Bloom Filter概念和原理

 设想以下的一个问题：有一个keyword的集合，我们需要快速判定某个keyword是否包含在其中。最简单的方法是遍历，但是效率很差。我们马上想到了hash的方法，因为在Oracle内部，hash无处不在。比如在cache buffer中找到某个block，在shared pool中找到某个SQL等等。我们可以把keyword的集合build成一个hash table，然后根据keyword计算hash值，通过是否落在相应的hash bucket中，这样就可以实现快速查找的目的。这个方法不错，但是当keyword过多时，hash table会占用大量内存，效率也会随之下降。

今天公司的架构师介绍了一个新的方法给我：Bloom Filter。它是一种基于随机数(或Hash)的数据结构，它支持对成员使用较少空间来存储，却能得到较高效率的查询。换句话说：在Bloom Filter 可以用于检索一个元素是否在一个集合中。其原理如下：

建立一个容量为500万的Bit Array结构（Bit Array的大小和keyword的数量决定了误判的几率），将集合中的每个keyword通过32个hash函数分别计算出32个数字，然后对这32个数字分别用500万取模，然后将Bit Array中对应的位置为1，我们将其称为特征值。简单的说就是将每个keyword对应到Bit Array中的32个位置上，见下图：

                                                     
 
当需要快速查找某个keyword时，只要将其通过同样的32个hash函数运算，然后映射到Bit Array中的对应位，如果Bit Array中的对应位全部是1，那么说明该keyword匹配成功。

Bloom filter 是一个集合的有损编码，所以它不是一种“保险”的方案，存在一定的误判率。

有人问：这个对DBA有什么用？虽然我们不直接开发应用，但是开阔视野和思路对我们同样重要。难道我们碰到这种问题就只能用like或者in去解决吗？

–EOF–

后记：要深入了解Oracle，hash的原理和实现是必须要掌握的。有一次面试一个技术专家，高精尖的技术谈得头头是道，但是连hash的基本原理都说不清楚。对于一个技术专家来说，不能只懂“高精尖”，没有基础的知识，任何“高精尖”都只是空中楼阁，对于DBA，尤其如此。

 

 

 

Bloom Filter是一种空间效率很高的随机数据结构，它利用位数组很简洁地表示一个集合，并能判断一个元素是否属于这个集合。Bloom Filter的这种高效是有一定代价的：在判断一个元素是否属于某个集合时，有可能会把不属于这个集合的元素误认为属于这个集合（false positive）。因此，Bloom Filter不适合那些“零错误”的应用场合。而在能容忍低错误率的应用场合下，Bloom Filter通过极少的错误换取了存储空间的极大节省。

集合表示和元素查询
下面我们具体来看Bloom Filter是如何用位数组表示集合的。初始状态时，Bloom Filter是一个包含m位的位数组，每一位都置为0。

 

           
                                         
  
为了表达S={x1, x2,…,xn}这样一个n个元素的集合，Bloom Filter使用k个相互独立的哈希函数（Hash Function），它们分别将集合中的每个元素映射到{1,…,m}的范围中。对任意一个元素x，第i个哈希函数映射的位置hi(x)就会被置为1（1≤i≤k）。注意，如果一个位置多次被置为1，那么只有第一次会起作用，后面几次将没有任何效果。在下图中，k=3，且有两个哈希函数选中同一个位置（从左边数第五位）。   

 

 

                                               
 
在判断y是否属于这个集合时，我们对y应用k次哈希函数，如果所有hi(y)的位置都是1（1≤i≤k），那么我们就认为y是集合中的元素，否则就认为y不是集合中的元素。下图中y1就不是集合中的元素。y2或者属于这个集合，或者刚好是一个false positive。

                                                
          

错误率估计
前面我们已经提到了，Bloom Filter在判断一个元素是否属于它表示的集合时会有一定的错误率（false positive rate），下面我们就来估计错误率的大小。在估计之前为了简化模型，我们假设kn<m且各个哈希函数是完全随机的。当集合S={x1, x2,…,xn}的所有元素都被k个哈希函数映射到m位的位数组中时，这个位数组中某一位还是0的概率是：

 

                                                      
 
其中1/m表示任意一个哈希函数选中这一位的概率（前提是哈希函数是完全随机的），(1-1/m)表示哈希一次没有选中这一位的概率。要把S完全映射到位数组中，需要做kn次哈希。某一位还是0意味着kn次哈希都没有选中它，因此这个概率就是（1-1/m）的kn次方。令p = e-kn/m是为了简化运算，这里用到了计算e时常用的近似：

 

 
                                                    
 

令ρ为位数组中0的比例，则ρ的数学期望E(ρ)= p’。在ρ已知的情况下，要求的错误率（false positive rate）为：

 
                                                     
 

(1-ρ)为位数组中1的比例，(1-ρ)k就表示k次哈希都刚好选中1的区域，即false positive rate。上式中第二步近似在前面已经提到了，现在来看第一步近似。p’只是ρ的数学期望，在实际中ρ的值有可能偏离它的数学期望值。M. Mitzenmacher已经证明[2] ，位数组中0的比例非常集中地分布在它的数学期望值的附近。因此，第一步的近似得以成立。分别将p和p’代入上式中，得：

   

 

   
                                                        
 

 

 

相比p’和f’，使用p和f通常在分析中更为方便。

最优的哈希函数个数
既然Bloom Filter要靠多个哈希函数将集合映射到位数组中，那么应该选择几个哈希函数才能使元素查询时的错误率降到最低呢？这里有两个互斥的理由：如果哈希函数的个数多，那么在对一个不属于集合的元素进行查询时得到0的概率就大；但另一方面，如果哈希函数的个数少，那么位数组中的0就多。为了得到最优的哈希函数个数，我们需要根据上一小节中的错误率公式进行计算。

 

先用p和f进行计算。注意到f = exp(k ln(1 − e−kn/m))，我们令g = k ln(1 − e−kn/m)，只要让g取到最小，f自然也取到最小。由于p = e-kn/m，我们可以将g写成

                                                      
                                                             
 

                                                  
根据对称性法则可以很容易看出当p = 1/2，也就是k = ln2· (m/n)时，g取得最小值。在这种情况下，最小错误率f等于(1/2)k ≈ (0.6185)m/n。另外，注意到p是位数组中某一位仍是0的概率，所以p = 1/2对应着位数组中0和1各一半。换句话说，要想保持错误率低，最好让位数组有一半还空着。

 

需要强调的一点是，p = 1/2时错误率最小这个结果并不依赖于近似值p和f。同样对于f’ = exp(k ln(1 − (1 − 1/m)kn))，g’ = k ln(1 − (1 − 1/m)kn)，p’ = (1 − 1/m)kn，我们可以将g’写成

 

                                                
 
同样根据对称性法则可以得到当p’ = 1/2时，g’取得最小值。

位数组的大小
下面我们来看看，在不超过一定错误率的情况下，Bloom Filter至少需要多少位才能表示全集中任意n个元素的集合。假设全集中共有u个元素，允许的最大错误率为є，下面我们来求位数组的位数m。

 

假设X为全集中任取n个元素的集合，F(X)是表示X的位数组。那么对于集合X中任意一个元素x，在s = F(X)中查询x都能得到肯定的结果，即s能够接受x。显然，由于Bloom Filter引入了错误，s能够接受的不仅仅是X中的元素，它还能够є (u - n)个false positive。因此，对于一个确定的位数组来说，它能够接受总共n + є (u - n)个元素。在n + є (u - n)个元素中，s真正表示的只有其中n个，所以一个确定的位数组可以表示

 
                                                            
     

个集合。m位的位数组共有2m个不同的组合，进而可以推出，m位的位数组可以表示

   

 
                                                            
 

个集合。全集中n个元素的集合总共有

   

 
                                                                       
 

个，因此要让m位的位数组能够表示所有n个元素的集合，必须有

   

       
                                                         
 

即：

   

 
                              
 

上式中的近似前提是n和єu相比很小，这也是实际情况中常常发生的。根据上式，我们得出结论：在错误率不大于є的情况下，m至少要等于n log2(1/є)才能表示任意n个元素的集合。

 

 

上一小节中我们曾算出当k = ln2· (m/n)时错误率f最小，这时f = (1/2)k = (1/2)mln2 / n。现在令f≤є，可以推出

 

                                                   
 
这个结果比前面我们算得的下界n log2(1/є)大了log2 e ≈ 1.44倍。这说明在哈希函数的个数取到最优时，要让错误率不超过є，m至少需要取到最小值的1.44倍。

总结
在计算机科学中，我们常常会碰到时间换空间或者空间换时间的情况，即为了达到某一个方面的最优而牺牲另一个方面。Bloom Filter在时间空间这两个因素之外又引入了另一个因素：错误率。在使用Bloom Filter判断一个元素是否属于某个集合时，会有一定的错误率。也就是说，有可能把不属于这个集合的元素误认为属于这个集合（False Positive），但不会把属于这个集合的元素误认为不属于这个集合（False Negative）。在增加了错误率这个因素之后，Bloom Filter通过允许少量的错误来节省大量的存储空间。

 

自从Burton Bloom在70年代提出Bloom Filter之后，Bloom Filter就被广泛用于拼写检查和数据库系统中。近一二十年，伴随着网络的普及和发展，Bloom Filter在网络领域获得了新生，各种Bloom Filter变种和新的应用不断出现。可以预见，随着网络应用的不断深入，新的变种和应用将会继续出现，Bloom Filter必将获得更大的发展。

 

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