Bloom Filter原理

本文将介绍：

• Bloom Filter和它的变形与拓展
• Bloom Filter的使用场景
• Bloom Filter的详细数学分析
• D-left hashing
• D-left counting bloom filter

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提出问题

Google的爬虫每天需要抓取大量的网页。于是就有一个问题：每当爬虫分析出一个url的时候，是抓呢，还是不抓呢？如何知道这个url已经爬过了？这个问题，归纳抽象后可以定义为：给定一个集合S（注意，这里的集合是传统意义上的集合：元素彼此不同。本文不考虑multiset），给定一个元素e，需要判断e∈S是否成立。（学术界一般称为membership问题）

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分析问题

都有哪些方案可以解决这个问题？

一种简单的想法是把url存储在一个哈希表中，每次去表里look up下判断是否存在。假如每个url占用40B，那么10亿条url将占用大概30多GB的内存！Can this be more space efficient ?

解决问题

我们可不可以不存url本身？这样子所需空间就会大大减少了。于是我们想到一个很经典的做法：bitmap（位图）。将集合S中的url哈希到bitmap上，给定一个url，只需要将它hash，得到它在bitmap的下标，检查该位置是否为1即可。

这样做空间是省了，可是也产生了一个问题：由于冲突（碰撞），不是集合S中的元素也可能被哈希到值为1的位置上，导致误报。

给定一个元素e，如果实际上e∉S,而被判为 e∈S，那么我们称e是false positive（伪正例。顺便说一句，false positive等的分析在machine learning的classification任务里评价model时非常重要）。

如何降低false positive的概率呢？Bloom Filter的想法是使用多个独立的哈希函数。

Standard Bloom Filter

在传统的Bloom Filter中，我们有：

• 集合S：其大小为m。也就是说，集合中有m个不同元素。
• 可用内存B：B被当成位数组bitmap来使用，大小为n。（有n个bit）。
• 哈希函数：有k个独立的、均匀分布的哈希函数。

Bloom Filter的做法是：初始时，所有比特位都初始化为0。对于集合中的每个元素，利用k个哈希函数，对它哈希得到k个位置，将bitmap中的对应的k个位置置为1。

给定一个元素e，为了判断它是否是集合中的元素，也利用该k个函数得到k个位置，检查该k个位置是否都为1，如果是，认为e∈S，否则认为e∉S。

不难看出，如果e∈S，那么Bloom Filter肯定会正确判断出e∈S，但是它还是可能产生false positive。那么，如何分析false positive的概率呢？

false positive发生时，表示哈希该元素后得到的k个位置都为1。这个概率大概为：

P≈pk1
其中p1代表某位为1的概率，它等于：
p1=1−p0
对于p0，表示某个特定的比特位为0。什么时候该位才为0呢？也就是说m个元素各自经过k次哈希得到km个对象，没有一个对象定位到了该位置。某个对象定位到该位置的概率为1n，因此我们可以得到：
p0=(1−1n)mk

分析p0。在实际应用中，n一般很大，根据重要极限公式，我们有：

p0=(1−1n)mk=(1−1n)−nmk−n≈e−mkn
代入到最上面的那个式子，我们不难得到：
P≈(1−e−mkn)k

当k为何值时，P取得最小，false positive possibility最低呢？

令 f(k)=(1−e−mkn)k,则：
⇒ln(f(k)=kln(1−e−mkn)
⇒f′(k)f(k)=ln(1−e−mkn)+k∗11−e−mkn∗(−e−mkn)∗(−mn)
⇒f′(k)=f(k)ln(1−e−mkn)+f(k)∗k∗1f(k)∗(−e−mkn)∗(−mn)
⇒f′(k)=f(k)ln(1−e−mkn)+k∗(−e−mkn)∗(−mn)

看起来够复杂了，然而别怕！！！

令f′(k)=0， 我们有(注意到f(k)>0恒成立)：

ln(1−e−mkn)+k∗(−e−mkn)∗(−mn)=0
作代换，令λ=e−mkn,则 k=−nlnλm，代入上式，得到
(1−λ)ln(1−λ)=λlnλ
因此
λ=12， k=nmln2
也就是说，当n和m固定时，选择k=nmln2 附近的一个整数，将使false positive possibility最小。

工程实现时，我们需要k个哈希函数或者哈希函数值。如何构造和获得k个独立的哈希函数呢？这篇论文 提出，只需要两个独立的哈希函数hf1和hf2即可，也就是通过如下方式获得k个哈希函数值：

hash   value=hf1(key)+i∗hf2(key),其中i=0、1、2…k−1

Counting Bloom Filter

除了存在false positive这个问题之外，传统的Bloom Filter还有一个不足：无法支持删除操作（想想看，是不是这样的）。而Counting Bloom Filter(CBF)就是用来解决这个问题的。

在CBF中，维护的不是单纯的标示0或者1的比特位，而是计数器counter。对于集合中的每个元素，利用k个哈希函数，对它哈希得到k个位置，将对应的k个位置上的k个counter都加1。删除时，只需要把k个counter都减1即可。

那么，这个counter应该占用几位呢？分配太多，浪费空间；分配太少，容易溢出。通过下面的分析，我们可以知道，实际使用时，4位足矣。

考察（是考察，不是考查。这两个词有什么区别？）某个位置，该位置的计数器counter的值ξ

P(ξ=c)≈(mkc)(1n)c(1−1n)mk−c=B(km,1n)
这个式子有点点复杂，然而回忆下概率论里的知识：若二项分布B(n,p)里n很大，p很小时，二项分布的极限近似分布是泊松分布P(λ=k)=λkk!e−λ，其中λ=np，因此：
P(ξ=c)≈(mkc)(1n)c(1−1n)mk−c≈(kmn)cc!e−kmn

令k=nmln2，代入，我们得到

P(ξ>16)≈(ln2)1616!∗12<1116!=1120922789888000
也就是说，选择4位来存counter在实际情况中已经足矣，发生溢出的概率极小。

在此，我们介绍了Standard Bloom Filter(SBF)和Counting Bloom Filter(CBF)。简单回顾下，我们大概思路和历程是：为了解决允许false positive下的membership问题，我们设计了哈希表算法，由于它所需空间巨大，我们引入bitmap方法；因为它false positive possibility太大，我们引入了SBF，它使用多个独立的、均匀分布的哈希函数。而SBF的一个缺点是不支持删除操作，为了能够删除，我们引入了CBF，然而，CBF存在一个问题。

什么问题呢？那就是空间利用率不高。这可以通过简单的数学计算知道大概：

考察某个位置，该位置的计数器counter的值ξ

P(ξ=c)≈(mkc)(1n)c(1−1n)mk−c=B(km,1n)

若二项分布B(n,p)里n很大，p很小时，二项分布的极限近似分布是泊松分布P(λ=k)=λkk!e−λ，其中λ=np=kmn，并结合k=nmln2，可以得到，counter的期望值为：

E(ξ)=λ=np=ln2≈0.7
即大量的counter的值都是0，空间效率不高。
在介绍新的Bloom Filter之前，我们一起先看看什么是所谓的d-left hashing。

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D-left Hashing

在d-left hashing中，我们有d张哈希子表（序号分别为1,2,…d，并且假设是从左到右），每张子表都包含B个bucket，每个bucket都包含w个cell，每个cell可以存放一个元素。

为了插入一个元素x，我们：

1，首先通过一个哈希函数hf，得到x的哈希函数值value=hf(x)

2，通过value，得到d个位置（每个位置对应每张子表），表示为：

(1,B1),(2,B2),…(d,Bd)
其中(i,Bi)表示第i张子表，Bucket的index为Bi。

那么，到底插入哪张表呢？d-left hashing选择Bi中负载最小（已经存放的元素最少）的位置。注意，这里说的是bucket的负载，不是子表的负载。如果有多个子表对应的位置负载都是最小，那么选择最左边（序号最小）的子表插入。

为了查找该元素，我们需要检查d个位置，wd个cell（元素）。

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D-left Counting Bloom Filter

在基于d-left hashing的CBF中，我们有d张哈希子表（序号分别为1,2,…d，并且假设是从左到右），每张子表都包含B个bucket，每个bucket都包含w个cell，每个cell可以存放一个counter和一个fingerprint。

为了插入一个元素x，我们：

1，首先通过一个哈希函数hf，得到x的哈希函数值value=hf(x)
2，通过value，得到d个位置（每个位置对应每张子表）和对应的fingerprint，表示为d个位置向量：

(1,B1,fp1),(2,B2,fp2),…(d,Bd,fpd)

其中位置向量(i,Bi,fpi)表示第i张子表，Bucket的index为Bi，fingerprint为fpi。

3，通过d-left hashing将x插入，如果插入的位置(i,Bi,fpi)上已经有cell的fingerprint等于fpi，那么只需要将它的counter++即可。

举个栗子，假设某时刻，我们有d1中，如表下所示：

bucket counter fp counter fp counter fp 0 1 2 001100 2 3 4 3 110011 2 111100 5

d2中，如表下所示

bucket counter fp counter fp counter fp 0 1 2 5 000001 2 111100 3 4 5 7 111010

2张子表（d=2），每张子表有6个bucket（B=6），每个bucket包括3个cell（w=3），每个cell可以存放一个counter(4位表示，最大值为16)和fingerprint（6位表示）。

假如我们要插入元素x，我们对它进行hash，得到两个位置向量：

(1, 1, 010100)和(2, 2, 010101)

d1子表中index为1的bucket的负载，要小于d2子表中index为2的bucket的负载，因此，我们选择插入d1中，如表下所示：

bucket counter fp counter fp counter fp 0 1 1 010100 2 001100 2 3 4 3 110011 2 111100 5

d2中，如表下所示

bucket counter fp counter fp counter fp 0 1 2 5 000001 2 111100 3 4 5 7 111010

如果得到的位置向量分别是(1, 1, 001100)和(2, 2, 010101)呢？那么，还是插入到d1中index为1的bucket中，但是只需要将第二个cell里的counter++即可，d1中，如表下所示：

bucket counter fp counter fp counter fp 0 1 3 001100 2 3 4 3 110011 2 111100 5

d2中，如表下所示

bucket counter fp counter fp counter fp 0 1 2 5 000001 2 111100 3 4 5 7 111010

看起来很完美，但是这种方案在删除时会有问题。比如说，还是刚才的例子，我们欲插入x和y。分别得到x和y的位置向量们：
x: (1, 1, 010100)和(2, 2, 010100)
y: (1, 1, 010100)和(2, 4, 010100)
根据d-left hashing，x被插入到d1中index为1的bucket中；y被插入到d2中index为4的bucket中。好，这没问题。如果现在要删除y呢？我们需要检查两个位置，d1中的index为1的bucket，以及d2中index为4的bucket，要删哪个？fp都是010100啊。这就出现问题。

什么时候会出现这种问题？当以下条件满足时：

1. 两个元素的有公共【重合】的位置向量。位置向量相同，表示同一个子表，同一个bucket，以及相同的fingerprint。
2. 其中一个元素被插入了公共位置向量对应的位置，另外一个元素没有。
3. 欲删除未使用公共位置向量的元素（比如说上例中的y）

为了解决这个问题，作者做了两点改进：

I. 引入d轮随机置换。

置换，即一一映射。假设置换为P，输入为a和b，那么将满足：

如果a=b,那么P(a)=P(b)
如果a≠b，那么 P(a)≠P(b)

为了插入x，我们首先通过一个哈希函数hf，计算它的哈希函数值value=hf(x)。然后，我们对value进行d轮随机置换，得到d个位置向量：

P1(value)=(1,B1,fp1)
P2(value)=(2,B2,fp2)
……
Pd(value)=(d,Bd,fpd)

这里面有一个小问题：如果要插入的元素x和y不等，那么它们的置换可能相等吗？当然可能。因为x和y虽然不等，但是它们的hash value可能相等，这样它们的置换结果即位置向量可能相同。

别忘了，我们是对x和y的hash value进行置换，不是对x和y进行置换。

网上流传很广的这篇文章的解释是错误的，小心！！！

II. 插入修正

当得到d个位置向量后，和上面介绍的过程稍微不同：我们首先需要根据d个位置向量，从第1个子表开始，对每个子表di，去对应的位置Bi处查找是否有cell中的fp等于fpi，如果有，我们把相应的counter++，插入动作完成，不用再继续检查后续子表了。

否则，当所有d个子表都没有对应的fpi时，我们运用d-left hashing，插入x。

综合运用这两点，我们知道上面所说的删除时的问题已经不存在了。

假如欲插入x和y，分别对它们的hash value进行d轮（这里d=2）随机置换后，有没有可能得到如下的位置向量？

x: (1, 1, 010100)和(2, 2, 010101)

y: (1, 1, 010100)和(2, 4, 010111)

不可能。

注意到，x和y的第一个位置向量（对应第一张子表）完全相同（bucket index相同，fp也相同），也就是

P1(hf(x))=P1(hf(y))

那么可以推出hf(x)=hf(y)，也就是x和y的哈希函数值相等，那么对于任何的i都有Pi(hf(x))=Pi(hf(y))。

因此：

• 如果hf(x)=hf(y)，那么Pi(hf(x))=Pi(hf(y)) ,(i=1,2,3…d)，假如先插入x后插入y，插入y的时候，会更新counter。后续删除x或者y都不存在上述问题。
• 如果hf(x)≠hf(y)，那么Pi(hf(x))≠Pi(hf(y)),(i=1,2,3…d)，那么x和y没有公共的位置向量。后续删除x或者y都不存在上述问题。

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附录

如何随机置换

作者提供了一个简单的函数：

Pi(value)=(a∗value)mod2B

其中value的范围是[0,2B]，a是随机的一个奇数。

数学分析

首先，如果z是false positive，那么它的哈希函数值会和集合S中的某个元素的哈希函数值相等。也就是

hf(z)=hf(e) 其中 e∈S
这是因为，如果z是false positive，那么
pi(hf(z))=pi(hf(e))
根据置换的性质，可得hf(z)=hf(e)
因此，false positive possibility为
P=1−(1−1B∗12r)m
根据伯努利公式，当x很小时，(1+x)ax≈1+ax，所以
P≈1−(1−m∗1B∗12r)≈mB∗2r

那么d-left CBF的false positive和空间利用情况如何？我们下面简单分析一下：

比较嘛，肯定是相同的空间利用，比较谁的false positive possibility小；相同的false positive possibility下，谁所需空间少。

在CBF中，假设counter需要c位（我们已经分析过，c取4足矣），那么所需的空间是cn。结合k=nmln2，false positive possibility大约为(0.6185)nm。

在d-left CBF中，我们选择d=4，B=m24，w=8(平均负载为6，这样4∗m24∗6=m)，counter占用2位，fingerprint占用r位。那么它的空间占用为

4∗m24∗8∗(2+r)=4m(r+2)3

而false positive possibility的大概为mB∗2r=24∗12r (别忘了，B=m24)

通过计算不难发现，当空间占用相等时，d-left CBF的false positive possibility是CBF的百分之一；当false positive possibility相等时，d-left CBF所需空间是CBF的一半。

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小结

总结下，Bloom Filter可以用在什么地方，或者说，在什么场景下，你应该想到这种技术：

1. 回答是或者不是的问题。你需要判断一个元素是否属于某个集合，仅仅这样。你不应该要求更多。如果你想获得该元素对应的value或者还有其他payload，那么bloom filter不适合你，你需要哈希表。
2. 允许false positive。也就是说，发生false positive不应该是致命的。比如说，搜索引擎的爬虫里，如果url不是set的元素，却被bloom filter过滤了，那么顶多就是不抓它而已，没啥特别大的损失。
3. 空间敏感。作为一种概率数据结构，Bloom Filter不存储原始数据（比如说url），这也是它为什么space efficient的本质原因。

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参考资料

1. A. Broder and M. Mitzenmacher. Network applications of bloom filters: A survey.Internet Mathematics, 1(4):485–509, 2005.

2. M. Mitzenmacher.Compressed Bloom Filters.IEEE/ACM Transactions on Networking 10:5 (2002), 604—612.

3. B. Bloom. Space/Time Tradeoffs in Hash Coding with Allowable Errors. Communications of the ACM 13:7 (1970), 422—426.
4. http://www.cs.berkeley.edu/~pbg/cs270/notes/lec27.pdf
5. www.cs.jhu.edu/~fabian/courses/CS600.624/slides/bloomslides.pdf
6. http://166.111.248.20/seminar/200611_23/hash_2_yaxuan.ppt

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