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MySQL各版本，對于add Index的處理方式是不同的，主要有三種：

（1）Copy Table方式
這是InnoDB最早支持的創建索引的方式。顧名思義，創建索引是通過臨時表拷貝的方式實現的。

新建一個帶有新索引的臨時表，將原表數據全部拷貝到臨時表，然后Rename，完成創建索引的操作。

這個方式創建索引，創建過程中，原表是可讀的。但是會消耗一倍的存儲空間。

（2）Inplace方式
這是原生MySQL 5.5，以及innodb_plugin中提供的創建索引的方式。所謂Inplace，也就是索引創建在原表上直接進行，不會拷貝臨時表。相對于Copy Table方式，這是一個進步。

Inplace方式創建索引，創建過程中，原表同樣可讀的，但是不可寫。

（3）Online方式
這是MySQL 5.6.7中提供的創建索引的方式。無論是Copy Table方式，還是Inplace方式，創建索引的過程中，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支持了所謂的Online方式創建索引。

InnoDB的Online Add Index，首先是Inplace方式創建索引，無需使用臨時表。在遍歷聚簇索引，收集記錄并插入到新索引的過程中，原表記錄可修改。而修改的記錄保存在Row Log中。當聚簇索引遍歷完畢，并全部插入到新索引之后，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采用的是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最后一個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

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123	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

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1	alter?table?t1?add?index?idx_t1_b(b);

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處理流程

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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字段修改；???// 2. 列重命名；???// 3. 行存儲格式修改；等???mysql_compare_tables() -> ha_innobase::check_if_incompatible_data();???// Inplace創建索引第一階段(主要階段)???handler0alter.cc::add_index();?????…?????// 創建索引數據字典?????row0merge.c::row_merge_create_index();???????index?= dict_mem_index_create();???????// 每個索引數據字典上，有一個trx_id，記錄創建此索引的事務???????// 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，排序并插入新索引????????row0merge.c::row_merge_build_indexes();???????????// 讀取聚簇索引，注意：只讀取其中的非刪除項???????????// 跳過所有刪除項，為什么可以這么做？往下看???????????row_merge_read_clustered_index();???????????// 文件排序???????????row_merge_sort();???????????// 順序讀取排序文件中的索引項，逐個插入新建索引中???????????row_merge_insert_index_tuples();???// 等待打開當前表的所有只讀事務提交???sql_base.cc::wait_while_table_is_used();???// 創建索引結束，做最后的清理工作???handler0alter.cc::final_add_index();???// Inplace?add?Index完畢

Inplace Add Index實現分析
在索引創建完成之后，MySQL Server立即可以使用新建的索引，做查詢。但是，根據以上流程，對我個人來說，有三個疑問點：

索引數據字典上，為何需要維護一個trx_id？
trx_id有何作用？
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遍歷聚簇索引讀取所有記錄時，為何可跳過刪除項？
只讀取非刪除項，那么新建索引上沒有版本信息，無法處理原有事務的快照讀；
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MySQL Server層，為何需要等待打開表的只讀事務提交？
等待當前表上的只讀事務，可以保證這些事務不會使用到新建索引
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根據分析，等待打開表的只讀事務結束較好理解。因為新索引上沒有版本信息，若這些事務使用新的索引，將會讀不到正確的版本記錄。

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那么InnoDB是如何處理其他那些在創建索引之前已經開始，但卻一直未提交的老事務呢？這些事務，由于前期為并未讀取當前表，因此不會被等待結束。這些事務在RR隔離級別下，會讀取不到正確的版本記錄，因為使用的索引上并沒有版本信息。

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當然，InnoDB同樣考慮到了此問題，并采用了一種比較簡介的處理方案。在索引上維護一個trx_id，標識創建此索引的事務ID。若有一個比這個事務更老的事務，打算使用新建的索引進行快照讀，那么直接報錯。

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考慮如下的并發處理流程(事務隔離級別為RR)：

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session 1:?????????????????????????????? session 2:?// 此時創建Global?ReadView?select?*?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);?// 由于ReadView在delete之前獲取?// 因此b = 1這一項應該被讀取到?select?*?from?t1?where?b = 1;

當session 1執行最后一條select時，MySQL Optimizer會選擇idx_t1_b索引進行查詢，但是索引上并沒有b = 1的項，使用此索引會導致查詢出錯。那么，InnoDB是如何處理這個情況的呢？

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處理流程：

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…?ha_innobase::index_init();???change_active_index();?????// 判斷session 1事務的ReadView是否可以看到session 2創建索引的事務?????// 此處，session 2事務當然不可見，那么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;

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MySQL Server收到InnoDB返回的錯誤之后，會將錯誤報給用戶，用戶會收到以下錯誤：

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1	mysql>?select?* from t1 where b = 1;

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

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2.Online add Index

測試表

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

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Online Add Index處理流程
SQL

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1	alter?table?t1?add?index?idx_t1_b(b);

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處理流程

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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創建的前期準備工作???prepare_inplace_alter_table();?????…?????// 修改表的數據字典信息?????prepare_inplace_alter_table_dict();???????…???????// 等待InnoDB所有的后臺線程，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創建，那么此索引上的?????????// 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、并插入到新建索引中?????// 最大的不同在于，當插入完成之后，Online?Add?Index?????// 還需要將row log中的記錄變化，更新到新建索引中?????row0merge.cc::row_merge_build_index();???????…???????// 在聚簇索引讀取、排序、插入新建索引的操作結束之后???????// 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();?????????// 暫時將新建索引整個索引樹完全鎖住?????????// 注意：只是暫時性鎖住，并不是在整個重用Row Log的?????????// 過程中一直加鎖(防止加鎖時間過長的優化，如何優化？)?????????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重放到新建索引上?????????// 重放Row Log的算法如下：?????????// 1. Row Log中記錄的是Online創建索引期間，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的方式存儲，若DML較多，那么Row Logs可能?????????//?? 會占用多個Blocks。row_log_t結構中包含兩個指針：head與tail?????????//?? head指針用于讀取Row Log，tail指針用于追加寫新的Row Log；???????????// 3.在重用Row Log時，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)???????????//?? 索引樹需要加鎖的場景：?????????//? (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是最后一個Block，那么一直加鎖?????????//???? 應用最后一個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記錄到最后一個?????????//???? Row Log Block之上；???????????// 4. 如果是創建Unique索引，那么在應用Row Log時，可能會出現?????????//?? 違反唯一性約束的情況，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設置為NULL，?????????// 標識New?Index的數據已經與聚簇索引完全一致?????????// 在此之后，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的最后步驟，做一些后續收尾工作???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后，個人仍舊遺留了幾個問題，主要的問題有：

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Online Add Index是否支持Unique索引？

確切的答案是：支持(不過存在Bug，后面分析)。InnoDB支持Online創建Unique索引。

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既然支持，就會面臨Check Duplicate Key的問題。Row Log中如果存在與索引中相同的鍵值怎么處理？怎么檢測是否存在相同鍵值？

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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的數據結構，存儲了在Row log重放過程中遇到的違反唯一性沖突的Row Log。應用完Row Log之后，外部判斷是否存在Unique沖突(有多少Unique沖突，均會記錄)，Online創建Unique索引失敗。

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Row Log是什么樣的結構，如何組織的？

在Online Add Index過程中，并發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創建的索引的獨占結構。

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Online創建索引，遵循的是先創建索引數據字典，后填充數據的方式。因此，當索引數據字典創建成功之后，新的DML操作就可以讀取此索引，嘗試進行更新。但是，由于索引結構上的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。

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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，默認大小為1M (1048576)。初始化階段，Row Log申請兩個這樣的Block。

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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(內部為鎖新建索引樹的操作實現)。

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在重放Row log時，有兩個情況下，需要鎖表：

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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的最后一個Block。若不是最后一個，跳轉完畢后，釋放鎖；使用Block內的row log不加鎖，用戶DML操作仍舊可以進行。

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情況二：在使用最后一個Block時，會一直持有鎖。此時不允許新的DML操作。保證最后一個Block重放完成之后，新索引與聚簇索引記錄達到一致狀態。

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綜上分析兩個鎖表情況，情況二會持續鎖表，但是由于也只是最后一個Block，因此鎖表時間也較短，只會短暫的影響用戶操作，在低峰期，這個影響是可以接受的。

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

由于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：新索引上缺乏版本信息，因此無法為老事務提供快照讀。

不僅如此，相對于Inplace方式，Online方式的約束更甚一籌，不僅所有小于創建此Index的事務不可使用新索引，同時，所有在新索引創建過程中開始的事務，也不能使用新索引。

這個增強的限制，在rowmerge.cc::row_merge_read_clustered_index()函數中調整，在聚簇索引遍歷完成之后，將新索引的trx_id，賦值為Online Row Log中最大的事務ID。待索引創建完成之后，所有小于此事務ID的事務，均不可使用新索引。

在遍歷聚簇索引讀取數據時，讀取的是記錄的最新版本，那么此記錄是否在Row Log也會存在？InnoDB如何處理這種情況？

首先，答案是肯定的。遍歷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。這些記錄在遍歷階段，已經被應用到新索引上，于此同時，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。

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當然，InnoDB已經考慮到了這個問題。在重放Row Log的過程中，對于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)。

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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，那么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)；

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Online Add Index是否存在Bug？

答案同樣是肯定的，存在Bug。

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其中有一個Bug，重現方案如下：

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create?table?t1 (a?int?primary?key, b?int, c?char(250))engine=innodb;?insert?into?t1(b,c)?values?(1,'aaaaaaa');?// 保證數據量夠多?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) = 196591?select?max(a)?from?t1;?// b中同樣沒有相同項?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，會產生b=196589的重復項????????????????????????????????????????????update?t1?set?b=196589?where?a=196582;????????????????????????????????????????????delete?from?t1?where?a = 262127;

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在以上的測試中，首先為表準備足夠的數據，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。

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

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1	mysql> show create table t1;

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+——-+————————————————–?| 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)

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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。

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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！

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Online Add Index可借鑒之處
在MySQL 5.6.7中學習到兩個文件操作函數：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。

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posix_fadvise函數+POSIX_FADV_DONTNEED參數，主要功能就是丟棄文件在Cache中的clean blocks。因此，若用戶不希望一個文件占用過多的文件系統Cache，可以定期的調用fdatasync()，然后接著posix_fadvise(POSIX_FADV_DONTNEED)，清空文件在Cache中的clean blocks，不錯的功能！

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轉載于:https://my.oschina.net/xiaominmin/blog/3035574

超強干貨來襲 云風專訪：近40年碼齡，通宵達旦的技術人生

總結

以上是生活随笔為你收集整理的MySQL下使用Inplace和Online方式创建索引的教程的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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