搜索速度，但是同时会降低索引的效率。
Segment的不变性
在底层采用了分段的存储模式，使它在读写时几乎完全避免了锁的出现，大大提升了读写性能。
- 不需要锁。如果你从来不更新索引，你就不需要担心多进程同时修改数据的问题。
- 一旦索引被读入内核的文件系统缓存，便会留在哪里，由于其不变性。只要文件系统缓存中还有足够的空间，那么大部分读请求会直接请求内存，而不会命中磁盘。这提供了很大的性能提升。
- 其它缓存(像filter缓存)，在索引的生命周期内始终有效。它们不需要在每次数据改变时被重建，因为数据不会变化。
- 写入单个大的倒排索引允许数据被压缩，减少磁盘 I/O 和 需要被缓存到内存的索引的使用量。
怎样在保留不变性的前提下实现倒排索引的更新？即用上文提到的_version，创建更多的索引文档。实际上一个 UPDATE 操作包含了一次 DELETE 操作（仅记录标志待Segment Merge 的时候才真正删除）和一次 CREATE 操作。
提升写入速度
为了提升写索引速度，并且同时保证可靠性，Elasticsearch 在分段的基础上，增加了一个 translog ，或者叫事务日志，在每一次对 Elasticsearch 进行操作时均进行了日志记录。
一个文档被索引之后，就会被添加到内存缓冲区，并且 追加到了 translog
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分片每秒被刷新（refresh）一次：
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- 这些在内存缓冲区的文档被写入到一个新的段中，且没有进行 fsync 操作。
- 这个段被打开，使其可被搜索。
- 内存缓冲区被清空。
这个进程继续工作，更多的文档被添加到内存缓冲区和追加到事务日志
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每隔一段时间--例如 translog 变得越来越大--索引被刷新（flush）；一个新的 translog 被创建，并且一个全量提交被执行:
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- 所有在内存缓冲区的文档都被写入一个新的段。
- 缓冲区被清空。
- 一个提交点被写入硬盘。
- 文件系统缓存通过 fsync 被刷新（flush）。
- 老的 translog 被删除。
Segment在被refresh之前，数据保存在内存中，是不可被搜索的，这也就是为什么 Lucene 被称为提供近实时而非实时查询的原因。
但是如上这种机制避免了随机写，数据写入都是 Batch 和 Append，能达到很高的吞吐量。同时为了提高写入的效率，利用了文件缓存系统和内存来加速写入时的性能，并使用日志来防止数据的丢失。
对比LSM树
LSM-Tree 示意图如下，可见 Lucene 的写入思想和 LSM-Tree 是一致的：
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Segment段维度
倒排索引
终于说到倒排索引了，都说倒排索引提升了搜索的速度，那么具体采用了哪些架构或者数据结构来达成这一目标？
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如上是Lucene中实际的索引结构。用例子来说明上述三个概念：
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ID是文档id，那么建立的索引如下:
Name：
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Age：
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Sex：
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Posting List
可见为每个 field 都建立了一个倒排索引。Posting list就是一个int的数组，存储了所有符合某个term的文档id。实际上，除此之外还包含：文档的数量、词条在每个文档中出现的次数、出现的位置、每个文档的长度、所有文档的平均长度等，在计算相关度时使用。
Term Dictionary
假设我们有很多个 term，比如：
Carla,Sara,Elin,Ada,Patty,Kate,Selena
如果按照这样的顺序排列，找出某个特定的 term 一定很慢，因为 term 没有排序，需要全部过滤一遍才能找出特定的 term。排序之后就变成了：
Ada,Carla,Elin,Kate,Patty,Sara,Selena
这样我们可以用二分查找的方式，比全遍历更快地找出目标的 term。这个就是 term dictionary。有了 term dictionary 之后，可以用 logN 次磁盘查找得到目标。
Term Index
但是磁盘的随机读操作仍然是非常昂贵的（一次 random access 大概需要 10ms 的时间）。所以尽量少的读磁盘，有必要把一些数据缓存到内存里。但是整个 term dictionary 本身又太大了，无法完整地放到内存里。于是就有了 term index。term index 有点像一本字典的大的章节表。比如：
A 开头的 term ……………. Xxx 页
C 开头的 term ……………. Yyy 页
E 开头的 term ……………. Zzz 页
如果所有的 term 都是英文字符的话，可能这个 term index 就真的是 26 个英文字符表构成的了。但是实际的情况是，term 未必都是英文字符，term 可以是任意的 byte 数组。而且 26 个英文字符也未必是每一个字符都有均等的 term，比如 x 字符开头的 term 可能一个都没有，而 s 开头的 term 又特别多。实际的 term index 是一棵 trie 树：
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例子是一个包含 "A", "to", "tea", "ted", "ten", "i", "in", 和 "inn" 的 trie 树。这棵树不会包含所有的 term，它包含的是 term 的一些前缀。通过 term index 可以快速地定位到 term dictionary 的某个 offset，然后从这个位置再往后顺序查找。
现在我们可以回答“为什么 Elasticsearch/Lucene 检索可以比 mysql 快了。Mysql 只有 term dictionary 这一层，是以 b-tree 排序的方式存储在磁盘上的。检索一个 term 需要若干次的 random access 的磁盘操作。而 Lucene 在 term dictionary 的基础上添加了 term index 来加速检索，term index 以树的形式缓存在内存中。从 term index 查到对应的 term dictionary 的 block 位置之后，再去磁盘上找 term，大大减少了磁盘的 random access 次数。
FST(finite-state transducer)
实际上，Lucene 内部的 Term Index 是用的「变种的」trie树，即 FST 。FST 比 trie树好在哪？trie树只共享了前缀，而 FST 既共享前缀也共享后缀，更加的节省空间。
一个FST是一个6元组 (Q, I, O, S, E, f):
- Q是一个有限的状态集
- I是一个有限的输入符号集
- O是一个有限的输出符号集
- S是Q中的一个状态，称为初始状态
- E是Q的一个子集，称为终止状态集
- f是转换函数, f ⊆ Q × (I∪{ε}) × (O∪{ε}) × Q，其中ε表示空字符。
即从一个状态q1开始，接收一个输入字符i，可以到达另一个状态q2，并产生输出o。
例如有下面一组映射关系：
cat -> 5
deep -> 10
do -> 15
dog -> 2
dogs -> 8
可以用下图中的FST来表示：
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这篇文章讲的很好：关于Lucene的词典FST深入剖析
想想为啥不用 HashMap，HashMap 也能实现有序Map？耗内存啊！牺牲了一点性能来节约内存，旨在把所有Term Index都放在内存里面，最终的效果是提升了速度。如上可知，FST是压缩字典树后缀的图结构，她拥有Trie高效搜索能力，同时还非常小。这样的话我们的搜索时，能把整个FST加载到内存。
总结一下，FST有更高的数据压缩率和查询效率，因为词典是常驻内存的，而 FST 有很好的压缩率，所以 FST 在 Lucene 的最新版本中有非常多的使用场景，也是默认的词典数据结构。
词典的完整结构
Lucene 的tip文件即为 Term Index 结构，tim文件即为 Term Dictionary 结构。由图可视，tip中存储的就是多个FST，
FST中存储的是<单词前缀，以该前缀开头的所有Term的压缩块在磁盘中的位置>。即为前文提到的从 term index 查到对应的 term dictionary 的 block 位置之后，再去磁盘上找 term，大大减少了磁盘的 random access 次数。
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可以形象地理解为，Term Dictionary 就是新华字典的正文部分包含了所有的词汇，Term Index 就是新华字典前面的索引页，用于表明词汇在哪一页。
但是 FST 即不能知道某个Term在Dictionary(.tim)文件上具体的位置，也不能仅通过FST就能确切的知道Term是否真实存在。它只能告诉你，查询的Term可能在这些Blocks上，到底存不存在FST并不能给出确切的答案，因为FST是通过Dictionary的每个Block的前缀构成，所以通过FST只可以直接找到这个Block在.tim文件上具体的File Pointer，并无法直接找到Terms。
如何联合索引查询？
回到上面的例子，给定查询过滤条件 age=24 的过程就是先从 term index 找到 18 在 term dictionary 的大概位置，然后再从 term dictionary 里精确地找到 18 这个 term，然后得到一个 posting list 或者一个指向 posting list 位置的指针。然后再查询 sex=Female 的过程也是类似的。最后得出 age= 24 AND sex=Female 就是把两个 posting list 做一个“与”的合并。
这个理论上的“与”合并的操作可不容易。对于 mysql 来说，如果你给 age 和 gender 两个字段都建立了索引，查询的时候只会选择其中最 selective 的来用，然后另外一个条件是在遍历行的过程中在内存中计算之后过滤掉。那么要如何才能联合使用两个索引呢？有两种办法：
- 使用 skip list 数据结构。同时遍历 gender 和 age 的 posting list，互相 skip；
- 使用 bitset 数据结构，对 gender 和 age 两个 filter 分别求出 bitset，对两个 bitset 做 AN 操作。
Elasticsearch 支持以上两种的联合索引方式，如果查询的 filter 缓存到了内存中（以 bitset 的形式），那么合并就是两个 bitset 的 AND。如果查询的 filter 没有缓存，那么就用 skip list 的方式去遍历两个 on disk 的 posting list。
利用 Skip List 合并
用一个例子来说明如何使用 skip list 的思路来做合并（参考Lucene学习总结之七：Lucene搜索过程解析(5)）：
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倒排表最初如下，可见每个 posting list 已经是排好序的：
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将每个 posting list 按照第一篇的文档号从小到大进行排列：
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称拥有最小文档号的倒排表称为first，再取最后一个 posting list 的文档号为 doc（很明显做交集可以跳过之前的文档）。即，doc = 8，first指向第0项，advance到大于8的第一篇文档，也即文档10，然后设doc = 10，first指向第1项。
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doc = 10，first指向第1项，advance到文档11，然后设doc = 11，first指向第2项。
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doc = 11，first指向第3项，advance到文档11，然后设doc = 11，first指向第4项。
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以此类推，first指向最后一项。即，doc = 11，first指向第7项，advance到文档11，然后设doc = 11，first指向第0项。
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doc = 11，first指向第0项，advance到文档11，然后设doc = 11，first指向第1项。
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doc = 11，first指向第1项。因为11 < 11为false，因而结束循环，返回doc = 11。这时候我们会发现，在循环退出的时候，所有的倒排表的第一篇文档都是11，故11为所有 skip list 的公共项。
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按照此法再外层循环，得到剩余的公共项。
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Advance操作是什么？就是 skip list 提供的快速跳跃的特性。
另外一方面，对于一个很长的 posting list，比如：
[1,3,13,101,105,108,255,256,257]
我们可以把这个 list 分成三个 block：
[1,3,13] [101,105,108] [255,256,257]
然后可以构建出 skip list 的第二层：
[1,101,255]
1,101,255 分别指向自己对应的 block。这样就可以很快地跨 block 的移动指向位置了。
Lucene 自然会对这个 block 再次进行压缩。其压缩方式叫做 Frame Of Reference 编码。示例如下：
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考虑到频繁出现的 term（所谓 low cardinality 的值），比如 gender 里的男或者女。如果有 1 百万个文档，那么性别为男的 posting list 里就会有 50 万个 int 值。用 Frame of Reference 编码进行压缩可以极大减少磁盘占用。这个优化对于减少索引尺寸有非常重要的意义。当然 mysql b-tree 里也有一个类似的 posting list 的东西，是未经过这样压缩的。
因为这个 Frame of Reference 的编码是有解压缩成本的。利用 skip list，除了跳过了遍历的成本，也跳过了解压缩这些压缩过的 block 的过程，从而节省了 cpu。
这也可以看到，Lucene 为了省内存真是做到了极致。
利用 bitset 合并
Bitset 是一种很直观的数据结构，对应 posting list 如：
[1,3,4,7,10]
对应的 bitset 就是：
[1,0,1,1,0,0,1,0,0,1]
每个文档按照文档 id 排序对应其中的一个 bit。Bitset 自身就有压缩的特点，其用一个 byte 就可以代表 8 个文档。所以 100 万个文档只需要 12.5 万个 byte。但是考虑到文档可能有数十亿之多，在内存里保存 bitset 仍然是很奢侈的事情。而且对于个每一个 filter 都要消耗一个 bitset，比如 age=18 缓存起来的话是一个 bitset，18<=age<25 是另外一个 filter 缓存起来也要一个 bitset。
所以秘诀就在于需要有一个数据结构：
可以很压缩地保存上亿个 bit 代表对应的文档是否匹配 filter；
这个压缩的 bitset 仍然可以很快地进行 AND 和 OR 的逻辑操作。
Lucene 使用的这个数据结构叫做 Roaring Bitmap。
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其压缩的思路其实很简单。与其保存 100 个 0，占用 100 个 bit。还不如保存 0 一次，然后声明这个 0 重复了 100 遍。
为什么是以65535为界限？程序员的世界里除了1024外，65535也是一个经典值，因为它=2^16-1，正好是用2个字节能表示的最大数，一个short的存储单位，注意到上图里的最后一行“If a block has more than 4096 values, encode as a bit set, and otherwise as a simple array using 2 bytes per value”，如果是大块，用节省点用bitset存，小块就豪爽点，2个字节我也不计较了，用一个short[]存着方便。
在 Lucene 7.0之后，Lucene 针对 bitset的稠稀性，采用不同的存储方式：当 bitset比较稀疏时，直接存储DocID；当 bitset 稠密时，则直接存储 bitset 的Bits数据。根据数据的分布情况不同，采用适当的结构不仅可以提高空间的利用率，还能提高遍历的效率。
总结
Elasticsearch/Lucene 为了提升索引和搜索的效率，从上层到底层，使用了各种巧妙的数据结构和设计，靠优秀的理论加极致的优化，做到查询性能上的极致。
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