B 树类
B 树就是可以修改类存储引擎比较典型的一个代表。它是目前的分布式数据库，乃至于一般数据库最常采用的数据结构。它是为了解决搜索树（BST）等结构在 HDD 磁盘上性能差而产生的，结构特点是高度很低，宽度很宽。检索的时候从上到下查找次数较少，甚至如 B+ 树那样，可以完全把非叶子节点加载到内存中，从而使查找最多只进行一次磁盘操作。
下面让我介绍几种典型的 B 树结构的存储引擎。
InnoDB
InnoDB 是目前 MySQL 的默认存储引擎，同时也是 MariaDB 10.2 之后的默认存储引擎。
根据上文的评估指标看，它的 B+ 树节点是可变的，且叶子节点保存的数据是经过排序的。同时由于数据的持续写入，在高度不变的情况下，这个 B+ 树一定会横向发展，从而使原有的一个节点分裂为多个节点。而 InnoDB 使用缓存的模式就是：为这种分裂预留一部分内存页面，用来容纳可能的节点分裂。
这种预留的空间其实就是一种浪费，是空间放大的一种表现。用 RUM 假设来解释，InnoDB 这种结构是牺牲了空间来获取对于读写的优化。
在事务层面，InnoDB 实现了完整的隔离级别，通过 MVCC 机制配合各种悲观锁机制来实现不同级别的隔离性。
WiredTiger
WiredTiger 是 MongoDB 默认的存储引擎。它解决了原有 MongoDB 必须将大部分数据放在内存中，当内存出现压力后，数据库性能急剧下降的问题。
它采用的是 B 树结构，而不是 InnoDB 的 B+ 树结构。这个原因主要是 MongoDB 是文档型数据库，采用内聚的形式存储数据（你可以理解为在关系型数据库上增加了扩展列）。故这种数据库很少进行 join 操作，不需要范围扫描且一次访问就可以获得全部数据。而 B 树每个层级上都有数据，虽然查询性能不稳定，但总体平均性能是要好于 B+ 树的。
故 WiredTiger 首先是可变数据结构，同时由于不进行顺序扫描操作，数据也不是排序的。那么它是如何运用缓存的呢？这个部分与 InnoDB 就有区别了。
在缓存中每个树节点上，都配合一个更新缓冲，是用跳表实现的。当进行插入和更新操作时，这些数据写入缓冲内，而不直接修改节点。这样做的好处是，跳表这种结构不需要预留额外的空间，且并发性能较好。在刷盘时，跳表内的数据和节点页面一起被合并到磁盘上。
由此可见，WiredTiger 牺牲了一定的查询性能来换取空间利用率和写入性能。因为查询的时候出来读取页面数据外，还要合并跳表内的数据后才能获取最新的数据。
BW-Tree
BW-Tree 是微软的 Azure Cosmos DB 背后的主要技术栈。它其实通过软件与硬件结合来实现高性能的类 B 树结构，硬件部分的优化使用 Llama 存储系统，有兴趣的话你可以自行搜索学习。我们重点关注数据结构方面的优化。
BW-Tree 为每个节点配置了一个页面 ID，而后该节点的所有操作被转换为如 LSM 树那样的顺序写过程，也就是写入和删除操作都是通过日志操作来完成的。采用这种结构很好地解决了 B 树的写放大和空间放大问题。同时由于存在多个小的日志，并发性也得到了改善。
刷盘时，从日志刷入磁盘，将随机写变为了顺序写，同样提高了刷盘效率。我们会发现，BW-Tree 也如 LSM 树一样存在读放大问题，即查询时需要将基础数据与日志数据进行合并。而且如果日志太长，会导致读取缓慢。而此时 Cosmos 采用了一种硬件的解决方案，它会感知同一个日志文件中需要进行合并的部分，将它们安排在同一个处理节点，从而加快日志的收敛过程。
以上就是典型的三种 B 树类的存储引擎，它们各具特色，对于同一个问题的优化方式也带给我们很多启发。
LSM 类
lsm是典型的不可变数据结构，使用缓存也是通过将随机写转为顺序写来实现的。
我们在说 LSM 树时介绍了它存储的数据是有顺序的，其实目前有两种无顺序的结构也越来越受到重视。
经典存储
经典的 LSM 实现有 LeveledDB，和在其基础之上发展出来的 RocksDB。它们的特点我们之前有介绍过，也就是使用缓存来将随机写转换为顺序写，而后生成排序且不可变的数据。它对写入和空间友好，但是牺牲了读取性能。
Bitcask
Bitcask 是分布式键值数据库 Riak 的一种存储引擎，它也是一种典型的无顺序存储结构。与前面介绍的典型 LSM 树有本质上的不同，它没有内存表结构，也就是它根本不进行缓存而是直接将数据写到数据文件之中。
可以看到，其写入是非常高效的，内存占用也很小。但是如何查询这种“堆”结构的数据呢？答案是在内存中有一个叫作 Keydir 的结构保存了指向数据最新版本的引用，旧数据依然在数据文件中，但是没有被 Keydir 引用，最终就会被垃圾收集器删除掉。Keydir 实际上是一个哈希表，在数据库启动时，从数据文件中构建出来。
这种查询很明显改善了 LSM 树的读放大问题，因为每条数据只有一个磁盘文件引用，且没有缓存数据，故只需要查询一个位置就可以将数据查询出来。但其缺陷同样明显：不支持范围查找，且启动时，如果数据量很大，启动时间会比较长。
此种结构优化了写入、空间以及对单条数据的查找，但牺牲了范围查找的功能。
WiscKey
那么有没有一种结构，既能利用无顺序带来的高速写入和空间利用率上的优点，又可以支持非常有用的范围查询呢？WiscKey 结构正是尝试解决这个问题的一个手段。
它的特点是将 Key 和 Value 分别放在两个文件中。Key 还是按照 LSM 树的形式，这样就保证了 Key 是有顺序的，可以进行范围扫描。同时使用 LSM 树，即不需要将所有的 Key 放到内存里，这样也解决了 Bitcask 加载慢的问题。
而 Value 部分称为 vLogs（value Logs），其中的数据是没有顺序的。这种结构适合更新和删除比较少的场景，因为范围扫描会使用随机读，如果更新删除很多，那么其冲突合并的效率很低。同时在合并操作的时候，需要扫描 Key 而后确定合并方案，这个在普通的 LSM 树中也是不存在的。
WiscKey 非常适合在 SSD 进行运行，因为读取 Value 需要进行随机读取。目前 dgraph.io 的 Badger 是该模式比较成熟的实现。
ps
- 引擎很多 不只是InnoDB