发布于 2016-03-10 05:08:58 | 67 次阅读 | 评论: 0 | 来源: 网友投递

这里有新鲜出炉的Mysql教程,程序狗速度看过来!

Mysql关系型数据库管理系统

MySQL是一个开放源码的小型关联式数据库管理系统,开发者为瑞典MySQL AB公司。MySQL被广泛地应用在Internet上的中小型网站中。由于其体积小、速度快、总体拥有成本低,尤其是开放源码这一特点,许多中小型网站为了降低网站总体拥有成本而选择了MySQL作为网站数据库。


这篇文章主要介绍了MySQL下使用Inplace和Online方式创建索引的教程,针对InnoDB为存储引擎的情况,需要的朋友可以参考下

MySQL各版本,对于add Index的处理方式是不同的,主要有三种:

(1)Copy Table方式
这是InnoDB最早支持的创建索引的方式。顾名思义,创建索引是通过临时表拷贝的方式实现的。

新建一个带有新索引的临时表,将原表数据全部拷贝到临时表,然后Rename,完成创建索引的操作。

这个方式创建索引,创建过程中,原表是可读的。但是会消耗一倍的存储空间。

(2)Inplace方式
这是原生MySQL 5.5,以及innodb_plugin中提供的创建索引的方式。所谓Inplace,也就是索引创建在原表上直接进行,不会拷贝临时表。相对于Copy Table方式,这是一个进步。

Inplace方式创建索引,创建过程中,原表同样可读的,但是不可写。

(3)Online方式
这是MySQL 5.6.7中提供的创建索引的方式。无论是Copy Table方式,还是Inplace方式,创建索引的过程中,原表只能允许读取,不可写。对应用有较大的限制,因此MySQL最新版本中,InnoDB支持了所谓的Online方式创建索引。

InnoDB的Online Add Index,首先是Inplace方式创建索引,无需使用临时表。在遍历聚簇索引,收集记录并插入到新索引的过程中,原表记录可修改。而修改的记录保存在Row Log中。当聚簇索引遍历完毕,并全部插入到新索引之后,重放Row Log中的记录修改,使得新索引与聚簇索引记录达到一致状态。

与Copy Table方式相比,Online Add Index采用的是Inplace方式,无需Copy Table,减少了空间开销;与此同时,Online Add Index只有在重放Row Log最后一个Block时锁表,减少了锁表的时间。

与Inplace方式相比,Online Add Index吸收了Inplace方式的优势,却减少了锁表的时间。


1.Inplace add Index


测试表


  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处理流程
SQL


  alter table t1 add index idx_t1_b(b);

 

处理流程


  sql_table.cc::mysql_alter_table();

    // 判断当前操作是否可以进行Inplace实现,不可进行Inplace Alter的包括:

    // 1. Auto Increment字段修改;

    // 2. 列重命名;

    // 3. 行存储格式修改;等

    mysql_compare_tables() -> ha_innobase::check_if_incompatible_data();

    // Inplace创建索引第一阶段(主要阶段)

    handler0alter.cc::add_index();

      …

      // 创建索引数据字典

      row0merge.c::row_merge_create_index();

        index = dict_mem_index_create();

        // 每个索引数据字典上,有一个trx_id,记录创建此索引的事务

        // 此trx_id有何功能,接着往下看

        index->trx_id = trx_id;

         // 读取聚簇索引,构造新索引的项,排序并插入新索引

         row0merge.c::row_merge_build_indexes();

            // 读取聚簇索引,注意:只读取其中的非删除项

            // 跳过所有删除项,为什么可以这么做?往下看

            row_merge_read_clustered_index();

            // 文件排序

            row_merge_sort();

            // 顺序读取排序文件中的索引项,逐个插入新建索引中

            row_merge_insert_index_tuples();

    // 等待打开当前表的所有只读事务提交

    sql_base.cc::wait_while_table_is_used();

    // 创建索引结束,做最后的清理工作

    handler0alter.cc::final_add_index();

    // Inplace add Index完毕

Inplace Add Index实现分析
在索引创建完成之后,MySQL Server立即可以使用新建的索引,做查询。但是,根据以上流程,对我个人来说,有三个疑问点:

索引数据字典上,为何需要维护一个trx_id?
trx_id有何作用?
 

遍历聚簇索引读取所有记录时,为何可跳过删除项?
只读取非删除项,那么新建索引上没有版本信息,无法处理原有事务的快照读;
 

MySQL Server层,为何需要等待打开表的只读事务提交?
等待当前表上的只读事务,可以保证这些事务不会使用到新建索引
 

根据分析,等待打开表的只读事务结束较好理解。因为新索引上没有版本信息,若这些事务使用新的索引,将会读不到正确的版本记录。

 

那么InnoDB是如何处理其他那些在创建索引之前已经开始,但却一直未提交的老事务呢?这些事务,由于前期为并未读取当前表,因此不会被等待结束。这些事务在RR隔离级别下,会读取不到正确的版本记录,因为使用的索引上并没有版本信息。

 

当然,InnoDB同样考虑到了此问题,并采用了一种比较简介的处理方案。在索引上维护一个trx_id,标识创建此索引的事务ID。若有一个比这个事务更老的事务,打算使用新建的索引进行快照读,那么直接报错。

 

考虑如下的并发处理流程(事务隔离级别为RR):


session 1:                               session 2:

// 此时创建Global ReadView

select * from t2;

                                       delete from t1 where b = 1;

                                       // idx_t1_b索引上,没有b = 1的项

                                       alter table t1 add index idx_t1_b(b);

// 由于ReadView在delete之前获取

// 因此b = 1这一项应该被读取到

select * from t1 where b = 1;

当session 1执行最后一条select时,MySQL Optimizer会选择idx_t1_b索引进行查询,但是索引上并没有b = 1的项,使用此索引会导致查询出错。那么,InnoDB是如何处理这个情况的呢?

 

处理流程:


…

ha_innobase::index_init();

  change_active_index();

    // 判断session 1事务的ReadView是否可以看到session 2创建索引的事务

    // 此处,session 2事务当然不可见,那么prebuilt->index_usable = false

    prebuilt->index_usable = row_merge_is_index_usable(readview, index->trx_id);

…

ha_innobase::index_read();

  // 判断index_usable属性,此时为false,返回上层表定义修改,查询失败

  if (!prebuilt->index_usable)

    return HA_ERR_TABLE_DEF_CHANGED;

 

MySQL Server收到InnoDB返回的错误之后,会将错误报给用户,用户会收到以下错误:

 


mysql> select * from t1 where b = 1;

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

2.Online add Index

测试表


  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处理流程
SQL


  alter table t1 add index idx_t1_b(b);

 

处理流程


  sql_table.cc::mysql_alter_table();

    // 1. 判断当前DDL操作是否可以Inplace进行

    check_if_supported_inplace_alter();

      …

    // 2. 开始进行Online创建的前期准备工作

    prepare_inplace_alter_table();

      …

      // 修改表的数据字典信息

      prepare_inplace_alter_table_dict();

        …

        // 等待InnoDB所有的后台线程,停止操作此表

        dict_stats_wait_bg_to_stop_using_tables();

        …

        // Online Add Index区别与Inplace Add Index的关键

        // 在Online操作时,原表同时可以读写,因此需要

        // 将此过程中的修改操作记录到row log之中

        row0log.cc::row_log_allocate();

          row_log_t* log = (row_log_t*)&buf[2 * srv_sort_buf_size];

          // 标识当前索引状态为Online创建,那么此索引上的

          // DML操作会被写入Row Log,而不在索引上进行更新

          dict_index_set_online_status(index, ONLINE_INDEX_CREATION);

      …

    // 3. 开始进行真正的Online Add Index的操作(最重要的流程)

    inplace_alter_table();

      // 此函数的操作,前部分与Inplace Add Index基本一致

      // 读取聚簇索引、排序、并插入到新建索引中

      // 最大的不同在于,当插入完成之后,Online Add Index

      // 还需要将row log中的记录变化,更新到新建索引中

      row0merge.cc::row_merge_build_index();

        …

        // 在聚簇索引读取、排序、插入新建索引的操作结束之后

        // 进入Online与Inplace真正的不同之处,也是Online操作

        // 的精髓部分——将这个过程中产生的Row Log重用

        row0log.cc::row_log_apply();

          // 暂时将新建索引整个索引树完全锁住

          // 注意:只是暂时性锁住,并不是在整个重用Row Log的

          // 过程中一直加锁(防止加锁时间过长的优化,如何优化?)

          rw_lock_x_lock(dict_index_get_lock(new_index));

            …

          // InnoDB Online操作最重要的处理流程

          // 将Online Copy Table中,记录的Row Log重放到新建索引上

          // 重放Row Log的算法如下:

          // 1. Row Log中记录的是Online创建索引期间,原表上的DML操作

          //  这些操作包括:ROW_OP_INSERT;ROW_OP_DELETE_MARK; …



          // 2. Row Log以Block的方式存储,若DML较多,那么Row Logs可能

          //   会占用多个Blocks。row_log_t结构中包含两个指针:head与tail

          //   head指针用于读取Row Log,tail指针用于追加写新的Row Log;



          // 3.在重用Row Log时,算法遵循一个原则:尽量减少索引树加锁

          //  的时间(索引树加X锁,也意味着表上禁止了新的DML操作)



          //   索引树需要加锁的场景:

          //  (一) 在重用Row Log跨越新的Block时,需要短暂加锁;



          //   (二) 若应用的Row Log Block是最后一个Block,那么一直加锁

          //     应用最后一个Block,由于禁止了新的DML操作,因此此

          //     Block应用完毕,新索引记录与聚簇索引达到一致状态,

          //     重用阶段结束;



          //  (三) 在应用中间Row Log Block上的row log时,无需加锁,新的

          //     DML操作仍旧可以进行,产生的row log记录到最后一个

          //     Row Log Block之上;



          // 4. 如果是创建Unique索引,那么在应用Row Log时,可能会出现

          //   违反唯一性约束的情况,这些情况会被记录到

          //   row_merge_dup_t结构之中

          row_log_apply_ops(trx, index, &dup);

            row_log_apply_op();

              row_log_apply_op_low();

                …

          // 将New Index的Online row log设置为NULL,

          // 标识New Index的数据已经与聚簇索引完全一致

          // 在此之后,新的DML操作,无需记录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的最后步骤,做一些后续收尾工作

    commit_inplace_alter_table();

      …

Online Add Index实现分析
在看完前面分析的InnoDB 5.6.7-RC版本中实现的基本处理流程之后,个人仍旧遗留了几个问题,主要的问题有:

 

Online Add Index是否支持Unique索引?

确切的答案是:支持(不过存在Bug,后面分析)。InnoDB支持Online创建Unique索引。

既然支持,就会面临Check Duplicate Key的问题。Row Log中如果存在与索引中相同的键值怎么处理?怎么检测是否存在相同键值?

InnoDB解决此问题的方案也比较简介易懂。其维护了一个row_merge_dup_t的数据结构,存储了在Row log重放过程中遇到的违反唯一性冲突的Row Log。应用完Row Log之后,外部判断是否存在Unique冲突(有多少Unique冲突,均会记录),Online创建Unique索引失败。

Row Log是什么样的结构,如何组织的?

在Online Add Index过程中,并发DML产生的修改,被记录在Row Log中。首先,Row Log不是InnoDB的Redo Log,而是每个正在被Online创建的索引的独占结构。

 

Online创建索引,遵循的是先创建索引数据字典,后填充数据的方式。因此,当索引数据字典创建成功之后,新的DML操作就可以读取此索引,尝试进行更新。但是,由于索引结构上的status状态为ONLINE_INDEX_CREATION,因此这些更新不能直接应用到新索引上,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操作内容的存放。一个Block的大小为由参数innodb_sort_buffer_size控制,默认大小为1M (1048576)。初始化阶段,Row Log申请两个这样的Block。

 

在Row Log重放的过程中,到底需要多久的锁表时间?

前面的流程分析中,也提到了锁表的问题(内部为锁新建索引树的操作实现)。

在重放Row log时,有两个情况下,需要锁表:

情况一:在使用完一个Block,跳转到下一个Block时,需要短暂锁表,判断下一个Block是否为Row Log的最后一个Block。若不是最后一个,跳转完毕后,释放锁;使用Block内的row log不加锁,用户DML操作仍旧可以进行。

情况二:在使用最后一个Block时,会一直持有锁。此时不允许新的DML操作。保证最后一个Block重放完成之后,新索引与聚簇索引记录达到一致状态。

综上分析两个锁表情况,情况二会持续锁表,但是由于也只是最后一个Block,因此锁表时间也较短,只会短暂的影响用户操作,在低峰期,这个影响是可以接受的。

3. Online Add Index是否也存在与Inplace方式一样的限制?

由于Online Add Index同时也是Inplace方式的,因此Online方式也存在着Inplace方式所存在的问题:新索引上缺乏版本信息,因此无法为老事务提供快照读。

不仅如此,相对于Inplace方式,Online方式的约束更甚一筹,不仅所有小于创建此Index的事务不可使用新索引,同时,所有在新索引创建过程中开始的事务,也不能使用新索引。

这个增强的限制,在rowmerge.cc::row_merge_read_clustered_index()函数中调整,在聚簇索引遍历完成之后,将新索引的trx_id,赋值为Online Row Log中最大的事务ID。待索引创建完成之后,所有小于此事务ID的事务,均不可使用新索引。

在遍历聚簇索引读取数据时,读取的是记录的最新版本,那么此记录是否在Row Log也会存在?InnoDB如何处理这种情况?

首先,答案是肯定的。遍历聚簇索引读取记录最新版本时,这些记录有可能是新事务修改/插入的。这些记录在遍历阶段,已经被应用到新索引上,于此同时,这些记录的操作,也被记录到Row Log之中,出现了一条记录在新索引上存在,在Row Log中也存在的情况。

当然,InnoDB已经考虑到了这个问题。在重放Row Log的过程中,对于Row Log中的每条记录,首先会判断其在新索引中是否已经存在(row0log.c::row_log_apply_op_low()),若存在,则当前Row Log可以跳过(或者是将操作类型转换)。

例如:Row Log中记录的是一个INSERT操作,若此INSERT记录在新索引中已经存在,那么Row Log中的记录,可以直接丢弃(若存在项与INSERT项完全一致);或者是将INSERT转换为UPDATE操作(Row Log记录与新索引中的记录,部分索引列有不同);

Online Add Index是否存在Bug?

答案同样是肯定的,存在Bug。

 

其中有一个Bug,重现方案如下:


create table t1 (a int primary key, b int, c char(250))engine=innodb;

insert into t1(b,c) values (1,'aaaaaaa');

// 保证数据量够多

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) = 196591

select max(a) from t1;

// b中同样没有相同项

update t1 set b = a;

session 1                                   session 2

alter table t1 add unique index idx_t1_b(b);

                                           insert into t1(b,c) values (196592,'b');

                                           // 此update,会产生b=196589的重复项

                                           update t1 set b=196589 where a=196582;

                                           delete from t1 where a = 262127;

 

在以上的测试中,首先为表准备足够的数据,目的是session 1做Online Add Index的读取聚簇索引阶段,session 2新的记录也能够被读到。

 

在session 1的Online Add Index完成之后(成功),执行以下两个命令,结果如下:


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上已经有了一个Unique索引,但是表中却存在两个相同的取值为196589的值。

 

此Bug,是处理Row Log的重放过程,未详尽考虑所有情况导致的。因此,在MySQL 5.6版本稳定之前,慎用!

 

Online Add Index可借鉴之处
在MySQL 5.6.7中学习到两个文件操作函数:一是posix_fadvise()函数,指定POSIX_FADV_DONTNEED参数,可做到读写不Cache:Improving Linux performance by preserving Buffer Cache State  unbuffered I/O in Linux;二是fallocate()函数,指定FALLOC_FL_PUNCH_HOLE参数,可做到读时清空:Linux Programmer's Manual FALLOCATE(2) 有类似需求的朋友,可试用。

 

posix_fadvise函数+POSIX_FADV_DONTNEED参数,主要功能就是丢弃文件在Cache中的clean blocks。因此,若用户不希望一个文件占用过多的文件系统Cache,可以定期的调用fdatasync(),然后接着posix_fadvise(POSIX_FADV_DONTNEED),清空文件在Cache中的clean blocks,不错的功能!



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