MySQL下使用Inplace和Online方式创建索引的教程(mysql in())

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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

Inplace Add Index处理流程SQL

处理流程

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)：

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：

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：

2.Online add Index

测试表

Online Add Index处理流程SQL

处理流程

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 ()。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：

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：

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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