MySQL · 源码分析 · InnoDB的read view，回滚段和purge过程简介

笔者最近开始学习InnoDB的内部机制，参照之前的几篇文章整理出InnoDB多版本部分相关的一些实现原理。

对于undo日志，第1篇文章写得非常清楚，图文并茂。本文有关undo的大部分内容也是取自此文，这里只是以笔者的视角重新组织描述一下。

在此特别感谢前面同学多年的积累和热心分享：）

笔者属于学习阶段，如描述有问题请多指正。

Read view

InnoDB支持MVCC多版本，其中RC（Read Committed）和RR（Repeatable Read）隔离级别是利用consistent read view（一致读视图）方式支持的。所谓consistent read view就是在某一时刻给事务系统trx_sys打snapshot（快照），把当时trx_sys状态（包括活跃读写事务数组）记下来，之后的所有读操作根据其事务ID（即trx_id）与snapshot中的trx_sys的状态作比较，以此判断read view对于事务的可见性。

Read view中保存的trx_sys状态主要包括

low_limit_id：high water mark，大于等于view->low_limit_id的事务对于view都是不可见的
up_limit_id：low water mark，小于view->up_limit_id的事务对于view一定是可见的
low_limit_no：trx_no小于view->low_limit_no的undo log对于view是可以purge的
rw_trx_ids：读写事务数组

RR隔离级别（除了Gap锁之外）和RC隔离级别的差别是创建snapshot时机不同。 RR隔离级别是在事务开始时刻，确切地说是第一个读操作创建read view的；RC隔离级别是在语句开始时刻创建read view的。

创建/关闭read view需要持有trx_sys->mutex，会降低系统性能，5.7版本对此进行优化，在事务提交时session会cache只读事务的read view。

下次创建read view，判断如果是只读事务并且系统的读写事务状态没有发生变化，即trx_sys的max_trx_id没有向前推进，而且没有新的读写事务产生，就可以重用上次的read view。

Read view创建之后，读数据时比较记录最后更新的trx_id和view的high/low water mark和读写事务数组即可判断可见性。

如前所述，如果记录最新数据是当前事务trx的更新结果，对应当前read view一定是可见的。

除此之外可以通过high/low water mark快速判断：

trx_id < view->up_limit_id的记录对于当前read view是一定可见的；
trx_id >= view->low_limit_id的记录对于当前read view是一定不可见的；

如果trx_id落在[up_limit_id, low_limit_id)，需要在活跃读写事务数组查找trx_id是否存在，如果存在，记录对于当前read view是不可见的。

由于InnoDB的二级索引只保存page最后更新的trx_id，当利用二级索引进行查询的时候，如果page的trx_id小于view->up_limit_id，可以直接判断page的所有记录对于当前view是可见的，否则需要回clustered索引进行判断。

如果记录对于view不可见，需要通过记录的DB_ROLL_PTR指针遍历history list构造当前view可见版本数据。

回滚段

InnoDB也是采用回滚段的方式构建old version记录，这跟Oracle方式类似。

记录的DB_ROLL_PTR指向最近一次更新所创建的回滚段；每条undo log也会指向更早版本的undo log，从而形成一条更新链。通过这个更新链，不同事务可以找到其对应版本的undo log，组成old version记录，这条链就是记录的history list。

分配rollback segment

MySQL 5.6对于没有显示指定READ ONLY事务，默认为是读写事务。在事务开启时刻分配trx_id和回滚段，并把当前事务加到trx_sys的读写事务数组中。

5.7版本对于所有事务默认为只读事务，遇到第一个写操作时，只读事务切换成读写事务分配trx_id和回滚段，并把当前事务加到trx_sys的读写事务数组中。

分配回滚段的工作在函数trx_assign_rseg_low进行，分配策略是采用round-robin方式。

从5.6开始支持独立的undo表空间，InnoDB支持128个undo回滚段，请参照第1篇文章。

rseg0：预留在系统表空间ibdata中
rseg1~rseg32：这32个回滚段存放于临时表的系统表空间中
rseg33~rseg127：根据配置存放到独立undo表空间中（如果没有打开独立Undo表空间，则存放于ibdata中）

trx_assign_rseg_low判断，如果支持独立的undo表空间，在undo表空间有可用回滚段的情况下避免使用系统表空间的回滚段。

rseg->skip_allocation为TRUE表示rseg所在的表空间要被truncate，应该避免使用此rseg分配回滚段。此种情况，必须保证有至少2个活跃的undo表空间，并且至少2个活跃的undo slot。

分配成功时，递增rseg->trx_ref_count，保证rseg的表空间不会被truncate。

临时表操作不记redo log，最终调用get_next_noredo_rseg函数进行分配；其他情况调用get_next_redo_rseg。

回滚段实际上是undo文件组织方式，每个回滚段维护了一个段头页（segment header），该page划分了1024个slot(TRX_RSEG_N_SLOTS)，每个slot对应到一个undo log对象。

理论上，InnoDB最多支持 96 （128 - 32 /* temp-tablespace */） * 1024个普通事务。

但如果是临时表的事务，可能还需要多分配1个slot（临时表的系统表空间）。

只读阶段为临时表分配的，在临时表的系统表空间中分配
读写阶段在undo表空间分配

分配undo log

Insert数据只对当前事务或者提交之后可见，所以insert的undo log在事务commit后就可以释放了。

Update/delete的undo记录通常用来维护old version记录，为查询提供服务；只有当trx_sys中没有任何view需要访问那个old version的数据时才可以被释放。

InnoDB对insert和update/delete分配不同的undo slot

insert的undo slot记在trx->rsegs.m_redo.insert_undo，调用trx_undo_assign_undo分配
update的undo slot记在trx->rsegs.m_redo.undate_undo，调用trx_undo_assign_undo分配

trx_undo_assign_undo

I. 检查cached队列是否有缓存的undo log（内存中数据结构是trx_undo_t）

如果存在，把这个undo log从cached队列移除
reuse的逻辑：

a.insert undo：重新初始化undo page的header信息（trx_undo_insert_header_reuse），并在redo log记一条MLOG_UNDO_HDR_REUSE日志

b.update undo：在undo page的header上分配新的undo header（trx_undo_header_create），并在redo log记一条MLOG_UNDO_HDR_CREATE日志
预留xid空间
重新初始化undo（trx_undo_mem_init_for_reuse）把undo->state设置为TRX_UNDO_ACTIVE，并把undo->state写入到第一个undo page的TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_STATE位置上

注1：TRX_UNDO_SEG_HDR表示segment header起始offset 注2：undo segment与事务trx是一一对应关系，undo segment header的状态（TRX_UNDO_STATE）跟事务当前状态也是一一对应的

如下图（引自第1篇文章）

图片.png

undo segment是个独立的段，每个undo segment包含1个header page（第1个undo page）和若干个记录undo日志的undo page。

第1个undo page中存储的是元信息：首先存储的是undo page的元信息，位于TRX_UNDO_PAGE_HDR到TRX_UNDO_SEG_HDR之间。

TRX_UNDO_PAGE_START：指向page中第一个undo log TRX_UNDO_PAGE_FREE：指向page中下一个undo log要写到的位置 TRX_UNDO_PAGE_NODE：undo segment所有page组成一个双向链表，每个page的TRX_UNDO_PAGE_NODE字段作为连接件，第一个undo page中的TRX_UNDO_PAGE_LIST作为表头


 
/* undo page header */
#define TRX_UNDO_PAGE_HDR   FSEG_PAGE_DATA
#define TRX_UNDO_PAGE_TYPE  0   /*!< TRX_UNDO_INSERT or
                    TRX_UNDO_UPDATE */
#define TRX_UNDO_PAGE_START 2   /*!< Byte offset where the undo log
                    records for the LATEST transaction
                    start on this page (remember that
                    in an update undo log, the first page
                    can contain several undo logs) */
#define TRX_UNDO_PAGE_FREE  4   /*!< On each page of the undo log this
                    field contains the byte offset of the
                    first free byte on the page */
#define TRX_UNDO_PAGE_NODE  6   /*!< The file list node in the chain
                    of undo log pages */
 
/*-------------------------------------------------------------*/
#define TRX_UNDO_PAGE_HDR_SIZE  (6 + FLST_NODE_SIZE)
                    /*!< Size of the transaction undo
                    log page header, in bytes */

之后是undo segment的元信息，位于TRX_UNDO_SEG_HDR到TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_SEG_HDR_SIZE

TRX_UNDO_STATE：表示undo segment的状态，一个undo segment可以包含多个undo log，但至多只有1个active undo log，也就是最近的undo log TRX_UNDO_LAST_LOG：指向最近的undo log的header信息 TRX_UNDO_FSEG_HEADER：存储的是undo segment对应的file segment信息，在fseg_create_general中设置（4字节space id，4字节的page no，2字节的page offset)

undo segment从buffer pool移除被persist到磁盘时，就写到file segment指定的位置上


 
#define TRX_UNDO_SEG_HDR    (TRX_UNDO_PAGE_HDR + TRX_UNDO_PAGE_HDR_SIZE)
#define TRX_UNDO_STATE      0   /*!< TRX_UNDO_ACTIVE, ... */
#define TRX_UNDO_LAST_LOG   2   /*!< Offset of the last undo log header
                    on the segment header page, 0 if
                    none */
#define TRX_UNDO_FSEG_HEADER    4   /*!< Header for the file segment which
                    the undo log segment occupies */
#define TRX_UNDO_PAGE_LIST  (4 + FSEG_HEADER_SIZE)
                    /*!< Base node for the list of pages in
                    the undo log segment; defined only on
                    the undo log segment's first page */
/*-------------------------------------------------------------*/
/** Size of the undo log segment header */
#define TRX_UNDO_SEG_HDR_SIZE   (4 + FSEG_HEADER_SIZE + FLST_BASE_NODE_SIZE)

再之后是undo log header信息，所有的undo log header都存储在第一个undo page上。

II. 从cached队列分配undo失败时，需要真正分配一个undo segment（trx_undo_seg_create）

首先要从rseg分配一个slot（trx_rsegf_undo_find_free），每个rseg至多支持1024个slot。找到空slot返回index。

如果当前rseg已满，trx_undo_seg_create返回DB_TOO_MANY_CONCURRENT_TRXS向上层报错，表示并发事务太多无法创建undo segment。

然后在rseg对应的table space创建一个新的file segment，file segment信息记在segment header的TRX_UNDO_FSEG_HEADER（fseg_create_general）。

trx_undo_seg_create在创建file segment之后，把新创建segment的page no写到rseg对应slot上建立映射关系，并返回新创建segment的page。

file segment与undo segment的映射关系，还有rseg[slot]与file segment对应page的映射关系都是在trx_undo_seg_create绑定的。cached undo不会更新这两个映射关系。

III. trx_undo_seg_create返回的page上创建新的undo header；上层负责初始化trx_undo_t数据结构

trx_undo_create为新创建的undo header创建内存数据结构trx_undo_t（trx_undo_mem_create），把undo->state设置为TRX_UNDO_ACTIVE。

IV. 分配好的trx_undo_t会加入到事务的insert_undo_list或者update_undo_list队列上

写入undo log

trx_undo_assign_undo分配undo之后，就可往其中写入undo记录。写入的page来自undo->last_page_no，初始情况下等于hdr_page_no。

update undo包含一个重要的部分：记录的当前回滚段指针要写到undo log里面，以便维护记录的历史数据链。

read view需要读老版本数据时，会通过记录中当前的回滚段指针开始向前找到可见版本的数据。

完成Undo log写入后，构建新的回滚段指针并返回（trx_undo_build_roll_ptr），这个指针也就是clustered索引记录的DB_ROLL_PTR。

回滚段指针包括rseg->id、日志所在的page no、以及page内偏移量，需要记录到clustered索引记录中。这里rseg->id用来确定rseg->space，真正用于定位undo log位置的其实是<rseg->space, undo->page，undo->page_offset>三元组。

事务prepare

设置undo->state为TRX_UNDO_PREPARED，并把这个状态写到第一个undo page的（TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_STATE）位置上。

除此之外，prepare阶段还要更新xid信息。

事务commit

在事务commit阶段，需要把undo->state设置为完成状态，并把undo加到undo segment的history list。正在提交的undo header被指向history list的第一项，表示当前事务history list最近的undo。

undo->state完成状态包括3种，在trx_undo_set_state_at_finish设置

undo只占一个page，而且第一个undo page已使用的空间小于3/4 (TRX_UNDO_PAGE_REUSE_LIMIT)：状态设置为TRX_UNDO_CACHED
不满足1的情况下，如果是insert_undo（TRX_UNDO_INSERT）：状态设置为TRX_UNDO_TO_FREE
不满足1和2的情况下，状态设置为TRX_UNDO_TO_PURGE，表示undo可能需要purge线程清理

cached undo会被到cached队列上，这个队列就是trx_undo_assign_undo提到的cached队列

设置完undo->state之后，需要把这个状态写入到第一个undo page的（TRX_UNDO_SEG_HDR+TRX_UNDO_STATE）位置上

把undo加到undo segment header的history list

Insert的old version没有实际意义，所以insert undo在事务commit时就可以释放了。

trx_undo_set_state_at_finish里面有cached策略，如果只占1个undo page，并且undo page已使用的空间不足pagesize的3/4可以被reuse，其实大部分insert undo都属于这种情况。

Update undo需要维护history list。这里先提一下trx->no，它维护了事务trx commit顺序，跟事务的trx_id一样，也是使用max_trx_id递增产生。

另外，purge_sys（purge的全局数据结构）维护个最小堆，每个rollback segment第1次事务提交时向最小堆插入数据，旨在找到trx_no最小的rollback segment进行purge。后面每次处理完1个rseg后，会把下一个undo记录的trx_no压入到这个最小堆，作为rseg的cursor。

事务commit时按照trx->no顺序，把事务当前的undo log挂到undo segment history list的表头，指向事务最近的undo log。

History list里的undo都是已提交事务的，当前事务所修改的undo log都记录在这里，按照从新->老方式排列，最老的undo log在尾部。

undo加入到history list的方式是：以undo log的TRX_UNDO_HISTORY_NODE作为连接件，加入到第一个undo page的TRX_RSEG_HISTORY。

一般来说，每次调用trx_purge_add_update_undo_to_history都会把undo加入到history list，只有在undo page无法被reuse时才更新history list大小（可以认为是个优化，最后一次更新history length）。

在此之后，trx_purge_add_update_undo_to_history会把undo log header的TRX_UNDO_TRX_NO更新为trx_no。

如果undo->del_marks是FALSE，这个函数也会更新TRX_UNDO_DEL_MARKS（undo segment创建或者reuse被初始化为TRUE），澄清这不是delete marker。

如果undo segment自创建以来（也可能是上次purge完成之后）中第1个事务commit，还需要更新purge有关的一些参数，指向下次purge从哪里开始执行。

老版本数据purge

旧版本数据不再被任何view访问就可以被删除了。5.6以上版本支持独立purge线程，用户可以通过参数Innodb_purge_threads设置purge线程个数。

有两类purge线程：

coordinator thread：srv_purge_coordinator_thread，全局只有1个
worker thread：srv_worker_thread，系统有innodb_purge_threads - 1个

coordinator thread负责启动worker thread参与到purge工作中。

增加purge线程的策略是：trx_sys->rseg_history_len比上次循环变大了或者rseg_history_len超过某一阈值，需要引进更多的worker thread。

减少purge线程的策略是：如果之前使用多个purge 线程，trx_sys->rseg_history_len并没有变大，可能需要减少worker thread。

在进行purge之前，首先要确定purge线程要做哪些工作，也就是说哪些undo log可以被purged。

purge也是通过read view来确定工作范围，被称为purge view。如果系统有活跃read view，就选取最老的read view作为purge view。

如果不存在就给trx_sys的状态打个snapshot，作为purge view，可以被purge的undo log其trx_no一定是小于系统中所有已提交事务的trx->no。

这里插一句，在事务commit时，会把产生的trx->no加入到trx_sys->serialisation_list链表，这个链表是按照trx->no升序次序排列，也就是维护了trx commit顺序。

InnoDB初始化的时候会初始化purge_sys数据结构，其中一个工作就是创建purge graph。

这是总共3层结构的图：

第1层是fork节点
第2次是thrd节点（表示purge thread）
第3层是node节点（表示purge task）

所有的thrd节点被链入到fork->thrs链表中；fork地址存储在purge_sys->query，可以通过purge_sys直接访问。

执行purge的时候总是遍历purge_sys->query->thrs链表，给每个purge线程分配purge任务（trx_purge_attach_undo_recs）。

解析undo log的调用路径如下：


 
srv_purge_coordinator_thread -> srv_do_purge -> trx_purge ->
        trx_purge_attach_undo_recs -> trx_purge_fetch_next_rec -> 
               trx_purge_get_next_rec

purge_sys->next_stored为FALSE时，表示rseg_iter当前指向的rseg无效，需要把rseg_iter移到下一个有效的rseg（TrxUndoRsegsIterator::set_next）。

purge_sys->purge_queue维护了一个最小堆，每次pop最顶元素，可以得到trx_no最小的rollback segment（TrxUndoRsegsIterator::set_next）。

5.7支持临时表的noredo的rollback segment，set_next遇到redo rollback segment和noredo rollback segment同时存在的情况会一股脑把这两个rollback segment都pop出来加入到 purge_sys->rseg_iter->m_trx_undo_rsegs数组中，也在TrxUndoRsegsIterator::set_next实现。

如果没有rollback segment需要purge话，purge_sys->rseg设置为NULL，purge线程会去睡眠（trx_purge_choose_next_log）。

一般情况下都是有rollback segment需要处理的，purge_sys->rseg更新成purge_sys->rseg_iter->m_trx_undo_rsegs的第1项（至多2项）。

purge_sys中的相应成员也要更新，指向当前rseg上次purge到的位置（TrxUndoRsegsIterator::set_next）。

update undo的del_marks域正常情况下都是TRUE，因为update/delete操作都需要对old value进行标记删除。

如果purge_sys->rseg->last_del_marks是FALSE的话，表示这是一个dummy的undo log，不需要做物理删除。这种情况下，把purge_sys->offset设置成0，做个标记表示这个undo log不需要被purged（trx_purge_read_undo_rec）。

正常情况下purge_sys->rseg->last_del_marks是TRUE，可以通过<purge_sys->rseg->space, purge_sys->hdr_page_no, purge_sys->hdr_offset>读取undo log记录（trx_purge_read_undo_rec）。

并把purge_sys以下四个域设置成undo log记录相应的信息（trx_purge_read_undo_rec）。


    purge_sys->offset = offset; /* undo log记录的offset */
    purge_sys->page_no = page_no; /* undo log记录的pageno */
    purge_sys->iter.undo_no = undo_no; /* undo log记录的undo_no，trx内部undo的序列号 */
    purge_sys->iter.undo_rseg_space = undo_rseg_space; /* undo log的tablespace */

为了保证purge_sys以上4个域一定是指向下一个有效undo log，每次读取undo log时都会捎带着读取下一个undo log，并把上面这四个域更新为下一个undo log的信息，方面后续访问（trx_purge_get_next_rec）。

如果是dummy undo，trx_purge_get_next_rec会去读prev_undo（trx_purge_rseg_get_next_history_log），用prev_log信息更新rseg中下一个purge信息。

在此之后，还会把rseg->last_trx_no压入最小堆，待后面继续处理这个rseg。然后调用trx_purge_choose_next_log选择下一个处理的rseg，并读取第一个undo log（trx_purge_get_next_rec）。

就这样挨个读取undo log，trx_purge_attach_undo_recs中有一个大循环，每次调用trx_purge_fetch_next_rec读到一个undo log后，把它存放到purge节点（purge graph的第三级节点） node->undo_recs数组里面，循环下一次执行切换到下一个thr（purge 线程）。

循环的结束条件是：

没有新的undo log
处理过的undo log达到batch size（一般是300）

达到循环结束条件后，trx_purge_attach_undo_recs返回。如果n_purge_threads > 1 (需要worker线程参与purge），coordinator线程会以round-robin方式启动n_purge_threads - 1个worker线程。

不管有没有worker线程参与purge，coordinator线程都会调用que_run_threads（在trx_purge上下文）去处理purge任务。

purge任务如何处理呢？通俗的说purge就是删除被标记delete marker的记录项。

大致过程如下：


 
srv_purge_coordinator_thread -> srv_do_purge -> trx_purge ->
        que_run_threads -> que_run_threads_low -> que_thr_step
               row_purge_step -> row_purge -> row_purge_record ->
                       row_purge_del_mark -> row_purge_remove_sec_if_poss

一般删除的原则是先删除二级索引再删除clustered索引（row_purge_del_mark）。

另一种情况是聚集索引in-place更新了，但二级索引上的记录顺序可能发生变化，而二级索引的更新总是标记删除 + 插入，因此需要根据回滚段记录去检查二级索引记录序是否发生变化，并执行清理操作（row_purge_upd_exist_or_extern）。

前面提到过在parse undo log时，可能遇到dummy undo log。返回到row_purge执行时需要判读是否是dummy undo，如果是就什么也不做。

truncate undo space

trx_purge在处理完一个batch（通常是300）之后，调用trx_purge_truncate_historypurge_sys对每一个rseg尝试释放undo log（trx_purge_truncate_rseg_history）。

大致过程是：把每个purge过的undo log从history list移除，如果undo segment中所有的undo log都被释放，可以尝试释放undo segment，这里隐式释放file segment到达释放存储空间的目的。

由于篇幅有限，这部分就不深入介绍了。