| 0 | NODE A | | 0 | | | 0 | | +---+ +---+ | +---+ | +---+ | : : | 0 | | : : | : : | +---+ +---+ | +---+ | +---+ | | f | | 1 |---+ | 3 |---+ | 7 |---+ +---+ +---+ +---+ +---+ : : : : | 8 |---+ +---+ +---+ +---+ | NODE E | e |---+ | f | : : +------>+---+ +---+ | +---+ +---+ | 0 | | f | | | f | +---+ +---+ | +---+ : : | NODE F +---+ +------>+---+ | f | | 0 | NODE G +---+ +---+ +------>+---+ : : | | 0 | +---+ | +---+ | 6 |---+ : : +---+ +---+ : : | f | +---+ +---+ | f | +---+ 在上述例子中，有7个节点（A-G），每个节点有16个槽（0-f）。假设树上没有其他元数据节点，那么密钥空间 是这样划分的:: KEY PREFIX NODE ========== ==== 137* D 138* E 13[0-69-f]* C 1[0-24-f]* B e6* G e[0-57-f]* F [02-df]* A 因此，例如，具有以下示例索引键的键将在适当的节点中被找到:: INDEX KEY PREFIX NODE =============== ======= ==== 13694892892489 13 C 13795289025897 137 D 13889dde88793 138 E 138bbb89003093 138 E 1394879524789 12 C 1458952489 1 B 9431809de993ba - A b4542910809cd - A e5284310def98 e F e68428974237 e6 G e7fffcbd443 e F f3842239082 - A 为了节省内存，如果一个节点可以容纳它的那部分键空间中的所有叶子，那么这个节点将有所有这些叶子，而不 会有任何元数据指针——即使其中一些叶子想在同一个槽中。 一个节点可以包含叶子和元数据指针的异质性混合。元数据指针必须在与它们的关键空间的细分相匹配的槽中。 叶子可以在任何没有被元数据指针占据的槽中。保证一个节点中没有一个叶子会与元数据指针占据的槽相匹配。 如果元数据指针在那里，任何键与元数据键前缀相匹配的叶必须在元数据指针指向的子树中。 在上面的索引键的例子列表中，节点A将包含:: SLOT CONTENT INDEX KEY (PREFIX) ==== =============== ================== 1 PTR TO NODE B 1* any LEAF 9431809de993ba any LEAF b4542910809cd e PTR TO NODE F e* any LEAF f3842239082 和节点B:: 3 PTR TO NODE C 13* any LEAF 1458952489 快捷键 --------- 快捷键是跳过一块键空间的元数据记录。快捷键是一系列通过层次上升的单占节点的替代物。快捷键的存在是 为了节省内存和加快遍历速度。 树的根部有可能是一个快捷键——比如说，树至少包含17个节点，都有键前缀 ``1111`` 。插入算法将插入一个快捷键， 以单次跳过 ``1111`` 的键位，并到达第四层，在这里，这些键位实际上变得不同。 拆分和合并节点 ------------------------------ 每个节点的最大容量为16个叶子和元数据指针。如果插入算法发现它正试图将一个第17个对象插入到一个节点中， 该节点将被拆分，使得至少两个在该层有一个共同的关键段的叶子最终在一个单独的节点中，该共同的关键段的根 在该槽上。 如果一个完整的节点中的叶子和被插入的叶子足够相似，那么就会在树中插入一个快捷键。 当根植于某个节点的子树中的对象数量下降到16个或更少时，那么该子树将被合并成一个单独的节点——如果可能的 话，这将向根部扩散。 非递归式迭代 ------------ 每个节点和快捷键都包含一个指向其父节点的后置指针，以及该父节点中指向它的槽数。非递归迭代使用这些来 通过树的根部进行，前往父节点，槽N+1，以确保在没有堆栈的情况下取得进展。 然而，反向指针使得同时改变和迭代变得很棘手。 同时改变和迭代 -------------- 有一些情况需要考虑: 1. 简单的插入/替换。这涉及到简单地将一个NULL或旧的匹配叶子的指针替换为屏障后的新叶子的指针。否则元数 据块不会改变。一个旧的叶子直到RCU宽限期过后才会被释放。 2. 简单删除。这只是涉及到清除一个旧的匹配叶子。元数据块不会有其他变化。旧的叶子直到RCU宽限期之后才会 被释放。 3. 插入，替换我们还没有进入的子树的一部分。这可能涉及到替换该子树的一部分——但这不会影响迭代，因为我们 还没有到达它的指针，而且祖先块也不会被替换（这些块的布局不会改变）。 4. 插入替换了我们正在处理的节点。这不是一个问题，因为我们已经通过了锚定指针，直到我们跟随后面的指针才 会切换到新的布局上——这时我们已经检查了被替换节点的叶子（在跟随任何元数据指针之前，我们会迭代一个节 点的所有叶子）。 然而，我们可能会重新看到一些叶子，这些叶子已经被分割成一个新的分支，而这个分支的位置比我们之前的位 置更远。 5. 插入替换了我们正在处理的依赖分支的节点。这不会影响到我们，直到我们跟随后面的指针。与（4）类似。 6. 删掉我们下面的一个分支。这不会影响我们，因为在我们看到新节点之前，回溯指针会让我们回到新节点的父节 点。整个崩溃的子树被扔掉了，没有任何变化——而且仍然会在同一个槽上生根，所以我们不应该第二次处理它， 因为我们会回到槽+1。 .. note:: 在某些情况下，我们需要同时改变一个节点的父指针和父槽指针（比如说，我们在它之前插入了另一个节点， 并把它往上移了一层）。我们不能在不锁定读取的情况下这样做——所以我们必须同时替换该节点。 然而，当我们把一个快捷键改成一个节点时，这不是一个问题，因为快捷键只有一个槽，所以当向后遍 历一个槽时，不会使用父槽号。这意味着先改变槽位号是可以的——只要使用适当的屏障来确保父槽位号在后 退指针之后被读取。 过时的块和叶子在RCU宽限期过后会被释放，所以只要任何进行遍历或迭代的人持有RCU读锁，旧的上层建筑就不 应该在他们身上消失。