一、遍历
索引树的每个节点都是一个页面。
索引树有三种类型的节点：根节点、中间节点、叶子节点。
(1) 根节点与中间节点一样，只包含下一层节点的入口值与入口指针，它们称为索引节点；
(2) 叶子节点包含要遍历的数据，对聚集索引而言数据就是表中数据行，对非聚集索引数据是指索引列值和行书签。
索引的遍历总是从根节点开始，即先根遍历，分为两种：索引扫描和索引查找。
(1) 索引扫描，是指从索引树的根节点开始，对叶子节点逐个扫描，直至命中所有满足查找条件的数据；
(2) 索引查找，是指从索引树的根节点开始，按查找值在索引节点中根据路由信息跳转，直至叶子节点以命中数据。
B+树的深度通常小于等于3，计算如下：
以聚集索引为例，简单计算如下：10个INT列宽度总和为40B，假设聚集索引树每一层为二叉，共三层，即2^0+2^1+2^2=1*(1-2^3)/(1-2)=7个页面，4个叶子节点，每个页面8060K可存储8060000/40=201500行，乘以4=806000行，如果是三叉、四叉，那么三层可存储上千万至亿行的数据，当然在数据量达到这个等级时，通常我们会选择表分区，那么B树深度就更不会突破三层了。
所以索引查找的效率是很高的，在查询中应该努力构造索引查找，避免索引扫描。
二、插入
2.1、页空间充足
在已存在数据的表上，创建或重建索引时，可指定填充因子，即在索引树的每个节点上预留一定的空间，供表中后续增加的数据使用。但如果在创建表的时候就创建了索引，并指定了填充因子，这时的填充因子是无用的，数据库系统不会刻意去保留页面的空间。
索引页面有剩余空间的情况如下图：
图1
参考图1，此时向索引树中插入一条索引键值为31的记录，步骤如下：
（1）执行索引键值=31的查找操作，确定该新记录应该插入到叶子节点L2中。
（2）检查L2上是否有足够的空间来存放当前记录，这里假设有足够的空间；
（3）将记录45向后移动，插入索引键值为31的新记录。插入之后，10、30、31、45还是顺序的，如下图：
图2
2.2、页空间不足
参加图2，此时再插入一条索引键值为32的记录，步骤如下：
（1）执行索引键值=32的查找操作，确定该新记录应该插入到叶子节点L2中；
（2）检查L2上是否有足够的空间来存放当前记录，这时发现没有足够的页空间，此时需要进行页面分裂；
（3）向数据库系统申请一个新的页面L4，将L2的一半数据移到L4中，并重新链接叶子的左右节点，如下图：
图3
（4）此时，上层节点也需要生成一个新的叶子节点的指针。这里的上层节点即根节点，如果上层节点没有剩余空间的话，同样也需要进行分裂，这里有剩余空间，如下图：
图4
（5）因为当前记录的键值范围位于页分裂的后一半中，将索引键值为32的新记录插入到L4中，如果键值范围位于前一半，则插入到L2中。如果L4的空间不够存放键值为32的新记录，则L4会继续进行页分裂，这里假设空间足够，插入结束，如下图：
图5
三、删除
3.1、删除叶子节点中的记录
参考图5，删除索引键值为32的记录，步骤如下：
（1）执行索引键值=32的查找操作，确定该记录在L4中；
（2）将索引键值=32的记录标记为虚影，但并不立即释放空间，虚影记录可用于事务回滚、多版本等；
（3）如果此时L4上的虚影记录空间被申请使用，虚影记录就会被擦除；
（4）如果数据页面最后一条记录也被删除，数据页面会被回收；
3.2、删除非叶子节点中的记录
（1）索引节点中的指针被删除时并不是虚影记录，但同样也不释放空间，直到有新的指针插入时，才会进行空间压缩；
（2）堆表中数据行被删除后，页空间不会被回收，即使是空闲分页也还是标识为分配状态，无法被其他对象使用；
注：从理论上讲，在兄弟节点页面空闲空间都小于50%时，应该将兄弟节点合并，即分裂的逆操作，但这样可能带来的后果是更频繁的页面合并、分裂，成本更大，所以在数据库系统中通常不进行页面合并操作，除非rebuild/reorganize索引。
四、更新
4.1、覆盖更新
如果更新操作能够在页内进行原位键值替换，那么就进行覆盖更新。
4.2、非覆盖更新
无法进行覆盖更新时，更新操作被分解为删除和插入操作。
如果非覆盖更新过程中，新的记录比较长，则会在页面分裂的过程中会带来数据行的移动：
（1）聚集索引的移动对非聚集索引没有影响，因为非聚集索引中存储的是聚集索引的键值，分裂并不会改变键值；
（2）堆表中的数据页分裂，会在原记录处留下一个前转指针，以告诉非聚集索引去哪里找新的记录；
所以数据行的移动对非聚集索引都不会带来维护的成本，非聚集索引的维护成本来自书签的变化：
（1）聚集索引的键值发生变化或被删除；
（2）堆表中的数据行被删除。
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