为什么 InnoDB 中的反向索引扫描更慢？

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发布于 2026-02-03 15:00:27

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作者：马金友，一名给 MySQL 找 bug 的初级 DBA。

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如果你注意到在 MySQL 中 ORDER BY DESC 查询比 ORDER BY ASC 稍微慢一些，不用担心 —— 这是已知且符合预期的行为。

这是因为 InnoDB 的设计和优化是为了进行正向扫描，它使用单向链表结构来组织页面上的记录。

因此，向前移动（ASC）的时间复杂度是 O(1)，而向后移动（DESC）的时间复杂度是 O(n)。

这篇博客将从存储层面的角度演示这两种算法。

1. InnoDB 页面结构

1.1 单向链表

InnoDB 使用单向链表来组织 record。每个页面有两个虚拟 record：infimum 和 supremum，它们分别作为链表的头部和尾部。一旦数据页面包含用户记录，链表就会按逻辑顺序显示。

infimum -> rec1 -> rec2 -> rec3 -> rec4 -> ... -> supremum

1.2 REC_NEXT

每条记录在记录头中额外占用 2 个字节（byte）来存储指向下一条记录的偏移量。

constexpr uint32_t REC_NEXT = 2;
constexpr uint32_t REC_NEXT_MASK = 0xFFFFUL;

例如，infimum 记录的 REC_NEXT 值是 0x00, 0x0d。

/** The page infimum and supremum of an empty page in ROW_FORMAT=COMPACT */
static const byte infimum_supremum_compact[] = {
    /* the infimum record */
    0x01 /*n_owned=1*/, 0x00, 0x02 /* heap_no=0, REC_STATUS_INFIMUM */, 0x00,
    0x0d /* pointer to supremum */, 'i', 'n', 'f', 'i', 'm', 'u', 'm', 0,
    /* the supremum record */
    0x01 /*n_owned=1*/, 0x00, 0x0b /* heap_no=1, REC_STATUS_SUPREMUM */, 0x00,
    0x00 /* end of record list */, 's', 'u', 'p', 'r', 'e', 'm', 'u', 'm'};

通过 infimum 记录偏移 0x000d，可以得到 supremum 记录。

In [1]: infimum_supremum_compact = [
   ...:     0x01 , 0x00, 0x02 , 0x00,
   ...:     0x0d , 'i', 'n', 'f', 'i', 'm', 'u', 'm', 0,
   ...:     0x01 , 0x00, 0x0b, 0x00,
   ...:     0x00, 's', 'u', 'p', 'r', 'e', 'm', 'u', 'm'
   ...: ]
   ...:

In [2]: infimum_supremum_compact[5]
Out[2]: 'i'

In [3]: infimum_supremum_compact[5+0x000d]
Out[3]: 's'

1.3 页面目录 (Page Directory)

由于单向链表的数据结构，InnoDB 必须扫描整个链表才能找到一条 record，这效率很低。

InnoDB 在每个数据页的末尾维护一个动态数组（page directory），数组中的每个元素（槽/slot）存储一条record的位置。

/* We define a slot in the page directory as two bytes */
constexpr uint32_t PAGE_DIR_SLOT_SIZE = 2;

它不是存储每条记录的地址，而是每个槽指向该槽所管理记录中的最后一条记录。一个槽通常管理 4 到 8 条记录。

/* The maximum and minimum number of records owned by a directory slot. The
number may drop below the minimum in the first and the last slot in the
directory. */
constexpr uint32_t PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED = 8;
constexpr uint32_t PAGE_DIR_SLOT_MIN_N_OWNED = 4;

第一个槽总是指向 infimum，最后一个槽总是指向 supremum。

1.4 N_OWNED

每条记录在记录头中占用 4 个位（bit）来存储 N_OWNED。

constexpr uint32_t REC_NEW_N_OWNED = 5; /* This is single byte bit-field */
constexpr uint32_t REC_N_OWNED_MASK = 0xFUL;

如果记录是槽中的最后一条记录，它的值就是该槽拥有的记录数。否则，值为 0。

2. 示例

下图展示了数据页面的布局

innodb_page_example

橙色箭头连接了从 rec0 到 rec23 的 24 条用户记录。
灰色箭头指向槽所管理的最后一条记录。槽 0 指向 infimum，它包含 1 条记录。槽 n 指向 supremum，它包含 5 条记录。槽 1 指向 rec3，它包含 4 条记录。

3. 算法

我们将使用以下逻辑 InnoDB 页面布局来理解这两种扫描算法。

innodb_page_logic

3.1 正向扫描 (Forward Scan)

从 rec10 找到页面上的下一条记录很容易。

读取 REC_NEXT 偏移量

  field_value = mach_read_from_2(rec - REC_NEXT);

获取下一条记录的位置

    return (ut_align_offset(rec + field_value, UNIV_PAGE_SIZE));

3.2 反向扫描 (Backward Scan)

从rec10找到页面上的前一条记录会更困难。

3.2.1 查找哪个槽管理了当前记录 (page_dir_find_owner_slot)

① 扫描从当前记录开始的所有记录，直到 n_owned 不为 0。

    while (rec_get_n_owned_new(r) == 0) {
      r = rec_get_next_ptr_const(r, true);
      ...
    }

它会检查 rec10，然后是 rec11。

[rec10] --> [rec11]
  ^

  
[rec10] --> [rec11]
              ^

因为 rec11 的 n_owned 是 4，所以会跳转到步骤 1.2。

② 检查所有槽，直到找到指向步骤 1.1 中记录 r 的槽。

  rec_offs_bytes = mach_encode_2(r - page);

  while (UNIV_LIKELY(*(uint16 *)slot != rec_offs_bytes)) {
  ....
    slot += PAGE_DIR_SLOT_SIZE;
  }
  
  return (((ulint)(first_slot - slot)) / PAGE_DIR_SLOT_SIZE);

它会从最后一个槽（slot n）开始扫描到 slot 0。

[n]...[4][3][2][1][0]
 ^

因为 slot n 指向 supremum（不是 rec11），所以会检查下一个槽（slot 4）。

[n]...[4][3][2][1][0]
       ^

因为 slot 4 指向 rec15（不是 rec11），所以会检查下一个槽（slot 3）。

[n]...[4][3][2][1][0]
          ^

因为 slot 3 指向 rec11，所以会返回 3。

3.2.2 扫描当前slot group 以查找前一条记录

① 跳转到前一个槽。因为 slot 3 只持有slot group的最后一条记录，它无法扫描 slot 3 中的所有记录。

  slot = page_dir_get_nth_slot(page, slot_no - 1);

  rec2 = page_dir_slot_get_rec(slt);

幸运的是，它可以利用前一个槽组的最后一条记录来扫描当前槽组中的所有record。

通过检查 slot 2，它会找到 rec7。

② 扫描槽组中的所有记录所有 record 匹配当前 record。

    while (rec != rec2) {
      prev_rec = rec2;
      rec2 = page_rec_get_next_low(rec2, true);
    }
    
    return (prev_rec);

它会检查 rec7、rec8、rec9，然后是 rec10，直到找到 rec10 的前一条 record，即 rec9。

[rec7] --> [rec8] --> [rec9] --> [rec10] --> [rec11]
  ^

[rec7] --> [rec8] --> [rec9] --> [rec10] --> [rec11]
             ^

[rec7] --> [rec8] --> [rec9] --> [rec10] --> [rec11]
                        ^

[rec7] --> [rec8] --> [rec9] --> [rec10] --> [rec11]
                                   ^

4. 时间复杂度

正向扫描是 O(1)，但反向扫描是 O(n)，其中 n 是页面目录中的槽数。

5. 基准测试

5.1 正向扫描 (Forward scan)

mysql > select k from sbtest1 order by k asc limit 9999999, 1;
+---------+
| k       |
+---------+
| 8670945 |
+---------+
1 row in set (1.41 sec)

mysql > desc select k from sbtest1 order by k asc limit 9999999, 1\G
*************************** 1.row ***************************
           id: 1
  select_type: SIMPLE
        table: sbtest1
   partitions: NULL
         type: index
possible_keys: NULL
          key: k_1
      key_len: 4
          ref: NULL
         rows: 9864216
     filtered: 100.00
        Extra: Using index
1 row inset, 1 warning (0.00 sec)

5.2 反向扫描 (Backward scan)

mysql > select k from sbtest1 order by k desc limit 9999999, 1;
+---------+
| k       |
+---------+
| 1184614 |
+---------+
1 row in set (2.01 sec)

mysql > desc select k from sbtest1 order by k desc limit 9999999, 1\G
*************************** 1.row ***************************
           id: 1
  select_type: SIMPLE
        table: sbtest1
   partitions: NULL
         type: index
possible_keys: NULL
          key: k_1
      key_len: 4
          ref: NULL
         rows: 9864216
     filtered: 100.00
        Extra: Backward index scan; Using index
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

本文关键字：#MySQL #InnoDB #索引扫描

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原始发表：2026-01-28，如有侵权请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除

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