学习索引：RMI、PGM-index、ALEX 与调优 B+tree 的真实差距

给你 1000 万个排好序的 64 位整数，问某个键在第几位。二分查找平均要 23 次比较，碰到约 20 条不同的缓存行；把同一个数组套上一棵静态 B+tree，缓存行能降到 10 条左右，比较次数却一次不少（第五节实测）。2017 年底，Kraska 等人换了个问法：这个”第几位”就是键的累积分布函数（CDF）乘以 \(n\)，何不直接把它学出来？

围绕这个想法流传着两种说法。一种是”用神经网络取代 B-tree，快 70%、省一个数量级内存”，来自原论文摘要；另一种是”调优过的 B-tree 一样快，学习索引是炒作”。两种说法都只对了一部分：原论文效果最好的第二层其实是线性模型，后来胜出的结构（PGM-index、RadixSpline）几乎全是分段线性；而独立基准（SOSD）确认了学习索引在只读、内存、稠密有序数组上确实领先，一旦加上写入、难拟合的分布、并发和端到端内存口径，差距就明显收窄（GRE 基准）。

本文按”问题模型 → 谱系 → RMI → 误差有界的分段线性 → 实验 → 可更新结构 → 争论”展开。B-tree 本身的结构、分裂与磁盘模型见 B-tree 深度解剖，原地更新与 LSM 的写放大对比见 B+tree 与 LSM-tree；本文只讨论”从键到位置”这一步能不能学、学了值多少。实验数据全部来自同目录下的 reproduce/li_bench.cpp，论文数字都标出 figure/table、数据集与硬件。

设有序数组 \(A[0..n-1]\) 存放互不相同的键。对查询键 \(k\)，我们要的是

\[ \mathrm{rank}(k) = \left|\{\, i : A[i] < k \,\}\right|, \]

也就是 std::lower_bound 返回的下标：\(k\) 存在时它就是 \(k\) 的位置，不存在时是插入点。若把 \(A\) 看成来自某个分布的样本，经验 CDF 为 \(F_n(x) = \frac{1}{n}\left|\{i : A[i] \le x\}\right|\)，那么对存在的键有 \(\mathrm{rank}(A[i]) = i = n F_n(A[i]) - 1\)。索引要做的事，是在不扫描数组的前提下估计这个函数。

学习索引用一个便宜的模型 \(f\) 近似 rank，并记住它在已存键上的最大误差：

\[ \varepsilon = \max_{i} \left| f(A[i]) - i \right|. \]

查找时先算 \(p = f(k)\)，再在窗口 \([p-\varepsilon,\ p+\varepsilon]\) 里做二分，这一步叫”最后一公里”（last-mile search），代价约 \(\log_2(2\varepsilon+1)\) 次比较，与 \(n\) 无关。于是整个查找的代价被拆成两部分：算模型的开销，和由 \(\varepsilon\) 决定的窗口搜索。

\(\varepsilon\) 只在已存的键上度量。对不存在的键 \(k\)，若 \(A[i-1] < k < A[i]\) 且 \(f\) 单调不减，则

\[ f(k) \in [f(A[i-1]),\ f(A[i])] \subseteq [\,i-1-\varepsilon,\ i+\varepsilon\,], \]

窗口仍然盖住插入点 \(i\)。如果 \(f\) 不单调，这个保证就没有了。Kraska 等人在论文 3.4 节明确指出：RMI 对存在的键一定能找到，对不存在的键可能返回错误的上下界，需要强制模型单调、在窗口边界处扩展搜索，或改用指数搜索。本文的 RMI 实现采用第二种办法（第三节），PGM-index 的每一段都是单调直线，不存在这个问题。

Kraska 等人的出发点是：B-tree 本身就是一个把键映射到页的模型，最小误差 0，最大误差为页大小（论文第 2 节）。一棵静态 B+tree 的内部节点只存分隔键，相当于用阶梯函数逼近 CDF。

这个视角能解释一个常被忽略的事实。扇出为 \(B\) 的 B+tree 高度约 \(\log_B n\)，每个节点内二分要 \(\log_2 B\) 次比较，总数是

\[ \log_B n \cdot \log_2 B = \log_2 n, \]

与 \(B\) 无关。B+tree 省下的是缓存未命中（每层只碰一两条缓存行），不是比较次数；学习索引则用几次乘加替掉了上层的大部分比较。第五节的实验把这两件事分开计数。

图中是本文实验用的四个合成数据集（每个取 100 万键画图，实验用 1000 万）。uniform 的 CDF 是一条直线，一条线段就够；normal 和 lognormal 是光滑曲线，分几十段就能拟合；clustered 由 1000 个宽度差几个数量级的高斯簇组成，整体看近似直线，放大后是一连串陡坡和平台，这类”整体平滑、局部突变”的数据正是学习索引的难点。生成方式见第五节。

评测与落地这一支同样重要：SOSD 先以 NeurIPS 2019 ML for Systems 研讨会论文发布，完整版 “Benchmarking Learned Indexes” 发表在 PVLDB 14(1)（2020）；Wongkham 等人的 “Are Updatable Learned Indexes Ready?”（PVLDB 15(11)，2022）把评测扩展到写入、并发与分布变化。系统集成方面，Bourbon（OSDI 2020）在 LSM 的每个 SSTable 上学分段线性模型；Google 的研讨会论文（NeurIPS 2020 ML for Systems，arXiv 2012.12501）把学习索引接进 Bigtable 的 SSTable 块索引。理论上，Ferragina、Lillo、Vinciguerra 的 “Why Are Learned Indexes So Effective?”（ICML 2020）第一次给出了段长的概率分析（第四节）。

Kraska 等人的论文还讨论了学习型哈希和学习型 Bloom filter。后者在 170 万条钓鱼 URL 上，用 0.0259 MB 的 GRU 模型加一个”溢出” Bloom filter，在 1% 误判率下把 2.04 MB 降到 1.31 MB（论文 5.2 节，减少 36%）；这种做法依赖负样本分布，与传统 Bloom filter 的最坏情况保证不同，本文不展开，传统结构见 Bloom Filter 家族。

一个模型很难同时拟合 CDF 的全局形状和局部细节，递归模型索引（Recursive Model Index，RMI）把问题分层：第 0 阶段的模型读入键，输出”该交给下一阶段的哪个模型”；最后一个阶段的模型输出位置。形式化地（论文 3.2 节），第 \(\ell\) 阶段有 \(M_\ell\) 个模型，第 \(\ell\) 阶段模型的输出按 \(\lfloor M_{\ell+1} f_\ell(k) / n \rfloor\) 选出下一阶段的模型，各阶段逐层训练：先用全部数据训练根，再把每个键交给根选中的叶子，各叶子只拟合分到自己的那部分键。阶段之间没有搜索，这与 B+tree 每层都要在节点里二分不同。

训练完成后，每个末级模型记录自己在所负责键上的最大低估和最大高估（论文称 min-error 与 max-error），查找窗口就是 \([p - e_{\mathrm{lo}},\ p + e_{\mathrm{hi}}]\)。论文 3.3 节的”混合索引”更进一步：误差超过阈值的叶子直接换成一棵 B-tree，用它给最坏情况兜底。

图中的数字由与 li_bench.cpp 相同的规则算出（最小二乘拟合、预测值向下取整）。根模型 \(\lfloor 0.0313k + 0.647 \rfloor\) 把 16 个键分成 4、5、3、4 个；叶子 1 分到了 12、13、14、15 和离群值 40，最小二乘直线被 40 拉平，于是 12 到 15 都被预测到位置 5 附近，误差区间变成 \([-1, +2]\)，窗口 4 格，而其他叶子的窗口只有 2 格。这就是 RMI 的主要弱点：误差由数据决定，事先没有上界，一个离群值或一个簇就能让某个叶子的窗口变得很宽。

下面是 reproduce/li_bench.cpp 中 RMI 查找的核心，后半段处理不存在的键落在窗口外的情况：

// reproduce/li_bench.cpp, struct RMI, find()；删去了计数代码、std:: 前缀与类型转换
size_t j = leaf_of(k);                       // stage 0: which leaf
const Leaf &f = leaves[j];
int64_t p = pred(f, k);                      // stage 1: position estimate
size_t lo = max<int64_t>(0, p - f.err_lo);
size_t hi = min<int64_t>(n, p + f.err_hi + 1);
size_t r = lower(a, lo, hi, k);              // last-mile binary search
// The window is exact for stored keys; an absent key may fall outside it.
if (r == lo && lo > 0) {
    if (a[lo - 1] >= k) r = lower(a, 0, lo - 1, k);
} else if (r == hi && hi < n) {
    if (a[hi] < k) r = lower(a, hi + 1, n, k);
}
return r;

Kraska 等人用两阶段 RMI（第二阶段 1 万到 20 万个线性模型）对比一个”类似 stx::btree、做了缓存行优化、100% 填充”的只读 B-tree，数据是约 2 亿个地图经度（Maps）、2 亿个网站请求时间戳（Weblogs）和 1.9 亿个对数正态样本（\(\mu=0\)，\(\sigma=2\)），键和值都是 64 位。论文 Figure 4 以页大小 128 的 B-tree 为基准（它在 B-tree 各配置中查找最快）：

论文据此总结为”快 1.5 到 3 倍、小至多两个数量级”。读这张表要注意三点：论文没有给出 CPU 型号；表里的索引大小不含数据数组本身；B-tree 的”大小”随页大小变化，页 512 时同样只有 3 MB 左右（Figure 4 的其余行），所以”小两个数量级”是对页 128 这一行而言。第一阶段的模型经网格搜索在”0 到 2 个隐藏层”之间挑选，第二阶段一律是线性模型——论文自己的解释是最后一公里上不值得跑复杂模型。

RMI 至少有四个维度要选：各阶段的模型类型、叶子数量、误差界怎么存、最后一公里用什么搜索。SOSD 基准里的 RMI 由 CDFShop（Marcus、Zhang、Kraska，SIGMOD 2020 演示论文）自动枚举配置；Maltry 与 Dittrich（PVLDB 15(5)，2022）做了第一个”非原作者”的系统分析，结论是除了模型类型和层大小，误差界的存储方式和搜索算法同样必须一起考虑，并给出了一套无需枚举的配置指南，重写后的构建速度提高 2.5 到 6.3 倍。第五节的实验会看到，线性根模型在 clustered 数据上几乎失效，增加叶子数量也救不回来。

另一条路线反过来：先规定最大误差 \(\varepsilon\)，再用尽量少的线段满足它。一条线段 \(s(x) = \alpha (x - x_0) + \beta\) 称为 \(\varepsilon\)-近似的，如果它覆盖的每个点 \((A[i], i)\) 都满足 \(|s(A[i]) - i| \le \varepsilon\)。分段线性 \(\varepsilon\)-近似（piecewise linear approximation，PLA）问题要求用最少的 \(\varepsilon\)-近似线段覆盖全部点。有了它，最后一公里的窗口就被 \(\varepsilon\) 硬性封顶，不再取决于数据。

FITing-Tree（Galakatos 等，SIGMOD 2019）用贪心的 ShrinkingCone 算法切段：以段的第一个点为原点，维护一个”可行斜率锥”，每加入一个点就用 \((i \pm \varepsilon - y_0)/(x - x_0)\) 收窄锥的上下沿，新点落在锥外就开新段。这个算法 \(O(n)\)、常数内存，但不是最优的：线段被强制穿过段首点，而最优线段不必如此。论文附录 A.2 证明它可以比最优解任意差，Table 1 在真实数据上测得段数是最优的 1.05 到 1.6 倍。段之上再用一棵 B+tree 索引各段的首键。

PGM-index（Ferragina、Vinciguerra，PVLDB 13(8)，2020）指出最优 PLA 早有线性时间解：O’Rourke 1981 年在 CACM 上的 “An on-line algorithm for fitting straight lines between data ranges”。把每个点换成竖直区间 \([i-\varepsilon,\ i+\varepsilon]\)，问题变成”能否用一条直线穿过所有区间”。算法维护上端点集合的下凸包和下端点集合的上凸包，以及由四个极端点构成的可行区域（PGM-index 源码里叫 rectangle）；新区间到来时检查可行区域是否仍非空，非空就更新凸包，空了就输出一段、从当前点重新开始。每个点进出凸包各一次，总时间 \(O(n)\)。PGM 论文 Lemma 1 把它表述为：存在线性时间、线性空间的流式算法，求出最少段数。

Lemma 2 给出一个简单但关键的上界：

\[ m_{\mathrm{opt}} \le \frac{n}{2\varepsilon}. \]

证明只需一条水平线：任取连续 \(2\varepsilon\) 个键 \(A[i], \ldots, A[i+2\varepsilon-1]\)，直线 \(y = i + \varepsilon\) 到这些点的纵向距离都不超过 \(\varepsilon\)，所以最优解的每一段至少覆盖 \(2\varepsilon\) 个键。这意味着最优 PLA 在最坏情况下也不会比”每 \(2\varepsilon\) 个键一个分隔键”的 B+tree 叶层上一级更大。

reproduce/li_bench.cpp 里的 OptPLA 移植自 PGM-index（commit c6fcf3d，include/pgm/piecewise_linear_model.hpp，OptimalPiecewiseLinearModel），去掉了重复键处理。reproduce/pla_crosscheck.cpp 把它和库里的 make_segmentation 放在同一批数据上比较：四个数据集、\(\varepsilon \in \{8, 64, 512, 4096\}\)、\(n = 10^7\)，16 组段数完全相同。

实测中段数远小于 \(n/(2\varepsilon)\)。Ferragina、Lillo、Vinciguerra（ICML 2020）给了第一个概率解释：若相邻键的间隔 \(g_i = A[i+1] - A[i]\) 独立同分布，均值 \(\mu\)、方差 \(\sigma^2\)，且 \(\varepsilon\) 远大于 \(\sigma/\mu\)，则斜率取 \(1/\mu\) 的线段在误差 \(\varepsilon\) 内平均覆盖

\[ \frac{\mu^2}{\sigma^2}\,\varepsilon^2 \]

个键（论文 Theorem 1），而且 \(1/\mu\) 是期望意义下最好的斜率（Theorem 2）。直观上，位置误差是间隔偏差的累加，像一次随机游走，走出 \(\pm\varepsilon\) 的带子平均需要 \(\Theta(\varepsilon^2)\) 步。均匀随机键的间隔近似指数分布，\(\mu^2/\sigma^2 \approx 1\)，预测是 \(\varepsilon^2\) 个键一段。这个结论只针对固定斜率的线段，最优 PLA 可以做得更好；第五节的 uniform 数据上，\(\varepsilon = 8\) 时最优 PLA 每段平均覆盖 265.7 个键，是 \(\varepsilon^2 = 64\) 的 4 倍多。

图中是 clustered 数据集（\(n = 2\times10^5\)）中间一段 120 个键、\(\varepsilon = 2\) 的最优 PLA。每条橙线只负责到下一段起点为止，阶梯在它覆盖的键上始终落在蓝色误差带里；密度一变（阶梯斜率变化），就需要开新段。相邻两段在断点处不连续也没关系，查找时只用”首键不超过 \(k\) 的最后一段”。

段数为 \(m\) 时，还要找到”首键不超过 \(k\) 的最后一段”。FITing-Tree 用 B+tree 做这件事；PGM-index 把段的首键再当作一个有序数组，用误差 \(\varepsilon_r\) 再做一次 PLA，如此递归，直到只剩一段。查找从根开始，每层用选中的线段预测下一层的位置，在一个很小的窗口里找到正确的段。

图中取 \(\varepsilon = 4\)、\(\varepsilon_r = 1\) 以便画出来；PGM-index 库 PGMIndex<K, Epsilon = 64, EpsilonRecursive = 4> 的默认值是 64 和 4。上层窗口取 \([p-\varepsilon_r-1,\ p+\varepsilon_r+2)\)、底层取 \([p-\varepsilon,\ p+\varepsilon+2)\)，与库中 segment_for_key() 和 search() 的 PGM_SUB_EPS/PGM_ADD_EPS 一致。由 Lemma 2，每层段数至多是下一层的 \(1/(2\varepsilon_r)\)，层数为 \(O(\log_c m)\)，\(c \ge 2\varepsilon\)。PGM 论文 Theorem 1 据此给出：空间 \(\Theta(m)\)，查询时间 \(O(\log m + \log \varepsilon)\)，外存模型下 \(O(\log_c m \cdot \log(\varepsilon/B))\) 次 I/O。

库里的一个段是 16 字节（#pragma pack 的 64 位首键、float 斜率、uint32_t 截距）。本文的实现用 double 斜率和 64 位截距，每段 24 字节，第五节的索引大小按 24 字节计。

RadixSpline（Kipf 等，aiDM@SIGMOD 2020，作者包括 Neumann）换了一种模型：不是互不相连的线段，而是一条连续的线性样条。构建时用 GreedySplineCorridor 在排好序的数据上一遍扫描，选出一组样条节点（knot），保证在相邻两个节点之间线性插值的误差不超过 \(e\)。节点本身再用一张基数表（radix table）索引：取键去掉公共前缀后的前 \(r\) 位作为下标，表项给出候选节点的范围，在这个范围里找到夹住 \(k\) 的两个节点，插值得到位置，最后在 \(\pm e\) 的窗口内搜索。

它只有两个超参数：样条误差 \(e\) 和基数位数 \(r\)，论文强调两者对大小和延迟的影响直观可靠，实现约一百行 C++。代价也写在论文里：数据严重倾斜时，大部分键挤在少数几个基数前缀下，基数表基本失效，需要退化为树状的基数结构或单独处理离群值。本文的实验没有实现 RadixSpline，它与 PGM、RMI 的横向比较见第七节引用的 SOSD 结果。

reproduce/li_bench.cpp 在同一个排好序的 uint64_t 数组上实现四种结构，全部只读、单线程：

四个合成数据集各生成 \(10^7\) 个 64 位键（mt19937_64，排序去重后略少于 \(10^7\)）：uniform 在 \([0, 2^{50})\) 上均匀；normal 取 \(\mathcal{N}(2^{49}, 2^{44})\)；lognormal 仿照 Kraska 论文取 \(\mu=0\)、\(\sigma=2\) 再乘以 \(10^9\)；clustered 由 1000 个高斯簇组成，簇心在 \([2^{40}, 2^{60})\) 上均匀，标准差在 \(2^{20}\) 到 \(2^{36}\) 之间按指数均匀选取。每个数据集随机抽 \(10^6\) 个已存在的键做查询。

每次查询统计两个与机器无关的量：键比较次数（包括上层结构里的比较）和访问的不同 64 字节缓存行数（包括模型参数所在的行）。计时是次要指标：同一组查询连续跑 3 遍取中位数，查询之间没有数据依赖，CPU 可以重叠相邻查询，所以测的是吞吐意义上的平均耗时，不是单次延迟。索引大小只算索引本身，不含数据数组：B+tree 按每个内层键 8 字节，PGM 按每段 24 字节，RMI 按每叶 24 字节加根模型 16 字节。

正确性检查：./li_bench test 在四个数据集、\(n \in \{1, 2, 3, 10, 10^3, 10^5, 10^6\}\) 上，对存在和不存在的键逐一与 std::lower_bound 比对，并逐点验证每个 PLA 段的误差不超过 \(\varepsilon\)；这组测试也在 AddressSanitizer 与 UndefinedBehaviorSanitizer 下跑过。

环境：Intel Core i9-12900K（L3 30 MiB），31 GB 内存，WSL2（Linux 6.6.87.2），g++ 16.1.1 -O2，计时绑定在 CPU 4 上；Python 3.14.5、matplotlib 3.11.2 作图。复现：

cd reproduce
sh run.sh 4          # build, test, write results/*.txt, redraw the four SVGs
# optional: cross-check OptPLA against the PGM-index library
git clone https://github.com/gvinciguerra/PGM-index && git -C PGM-index checkout c6fcf3d
g++ -std=c++17 -O2 -I PGM-index/include -o pla_crosscheck pla_crosscheck.cpp && ./pla_crosscheck

四个数据集的 CDF 见第一节的图。

几点观察：

从 results/bench.txt 中挑出的配置如下，比较次数与缓存行为每次查找的平均值：

B+tree 的页大小只改变缓存行，不改变比较次数。 四种页大小的比较次数都在 23.3 到 23.9 之间，与二分查找相同，正是第一节 \(\log_B n \cdot \log_2 B = \log_2 n\) 的结果；变化的是缓存行，\(B = 16\) 时从二分的 20.2 行降到 9.6 行，耗时从约 270 ns 降到 182 ns。所以”学习索引 vs B+tree”的比较，实质是在比谁用更少的字节换来更少的缓存未命中和更少的比较。

PGM 在比较次数上稳定地比 B+tree 少，大小取决于数据。 uniform 上一个 24 字节的段就把比较次数压到 \(\log_2(2\varepsilon + 2) \approx 12\)；其他三个数据集需要 13 到 19 次比较，clustered 上达到同样比较次数要多花一个数量级的空间（\(\varepsilon = 2048\) 时 25 KB，uniform 只要 24 B）。窗口有硬上界，所有配置的比较次数和缓存行都少于二分查找；但耗时不一定：clustered 上 \(\varepsilon = 2048\) 时 PGM 要 304 ns，比二分的 261 ns 还慢，尽管它的比较少 4.5 次、缓存行少 6 行。本文没有用硬件计数器定位原因，只能说明比较次数与缓存行数不能直接换算成耗时。

RMI 的上限最高，下限也最低。 uniform 上 \(2^{18}\) 个叶子只需 3.1 次比较、48 ns，是全表最快；但 lognormal 上 \(2^{10}\) 个叶子时平均 16.5 次比较、385 ns，比二分查找还慢，因为线性根模型把大部分键分给了少数叶子，最大窗口达到 997,632 个位置。clustered 上它对 \(M\) 完全不敏感：簇宽（标准差不超过 \(2^{36}\)）远小于键域（\(2^{60}\)），线性根模型几乎总把一整个簇交给同一个叶子，叶子数再多也只是增加空叶子，最大窗口始终在 3.2 万到 3.7 万之间。这就是第三节说的”误差事先没有上界”，也是 CDFShop 和 Maltry 的工作要解决的调参问题；换成三次样条根模型或非线性根模型会改善，但本文没有实现。

只读结构里，模型只需拟合一次。插入一个键会让它之后所有键的 rank 加一，严格说整条 CDF 都变了。各家的办法可以归为三类：在数组里预留空隙、把新键放进缓冲区、或者干脆让模型决定位置。

FITing-Tree 给了两种策略（论文第 5 节）。原地插入把误差 \(\varepsilon\) 拆成分段误差 \(e\) 和插入预算 \(\delta\)，\(\varepsilon = e + \delta\)；每页大小为 \(|s| + 2\delta\)，数据放在中间、两端留空，新键插入时整体向较近的一端移动，空位用完就重新分段。增量插入给每段配一个固定大小、保持有序的缓冲区，查找时同时搜数据和缓冲区，缓冲区满了就与段合并并重新分段，缓冲区大小同样要计入误差参数。

PGM-index 对追加写（时间序列）做到了 \(O(1)\) 均摊：新键若能被最后一段在 \(\varepsilon\) 内覆盖就结束，否则开新段并递归到上一层。对任意位置的插入，它套用动态化静态结构的经典技巧——对数方法（logarithmic method）：维护一组大小为 \(2^0, 2^1, \ldots, 2^b\) 的静态 PGM，插入时找到第一个空的集合 \(S_i\)，把 \(S_0, \ldots, S_{i-1}\) 与新键归并后重建为 \(S_i\)；每个键至多参与 \(O(\log n)\) 次归并，插入均摊 \(O(\log n)\)。删除用墓碑。代价是查询要查 \(O(\log n)\) 个结构——这与 LSM-tree 的思路相同，参见 B+tree 与 LSM-tree。

ALEX（Ding 等，SIGMOD 2020）让模型直接决定键在数组里的位置。每个数据节点是一个带空隙的数组（gapped array）：构建时用模型把键放到预测位置上，冲突的键顺延，于是键大多正好落在模型预测处。空隙里存它右侧最近那个键的副本，这样数组仍然有序、可以直接做指数搜索，另用一张位图标出哪些槽是空隙。

插入时先用模型预测位置；若该位置能保持有序且是空隙就直接放入，否则把键向最近的空隙方向平移一格。最后一公里用指数搜索而不是二分：从预测位置向外倍增步长，代价是 \(O(\log e)\)，\(e\) 为实际误差，而不需要事先存误差上界。若下一次插入会让节点的键密度超过上界 \(d_u\)，节点即视为满，按代价模型选择扩容重训或分裂；默认 \(d_l = 0.6\)、\(d_u = 0.8\)，使平均空间利用率约为 0.7，与 B+Tree 相近。内部节点也是线性模型加指针数组，形状由代价模型自适应决定，不是固定的两层。

论文在 Intel Core i9-9900K、64 GB 内存上测得：与 B+Tree 相比吞吐最高 4.1 倍、索引最多小 2000 倍；与只读的学习索引相比吞吐最高 2.2 倍、索引最多小 15 倍。ALEX 的最后一公里代价没有硬上界，数据分布不利时指数搜索的距离会变长。

LIPP（Wu 等，PVLDB 14(8)，2021）更进一步：每个节点的槽位有三种状态——空（NULL）、存一个键（DATA）、指向子节点（NODE）。查找时用模型算出槽位，是 DATA 就比较一次，是 NODE 就进入子节点，重复下去，完全没有最后一公里搜索。插入时若预测槽已被占用，就在该槽创建一个子节点，把两个键都放进去，所以冲突变成了树的深度，而不是一条链。

深度要受控才行。LIPP 用 FMCD（fastest minimum conflict degree）算法为每个节点选线性模型，使落在同一槽的键数（冲突度）最小；节点里冲突过多或层数失衡时，调整策略会重建子树。论文 Theorem 5.1 与 5.2 证明树高至多 \(O(\log N)\)；实验在 4.0 GHz 的 Intel Core i7（4 核 8 线程）、32 GB 内存上单线程运行，报告比当时最好的方法最高快 4 倍。它的代价是空槽多、节点大，以及查找路径随插入变深。

最早的反驳来自 Thomas Neumann 2017 年 12 月 23 日的博客 “The Case for B-Tree Index Structures”。他的论点是：B+tree 的内层本来就是 CDF 的一种近似，把相邻分隔键之间的位置做线性插值，就是一条样条；再把页大小调到与 RMI 相同的字节数来比较。在 Kraska 论文的 Maps 与 Lognormal 数据上，他报告的平均误差如下（B-tree 按整个数据集平均，RMI 的数字取自原论文）：

在 Lognormal 上，他的原型（i7-5820K @ 3.30 GHz，以乱序查找全部元素）用 0.15 MB 的 B-tree 测得 156 ns，而论文报告的 10 万叶 RMI 是 152 ns。Neumann 自己强调这是”苹果和橘子”的比较：硬件不同，原论文代码也未公开。Kraska 在评论中回应：他们早期试过这种插值 B-tree，速度大约是最好的学习索引的一半；论文里的记录带有 payload，这也会影响耗时。这次交锋没有结论，但确立了之后所有评测的基本要求：同一台机器、同一份数据、对手也要调参。

Marcus 等人的 “Benchmarking Learned Indexes”（PVLDB 14(1)，2020）就是按这个要求做的，作者同时包括 Neumann 与 Kraska。平台是 Xeon Gold 6230、256 GB 内存，数据是 amzn、face、osm、wiki 四个真实数据集，各 2 亿个 64 位键。它的 Table 2 在 32 位 amzn 键上列出了各结构的最佳配置：

结论是：在只读、内存中、稠密有序数组这一场景下，学习索引在大小与延迟的帕累托前沿上占优；但哈希表在点查上仍更快，代价是大得多的内存，而且不支持范围查询（参见 Cuckoo Hashing）。论文还发现一个容易被忽略的效应（4.4.2 节、Figure 15）：在两次查找之间插入内存屏障后，RMI 与 RadixSpline 慢了约 50%，而 B-tree、FAST、PGM 几乎不受影响——学习索引的一部分优势来自 CPU 能把相邻查找的模型计算与内存访问重叠起来。第五节的计时方式恰好有利于这一点，这也是本文只把耗时当作相对参考的原因之一。

Wongkham 等人（PVLDB 15(11)，2022）把问题推到读写混合、并发的场景，在 4 路 24 核 Xeon Platinum 8268、768 GB 内存上比较 ALEX、LIPP、PGM 等学习索引与 STX B+-tree、ART、HOT、Masstree、Wormhole 等传统结构。他们用第五节提到的全局/局部难度把数据集铺成一个平面，结论有好有坏：

他们还指出，常用的 fb 数据集是上采样得到的，osm 本质上也不是一维数据，提醒读者在这两个数据集上得出的结论不宜直接推广。

RMI 的构建和调参成本在 SOSD 里已经是主要缺点，CDFShop 与 Maltry、Dittrich 的工作把配置空间系统化了（第三节）。PGM 与 RadixSpline 一遍扫描、参数少，这是它们在工程上更容易被采用的原因。

几个容易踩的坑：

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2026-04-25 · database

从 Kraska 2018 RMI 到 ALEX、PGM-Index、RadixSpline，系统梳理学习型索引的数学骨架、更新代价与落地边界，并给出一个最小 RMI 的 Python 实现

2026-04-18 · algorithms / database

从 Bayer-McCreight 1972 推导树高与分裂摊还代价，用计数模拟器和 bbolt v1.5.0 实测：随机插入页填充约 69%，按键序插入由分裂点决定是 50% 还是近 100%；再对照 bbolt、PostgreSQL、SQLite 源码看删除、写时复制与 B-link 并发。

2026-04-29 · algorithms / database

拆解 leveling、tiering、lazy leveling 的代价模型，对照 RocksDB 9.7.4 的 leveled、universal、FIFO 源码，用计数模拟器实测 22 种配置的写、读、空间放大，并验证 Monkey 给小层更多 filter 位。

2026-04-30 · algorithms / database

按 Wu 等人（VLDB 2017）的设计维度对照 PostgreSQL 17、InnoDB 8.4、Oracle、SQL Server、Hekaton 与 TiKV 的 MVCC；用模拟器验证三种可见性写法等价、测量 SSI 误杀，并在 PostgreSQL 上复现写偏斜。