MySQL下使用Inplace和Online方式建立索引的教程_Mysql

MySQL各版本，對於add Index的處理方式是不同的，主要有三種：

（1）Copy Table方式
這是InnoDB最早支援的建立索引的方式。顧名思義，建立索引是通過暫存資料表拷貝的方式實現的。

建立一個帶有新索引的暫存資料表，將原表資料全部拷貝到暫存資料表，然後Rename，完成建立索引的操作。

這個方式建立索引，建立過程中，原表是可讀的。但是會消耗一倍的儲存空間。

（2）Inplace方式
這是原生MySQL 5.5，以及innodb_plugin中提供的建立索引的方式。所謂Inplace，也就是索引建立在原表上直接進行，不會拷貝暫存資料表。相對於Copy Table方式，這是一個進步。

Inplace方式建立索引，建立過程中，原表同樣可讀的，但是不可寫。

（3）Online方式
這是MySQL 5.6.7中提供的建立索引的方式。無論是Copy Table方式，還是Inplace方式，建立索引的過程中，原表只能允許讀取，不可寫。對應用有較大的限制，因此MySQL最新版本中，InnoDB支援了所謂的Online方式建立索引。

InnoDB的Online Add Index，首先是Inplace方式建立索引，無需使用暫存資料表。在遍曆聚簇索引，收集記錄並插入到新索引的過程中，原表記錄可修改。而修改的記錄儲存在Row Log中。當聚簇索引遍曆完畢，並全部插入到新索引之後，重放Row Log中的記錄修改，使得新索引與聚簇索引記錄達到一致狀態。

與Copy Table方式相比，Online Add Index採用的是Inplace方式，無需Copy Table，減少了空間開銷；與此同時，Online Add Index只有在重放Row Log最後一個Block時鎖表，減少了鎖表的時間。

與Inplace方式相比，Online Add Index吸收了Inplace方式的優勢，卻減少了鎖表的時間。

1.Inplace add Index

測試表

  create table t1 (a int primary key, b int)engine=innodb;  insert into t1 values (1,1),(2,2),(3,3),(4,4);

Inplace Add Index處理流程
SQL

  alter table t1 add index idx_t1_b(b);

 

處理流程

  sql_table.cc::mysql_alter_table();    // 判斷當前操作是否可以進行Inplace實現，不可進行Inplace Alter的包括：    // 1. Auto Increment欄位修改；    // 2. 列重新命名；    // 3. 行儲存格式修改；等    mysql_compare_tables() -> ha_innobase::check_if_incompatible_data();    // Inplace建立索引第一階段(主要階段)    handler0alter.cc::add_index();      …      // 建立索引資料字典      row0merge.c::row_merge_create_index();        index = dict_mem_index_create();        // 每個索引資料字典上，有一個trx_id，記錄建立此索引的事務        // 此trx_id有何功能，接著往下看        index->trx_id = trx_id;         // 讀取聚簇索引，構造新索引的項，排序並插入新索引         row0merge.c::row_merge_build_indexes();            // 讀取聚簇索引，注意：唯讀取其中的非刪除項            // 跳過所有刪除項，為什麼可以這麼做？往下看            row_merge_read_clustered_index();            // 檔案排序            row_merge_sort();            // 順序讀取排序檔案中的索引項目，逐個插入建立索引中            row_merge_insert_index_tuples();    // 等待開啟當前表的所有唯讀事務提交    sql_base.cc::wait_while_table_is_used();    // 建立索引結束，做最後的清理工作    handler0alter.cc::final_add_index();    // Inplace add Index完畢

Inplace Add Index實現分析
在索引建立完成之後，MySQL Server立即可以使用建立的索引，做查詢。但是，根據以上流程，對我個人來說，有三個疑問點：

索引資料字典上，為何需要維護一個trx_id？
trx_id有何作用？
 

遍曆聚簇索引讀取所有記錄時，為何可跳過刪除項？
唯讀取非刪除項，那麼建立索引上沒有版本資訊，無法處理原有事務的快照讀；
 

MySQL Server層，為何需要等待開啟表的唯讀事務提交？
等待當前表上的唯讀事務，可以保證這些事務不會使用到建立索引
 

根據分析，等待開啟表的唯讀事務結束較好理解。因為新索引上沒有版本資訊，若這些事務使用新的索引，將會讀不到正確的版本記錄。

 

那麼InnoDB是如何處理其他那些在建立索引之前已經開始，但卻一直未提交的老事務呢？這些事務，由於前期為並未讀取當前表，因此不會被等待結束。這些事務在RR隔離等級下，會讀取不到正確的版本記錄，因為使用的索引上並沒有版本資訊。

 

當然，InnoDB同樣考慮到了此問題，並採用了一種比較簡介的處理方案。在索引上維護一個trx_id，標識建立此索引的事務ID。若有一個比這個事務更老的事務，打算使用建立的索引進行快照讀，那麼直接報錯。

 

考慮如下的並發處理流程(交易隔離等級為RR)：

session 1:                               session 2:// 此時建立Global ReadViewselect * from t2;                                       delete from t1 where b = 1;                                       // idx_t1_b索引上，沒有b = 1的項                                       alter table t1 add index idx_t1_b(b);// 由於ReadView在delete之前擷取// 因此b = 1這一項應該被讀取到select * from t1 where b = 1;

當session 1執行最後一條select時，MySQL Optimizer會選擇idx_t1_b索引進行查詢，但是索引上並沒有b = 1的項，使用此索引會導致查詢出錯。那麼，InnoDB是如何處理這個情況的呢？

 

處理流程：

…ha_innobase::index_init();  change_active_index();    // 判斷session 1事務的ReadView是否可以看到session 2建立索引的事務    // 此處，session 2事務當然不可見，那麼prebuilt->index_usable = false    prebuilt->index_usable = row_merge_is_index_usable(readview, index->trx_id);…ha_innobase::index_read();  // 判斷index_usable屬性，此時為false，返回上層表定義修改，查詢失敗  if (!prebuilt->index_usable)    return HA_ERR_TABLE_DEF_CHANGED;

 

MySQL Server收到InnoDB返回的錯誤之後，會將錯誤判給使用者，使用者會收到以下錯誤：

 

mysql> select * from t1 where b = 1;

ERROR 1412 (HY000): Table definition has changed, please retry transaction

2.Online add Index

測試表

  create table t1 (a int primary key, b int)engine=innodb;  insert into t1 values (1,1),(2,2),(3,3),(4,4);

 

Online Add Index處理流程
SQL

  alter table t1 add index idx_t1_b(b);

 

處理流程

  sql_table.cc::mysql_alter_table();    // 1. 判斷當前DDL操作是否可以Inplace進行    check_if_supported_inplace_alter();      …    // 2. 開始進行Online建立的前期準備工作    prepare_inplace_alter_table();      …      // 修改表的資料字典資訊      prepare_inplace_alter_table_dict();        …        // 等待InnoDB所有的後台線程，停止操作此表        dict_stats_wait_bg_to_stop_using_tables();        …        // Online Add Index區別與Inplace Add Index的關鍵        // 在Online操作時，原表同時可以讀寫，因此需要        // 將此過程中的修改操作記錄到row log之中        row0log.cc::row_log_allocate();          row_log_t* log = (row_log_t*)&buf[2 * srv_sort_buf_size];          // 標識當前索引狀態為Online建立，那麼此索引上的          // DML操作會被寫入Row Log，而不在索引上進行更新          dict_index_set_online_status(index, ONLINE_INDEX_CREATION);      …    // 3. 開始進行真正的Online Add Index的操作(最重要的流程)    inplace_alter_table();      // 此函數的操作，前部分與Inplace Add Index基本一致      // 讀取聚簇索引、排序、並插入到建立索引中      // 最大的不同在於，當插入完成之後，Online Add Index      // 還需要將row log中的記錄變化，更新到建立索引中      row0merge.cc::row_merge_build_index();        …        // 在聚簇索引讀取、排序、插入建立索引的操作結束之後        // 進入Online與Inplace真正的不同之處，也是Online操作        // 的精髓部分——將這個過程中產生的Row Log重用        row0log.cc::row_log_apply();          // 暫時將建立索引整個索引樹完全鎖住          // 注意：只是暫時性鎖住，並不是在整個重用Row Log的          // 過程中一直加鎖(防止加鎖時間過長的最佳化，如何最佳化？)          rw_lock_x_lock(dict_index_get_lock(new_index));            …          // InnoDB Online操作最重要的處理流程          // 將Online Copy Table中，記錄的Row Log重放到建立索引上          // 重放Row Log的演算法如下：          // 1. Row Log中記錄的是Online建立索引期間，原表上的DML操作          //  這些操作包括：ROW_OP_INSERT；ROW_OP_DELETE_MARK; …          // 2. Row Log以Block的方式儲存，若DML較多，那麼Row Logs可能          //   會佔用多個Blocks。row_log_t結構中包含兩個指標：head與tail          //   head指標用於讀取Row Log，tail指標用於追加寫新的Row Log；          // 3.在重用Row Log時，演算法遵循一個原則：盡量減少索引樹加鎖          //  的時間(索引樹加X鎖，也意味著表上禁止了新的DML操作)          //   索引樹需要加鎖的情境：          //  (一) 在重用Row Log跨越新的Block時，需要短暫加鎖；          //   (二) 若應用的Row Log Block是最後一個Block，那麼一直加鎖          //     應用最後一個Block，由于禁止了新的DML操作，因此此          //     Block應用完畢，新索引記錄與聚簇索引達到一致狀態，          //     重用階段結束；          //  (三) 在應用中間Row Log Block上的row log時，無需加鎖，新的          //     DML操作仍舊可以進行，產生的row log記錄到最後一個          //     Row Log Block之上；          // 4. 如果是建立Unique索引，那麼在應用Row Log時，可能會出現          //   違反唯一性限制式的情況，這些情況會被記錄到          //   row_merge_dup_t結構之中          row_log_apply_ops(trx, index, &dup);            row_log_apply_op();              row_log_apply_op_low();                …          // 將New Index的Online row log設定為NULL，          // 標識New Index的資料已經與聚簇索引完全一致          // 在此之後，新的DML操作，無需記錄Row Log          dict_index_set_online_status();            index->online_status = ONLINE_INDEX_COMPLETE;          index->online_log = NULL;          rw_lock_x_unlock(dict_index_get_block(new_index));          row_log_free();      …    // 4. Online Add Index的最後步驟，做一些後續收尾工作    commit_inplace_alter_table();      …

Online Add Index實現分析
在看完前面分析的InnoDB 5.6.7-RC版本中實現的基本處理流程之後，個人仍舊遺留了幾個問題，主要的問題有：

 

Online Add Index是否支援Unique索引？

確切的答案是：支援(不過存在Bug，後面分析)。InnoDB支援Online建立Unique索引。

既然支援，就會面臨Check Duplicate Key的問題。Row Log中如果存在與索引中相同的索引值怎麼處理？怎麼檢測是否存在相同索引值？

InnoDB解決此問題的方案也比較簡介易懂。其維護了一個row_merge_dup_t的資料結構，儲存了在Row log重放過程中遇到的違反唯一性衝突的Row Log。應用完Row Log之後，外部判斷是否存在Unique衝突(有多少Unique衝突，均會記錄)，Online建立Unique索引失敗。

Row Log是什麼樣的結構，如何組織的？

在Online Add Index過程中，並發DML產生的修改，被記錄在Row Log中。首先，Row Log不是InnoDB的Redo Log，而是每個正在被Online建立的索引的獨佔結構。

 

Online建立索引，遵循的是先建立索引資料字典，後填充資料的方式。因此，當索引資料字典建立成功之後，新的DML操作就可以讀取此索引，嘗試進行更新。但是，由於索引結構上的status狀態為ONLINE_INDEX_CREATION，因此這些更新不能直接應用到新索引上，而是放入Row Log之中，等待被重放到索引之上。

 

Row Log中，以Block的方式管理DML操作內容的存放。一個Block的大小為由參數innodb_sort_buffer_size控制，預設大小為1M (1048576)。初始化階段，Row Log申請兩個這樣的Block。

 

在Row Log重放的過程中，到底需要多久的鎖表時間？

前面的流程分析中，也提到了鎖表的問題(內部為鎖建立索引樹的操作實現)。

在重放Row log時，有兩個情況下，需要鎖表：

情況一：在使用完一個Block，跳轉到下一個Block時，需要短暫鎖表，判斷下一個Block是否為Row Log的最後一個Block。若不是最後一個，跳轉完畢後，釋放鎖；使用Block內的row log不加鎖，使用者DML操作仍舊可以進行。

情況二：在使用最後一個Block時，會一直持有鎖。此時不允許新的DML操作。保證最後一個Block重放完成之後，新索引與聚簇索引記錄達到一致狀態。

綜上分析兩個鎖表情況，情況二會持續鎖表，但是由於也只是最後一個Block，因此鎖表時間也較短，只會短暫的影響使用者操作，在低峰期，這個影響是可以接受的。

3. Online Add Index是否也存在與Inplace方式一樣的限制？

由於Online Add Index同時也是Inplace方式的，因此Online方式也存在著Inplace方式所存在的問題：新索引上缺乏版本資訊，因此無法為老事務提供快照讀。

不僅如此，相對於Inplace方式，Online方式的約束更甚一籌，不僅所有小於建立此Index的事務不可使用新索引，同時，所有在新索引建立過程中開始的事務，也不能使用新索引。

這個增強限制，在rowmerge.cc::row_merge_read_clustered_index()函數中調整，在聚簇索引遍曆完成之後，將新索引的trx_id，賦值為Online Row Log中最大的事務ID。待索引建立完成之後，所有小於此事務ID的事務，均不可使用新索引。

在遍曆聚簇索引讀取資料時，讀取的是記錄的最新版本，那麼此記錄是否在Row Log也會存在？InnoDB如何處理這種情況？

首先，答案是肯定的。遍曆聚簇索引讀取記錄最新版本時，這些記錄有可能是新事務修改/插入的。這些記錄在遍曆階段，已經被應用到新索引上，於此同時，這些記錄的操作，也被記錄到Row Log之中，出現了一條記錄在新索引上存在，在Row Log中也存在的情況。

當然，InnoDB已經考慮到了這個問題。在重放Row Log的過程中，對於Row Log中的每條記錄，首先會判斷其在新索引中是否已經存在(row0log.c::row_log_apply_op_low())，若存在，則當前Row Log可以跳過(或者是將操作類型轉換)。

例如：Row Log中記錄的是一個INSERT操作，若此INSERT記錄在新索引中已經存在，那麼Row Log中的記錄，可以直接丟棄(若存在項與INSERT項完全一致)；或者是將INSERT轉換為UPDATE操作(Row Log記錄與新索引中的記錄，部分索引列有不同)；

Online Add Index是否存在Bug？

答案同樣是肯定的，存在Bug。

 

其中有一個Bug，重現方案如下：

create table t1 (a int primary key, b int, c char(250))engine=innodb;insert into t1(b,c) values (1,'aaaaaaa');// 保證資料量夠多insert into t1(b,c) select b,c from t1;insert into t1(b,c) select b,c from t1;insert into t1(b,c) select b,c from t1;…// max(a) = 196591select max(a) from t1;// b中同樣沒有相同項update t1 set b = a;session 1                                   session 2alter table t1 add unique index idx_t1_b(b);                                           insert into t1(b,c) values (196592,'b');                                           // 此update，會產生b=196589的重複項                                           update t1 set b=196589 where a=196582;                                           delete from t1 where a = 262127;

 

在以上的測試中，首先為表準備足夠的資料，目的是session 1做Online Add Index的讀取聚簇索引階段，session 2新的記錄也能夠被讀到。

 

在session 1的Online Add Index完成之後(成功)，執行以下兩個命令，結果如下：

mysql> show create table t1;

+——-+————————————————–| Table | Create Table+——-+————————————————–| t1 | CREATE TABLE `t1` (`a` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,`b` int(11) DEFAULT NULL,`c` char(250) DEFAULT NULL,PRIMARY KEY (`a`),UNIQUE KEY `idx_t1_b` (`b`)) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=262129 DEFAULT CHARSET=gbk |+——-+————————————————–mysql> select * from t1 where a in (196582,196589);+——–+——–+———+| a | b | c |+——–+——–+———+| 196582 | 196589| aaaaaaa || 196589 | 196589| aaaaaaa |+——–+——–+———+2 rows in set (0.04 sec)

 

可以看到，b上已經有了一個Unique索引，但是表中卻存在兩個相同的取值為196589的值。

 

此Bug，是處理Row Log的重放過程，未詳盡考慮所有情況導致的。因此，在MySQL 5.6版本穩定之前，慎用！

 

Online Add Index可借鑒之處
在MySQL 5.6.7中學習到兩個檔案操作函數：一是posix_fadvise()函數，指定POSIX_FADV_DONTNEED參數，可做到讀寫不Cache：Improving Linux performance by preserving Buffer Cache State  unbuffered I/O in Linux；二是fallocate()函數，指定FALLOC_FL_PUNCH_HOLE參數，可做到讀時清空：Linux Programmer's Manual FALLOCATE(2) 有類似需求的朋友，可試用。

 

posix_fadvise函數+POSIX_FADV_DONTNEED參數，主要功能就是丟棄檔案在Cache中的clean blocks。因此，若使用者不希望一個檔案佔用過多的檔案系統Cache，可以週期性調用fdatasync()，然後接著posix_fadvise(POSIX_FADV_DONTNEED)，清空檔案在Cache中的clean blocks，不錯的功能！