1. HAProxy和ebtree簡介
HAProxy是法國人Willy Tarreau個人開發的一個開源軟件，目標是應對客戶端10000以上的同時連接，為後端應用服務器、數據庫服務器提供高性能的負載均衡服務。
在底層數據結構方面，舊版本HAProxy曾經使用過紅黑樹，用於任務調度、負載均衡等方面。但是Willy Tarreau認為，在事件響應非常頻繁的情況下，任務插入、刪除的頻率非常高，這時候使用紅黑樹存在性能瓶頸，尤其不能接受紅黑樹刪除節點的時間復雜度為O(log n)。因此，他發明了一種新的數據結構，叫做彈性二叉樹（elastic binary tree），簡稱ebtree。
目前新版本的HAProxy（本文編寫時最新版本為1.4.23）已使用ebtree，而除了HAProxy之外，還沒有其它著名的開源軟件使用ebtree。可以這麼說，HAProxy最有特色的地方就是ebtree，ebtree名符其實是HAProxy的獨門武器。
ebtree是不平衡的二叉搜索樹（BST），而紅黑樹、AVL樹等都是平衡的BST。傳統的BST最怕的就是退化成線性搜索，因此，紅黑樹等BST插入、刪除時都需要對樹進行平衡化，而平衡化是一個從葉子節點開始，向根節點方向遞歸向上的過程，時間復雜度是O(log n)。
有鑒於此，ebtree為了實現刪除節點時O(1)的時間復雜度，必然放棄保持樹的平衡，為了拒絕由此而來的副作用——退化成線性搜索（或者更准確地說，退化成不受限制的線性搜索），不可避免地引入了一些新的成員和新的思路，且待我慢慢道來。
2. ebtree節點的組成
一個ebtree的節點（以下簡稱ebnode）分為node部分和leaf部分（Willy Tarreau是這樣描述的，但我覺得稱為樹干部分和葉子部分更合適一些，以下就按我的理解來敘述）。樹干負責關聯其它ebnode，由父指針（node_p）和分支（Willy Tarreau稱之為root，包括左分支L和右分支R），以及一個控制樹的高度的特殊成員（bit）組成，葉子負責攜帶數據（data，一般是數據的鍵值，所以下文都稱為key），另外包含一個指向上層的指針（leaf_p）。
一棵ebtree只有一個根節點（root），包含兩個左右分支的指針（L、R）。所有的ebnode總是掛在根節點的左分支下面，根節點的右分支總是為空。在ebtree的遍歷過程中，判斷當前節點是否根節點就是判斷其右指針是否為空。
3. 各個指針的附加屬性
在32位平台中，一個指針占用4個字節，例如，地址值0xaabbcc00的下一個地址值是0xaabbcc04，再下一個是0xaabbcc08，也就是說，指針的值的最後兩個比特不能表示一個合法地址。因此，Willy Tarreau充分利用這一點，來保存上述幾個指針的特殊屬性。這是一個很重要的優化，每個ebnode可以節省幾個成員，整個ebtree就節省大量存儲空間。
1) L和R既可以指向其它ebnode的樹干，也可以指向其它ebnode的葉子，還可以指向自己的葉子。在ebtree的遍歷過程中，對樹干和葉子有不同的處理邏輯，L和R有必要知道自己所指向的是樹干還是葉子。
2) 可以知道node_p和leaf_p究竟掛在其它ebnode的左分支下面，還是掛在其右分支下面。
3) 根節點右分支不掛任何樹干和葉子，可以把它也利用上，指示該ebtree是否允許重復鍵值。
熟悉紅黑樹的讀者都知道，紅黑樹也有同樣的優化方法，表示紅黑樹節點顏色的屬性並不占用內存空間。
4. bit的定義
引入bit就是為了限制樹的高度，避免極端不平衡。在一棵不允許重復鍵值的ebtree中，key是32位的情況下，bit的取值范圍是從0到31，此時，它的定義是：子樹所有的鍵中，第一個不同的二進制位的位置。允許重復鍵值的ebtree稍後再詳細介紹。
例如，下圖的右下角子樹中只有兩個鍵，左邊葉子節點的鍵值為300，右邊葉子節點的鍵值為400，300的二進制是100101100，400的二進制是110010000，從右邊數起第7位起（注意，程序員都是從0開始數數的），300和400左邊的位都相同，所以，bit等於7。
這時候，讀者可能會問，這樣定義bit為什麼能夠限制樹的高度呢？不用著急，馬上隆重介紹bit的兩個重要意義！
5. bit的第一個重要意義
這裡只討論鍵值大於等於零的情況，事實上，ebtree可以支持鍵值為負數，不過，我還沒有仔細研究過這種情況，應該是對符號位進行某些轉換處理。
bit的第一個重要意義：同一個ebnode中的bit和key，聯合決定該ebnode屬下的子樹內，所有key的取值范圍。
先看下圖掛在根節點下面，key = 300的那個ebnode，bit = 8，300的二進制為100101100，從右邊數起第8位是最高位那個1，參考bit的定義，也就是說，該子樹所有的鍵，第8位左邊都是0，所以，它們的取值范圍是從0到511（二進制111111111）。
再看最下面那個ebnode，bit = 5，250的二進制為11111010，從右邊數起第5位是第三個1，再對照bit的定義，該子樹的鍵，第5位左邊都是11，所以，它們的取值范圍是從192（二進制11000000）到255（二進制11111111）。
同理，最右邊那個ebnode，bit = 7，key = 400，取值范圍是256-511。
6. bit的第二個重要意義和查找過程
bit的第二個重要意義：如果要查找的數據x在該子樹的取值范圍內，bit可以指示其可能會在左分支下面還是右分支下面。
ebtree的具體查找過程是，遍歷到某個ebnode時，如果key = x，返回查找結果；如果x已經超出bit規定的取值范圍，返回查找失敗；否則，取x的第bit位，如果bit = 0，那麼從該ebnode的左分支查找，反之，從右分支查找；如果已到達葉子還是沒有匹配，返回查找失敗。
還是上一節那個圖，假如要找的鍵x = 249，二進制為11111001，從根節點左分支開始查找，bit = 8，右邊數起第8位為0，於是從它的左分支繼續查找，bit = 5，249右邊數起第5位為1，於是從它的右分支繼續查找，此時已到達葉子，且250 != 249，本次查找失敗。
假如要找的鍵x = 300，因為就在查找路徑的節點上，直接返回結果。
假如要找的鍵x = 600，已經超出該子樹中bit規定的取值范圍，返回查找失敗。
7. 插入不可重復的鍵值
首先，要介紹的是空樹的情況。由前面的敘述可以得知，一棵ebtree為空樹當且僅當它的根節點的左分支為空。所以，此時插入的ebnode就直接掛在根節點的左分支下面，由於新插入的ebnode不存在左右分支，也沒有父節點（上層ebnode），顯然也不需要bit來控制樹的高度，因此，該ebnode的樹干都沒有使用。
其次，介紹ebtree只有一個ebnode時，再插入一個ebnode的情況。此時，新的ebnode必定插入在根節點與舊的ebnode之間，如果新的鍵值大於原來的鍵值，舊的ebnode掛在新的ebnode的左分支下面，新的ebnode的葉子掛在自己的右分支下面，再計算bit；反之，則左右相反，再計算bit。
下圖的例子，是已有key = 200，再插入key = 300的情形。讀者可以根據上面的描述畫出已有key = 200，再插入key = 100的情形。
然後，就可以介紹在ebtree中插入新的ebnode的五種基本情形。在這裡，都以上圖為初始狀態。任何具有更多ebnode的情形，都可以通過對ebtree的遍歷，遞推到其中一種情形。
1) 新的鍵值可以插入子樹中，而且小於子樹中的最小鍵值。
假如新插入ebnode的key為100，根據bit的第二個重要意義，100應該在該子樹的左分支下面，而且，100小於200，於是，該ebnode插入在原圖的左分支上，自己的左分支指向自己的葉子，自己的右分支指向原來子樹的左分支。如下圖所示。
鍵值范圍[0, 200)都屬於這種情形。
2) 新的鍵值可以插入子樹中，該鍵值在確定要插入的兩個ebnode的鍵值之間，且應該在該子樹的左分支下面。
假如新插入ebnode的key為225，根據bit的第二個重要意義，225應該在該子樹的左分支下面，而且，225大於200，於是，該ebnode插入在原圖的左分支上，自己的左分支指向原來子樹的左分支，自己的右分支指向自己的葉子。如下圖所示。
鍵值范圍(200, 255]都屬於這種情形。
3) 新的鍵值可以插入子樹中，該鍵值在確定要插入的兩個ebnode的鍵值之間，且應該在該子樹的右分支下面。
假如新插入ebnode的key為275，根據bit的第二個重要意義，275應該在該子樹的右分支下面，而且，275小於300，於是，該ebnode插入在原圖的右分支上，自己的左分支指向自己的葉子，自己的右分支指向原來子樹的右分支。如下圖所示。
鍵值范圍(255, 300)都屬於這種情形。
4) 新的鍵值可以插入子樹中，而且大於子樹中的最大鍵值。
假如新插入ebnode的key為400，根據bit的第二個重要意義，400應該在該子樹的右分支下面，而且，400大於300，於是，該ebnode插入在原圖的右分支上，自己的左分支指向原來子樹的右分支，自己的右分支指向自己的葉子。如下圖所示。
鍵值范圍(300, 511]都屬於這種情形。
5) 新的鍵值不可以插入子樹中。
假如新插入ebnode的key為600，根據bit的第一個重要意義，600不可插入到子樹中，於是，該ebnode插入在原圖的子樹之上，自己的左分支指向原來的子樹，自己的右分支指向自己的葉子。如下圖所示。
鍵值范圍(511, +∞)都屬於這種情形。
8. bit的第三個重要意義和插入重復的鍵值
ebtree是專門為任務調度而生的，同樣的優先級，必須保證能夠按照任務觸發的次序來進行訪問。所以，ebtree支持存儲重復的鍵值，這一點並不是所有的BST都支持，可以說是ebtree的優點。而且，解決鍵值沖突不會退化成鏈表。
bit的第三個重要意義：bit為負值表示該子樹下所有的鍵都是重復的，而且，該值表示重復子樹的層次。當然，必須要在根節點右指針允許的情況下。
插入第一個重復鍵值，例如300（ebnode底紋為點點），可以參考上一節的第二種和第四種基本情形，不同的是，bit為-1。
如果再插入一個重復鍵值300（ebnode底紋為方格），應該在重復鍵值子樹上插入，而且是向上生長。
上圖已經有四個ebnode，信息量較大，為了後續敘述方便，把它簡化，去掉幾個指針域，保留bit和key，得到下圖。
再插入一個300（ebnode底紋為斜方格），得到下面的ebtree。
再插入兩個300（ebnode底紋分別為左斜線和右斜線），得到下面的ebtree。
讀者可以思考一下，如果再來一個、兩個、三個300，應該在哪裡插入？如果插入不同於300的其它鍵值，應該在哪裡插入？
從上面幾張圖，大家可以看到，一個ebnode的樹干和葉子會隨著樹的增長而拉長到不同的層次上，好像很有彈性的樣子，這就是彈性二叉樹名字的由來。
9. 刪除節點
刪除一個ebnode，概括起來比較簡單，就是把要刪除的葉子和該葉子的父親（樹干部分）刪除，然後把兄弟掛到祖父下面。因為不需要對樹進行平衡化，不需要訪問其它ebnode，效率很高。
具體操作，分為兩種情況：
1）被刪除的葉子直連自己的樹干，可直接刪除該ebnode，然後對它的兄弟重新指派原來的祖父為父親。
2）被刪除的葉子不是直連自己的樹干，以該葉子的父親（其它ebnode的樹干）替換該ebnode的樹干，然後刪除該ebnode，再把它的兄弟重新指派原來的祖父為父親。
10. 總結
沒有最好的數據結構，只有最合適的數據結構。ebtree有它的優點：
1）支持存儲重復的鍵值，而且，在此情況下，也不會退化成線性操作。
2）刪除節點時，不需要對樹進行平衡化。
3）插入鍵值時，很可能不需要深入到樹的葉子，當然，很多BST都這樣。
4）查詢鍵值時，可以預知子樹的取值范圍，從而可以選擇訪問還是不訪問該子樹。
缺點也很明顯：
1）邏輯比較復雜，熟悉的人不多（希望讀者看完本文之後都有茅塞頓開的感覺）。
2）ebnode占用空間比較多，如果把bit也算一個指針，相當於花了5個指針才攜帶1個數據。
3）鍵值嚴重依賴於可以進行位運算的數據類型。
總而言之，ebtree適合有高頻率插入、刪除操作（例如50萬次/秒）的使用場合，不適合查詢較多、插入、刪除較少的場合，非常不適合用於緩存。
