Online DDL过程介绍
0. online DDL过程介绍
ddl包含了copy和inplace方式，对于不支持online的ddl操作采用copy方式。对于inplace方式，mysql内部以“是否修改记录格式”为基准也分为两类，一类需要重建表(重新组织记录)，比如optimize table、添加索引、添加/删除列、修改列NULL/NOT NULL属性等；另外一类是只需要修改表的元数据，比如删除索引、修改列名、修改列默认值、修改列自增值等。Mysql将这两类方式分别称为rebuild方式和no-rebuild方式。更多关于哪些DDL是否可以inplace的内容可以参考官方文档：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-create-index-overview.html。
online ddl主要包括3个阶段，prepare阶段，ddl执行阶段，commit阶段，rebuild方式比no-rebuild方式实质多了一个ddl执行阶段，prepare阶段和commit阶段类似。ddl执行过程中包括三个阶段。
- Prepare阶段：
- 创建新的临时frm文件
- 持有EXCLUSIVE-MDL锁，禁止读写
- 根据alter类型，确定执行方式(copy,online-rebuild,online-norebuild)
- 更新数据字典的内存对象
- 分配row_log对象记录增量
- 生成新的临时ibd文件
- ddl执行阶段：
- 降级EXCLUSIVE-MDL锁，允许读写
- 扫描old_table的聚集索引每一条记录rec
- 遍历新表的聚集索引和二级索引，逐一处理
- 根据rec构造对应的索引项
- 将构造索引项插入sort_buffer块
- 将sort_buffer块插入新的索引
- 处理ddl执行过程中产生的增量(仅rebuild类型需要)
- commit阶段
- 升级到EXCLUSIVE-MDL锁，禁止读写
- 重做最后row_log中最后一部分增量
- 更新innodb的数据字典表
- 提交事务(刷事务的redo日志)
- 修改统计信息
- rename临时idb文件，frm文件
- 变更完成
参考资料：
http://blog.itpub.net/22664653/viewspace-2056953
http://www.cnblogs.com/cchust/p/4639397.html
可以看到在ddl执行阶段第7步和commit阶段的第2步都会重做在ddl过程产生的日志增量。该文将重点讲述日志重做阶段的相关细节。
在日志重做的过程中，我们将重点关注两个问题：1. 记录日志是怎么管理及写入的； 2. 记录日志是怎么回放的。
1. 记录日志是怎么管理及写入的？
Innodb使用结构体row_log_t对DDL过程产生的增量进行管理，它是属于索引结构dict_index_t的一部份， 在DDL过程中，对该索引做的修改将会记录在row_log_t中。
struct dict_index_t{
...
row_log_t* online_log;
/*!< the log of modifications
during online index creation;
valid when online_status is
ONLINE_INDEX_CREATION */
...
}1.1 何时进行row_log_t的分配？
在两种情况下会进行row_log_t的分配：
1) 当需要rebuild表时，为聚蔟索引分配一个row_log_t。 2) 假如不需要重建聚蔟索引，那会为新增加的每一个索引（不包括全文索引）也都会分配一个row_log_buf_t。
调用栈为：
mysql_alter_table-->handler::ha_prepare_inplace_alter_alter_table-->ha_innobase::prepare_inplace_alter_table-->prepare_inplace_alter_table_dict-->row_log_allocate.在进行row_log_allocate前会调用rw_lock_x_lock函数先将对应的索引加锁，在退出row_log_allocate函数之后调用rw_lock_x_unlock进行解锁。
1.2 row_log_allocate的过程
row_log_allocate的过程就是初始化row_log_t结构体的过程，它的结构如下：
struct row_log_t {
int fd; /*!< file descriptor */
ib_mutex_t mutex; /*!< mutex protecting error,
max_trx and tail */
page_no_map* blobs; /*!< map of page numbers of off-page columns
that have been freed during table-rebuilding
ALTER TABLE (row_log_table_*); protected by
index->lock X-latch only */
dict_table_t* table; /*!< table that is being rebuilt,
or NULL when this is a secondary
index that is being created online */
bool same_pk;/*!< whether the definition of the PRIMARY KEY
has remained the same */
const dtuple_t* add_cols;
/*!< default values of added columns, or NULL */
const ulint* col_map;/*!< mapping of old column numbers to
new ones, or NULL if !table */
dberr_t error; /*!< error that occurred during online
table rebuild */
trx_id_t max_trx;/*!< biggest observed trx_id in
row_log_online_op();
protected by mutex and index->lock S-latch,
or by index->lock X-latch only */
row_log_buf_t tail; /*!< writer context;
protected by mutex and index->lock S-latch,
or by index->lock X-latch only */
row_log_buf_t head; /*!< reader context; protected by MDL only;
modifiable by row_log_apply_ops() */
ulint n_old_col;
/*!< number of non-virtual column in
old table */
ulint n_old_vcol;
/*!< number of virtual column in old table */
const char* path; /*!< where to create temporary file during
log operation */
};其中： 1） path: 该row_log_t的数据写入临时文件的地址。 2） fd： path对应的临时文件打开时的文件描述符。 3） mutex： 用于保护max_trx和tail。 4） max_trx： 在row_log_online_op函数中能观察到的最大trx_id。 5） add_cols： 新增的列的默认值。 6） col_map: 数组，存的是原表中的列id对应到新表的列id。 7） tail: 类型为row_log_buf_t，存储的是DDL期间写入的记录，后来该详细描述。 8） head: 类型也为row_log_buf_t，是replay日志时使用的上下文，后来也将详细描述。
1.3 日志增量怎么写入的？
在onlind DDL过程中，所做的对索引的修改(包括INSERT， UPDATE， DELETE操作)在完成之后，也将会记录在它的online_log中。其中涉及的函数包括：
row_log_table_insert();
row_log_table_update();
row_log_table_delete();其中row_log_table_insert和row_log_table_update都调用的相同的函数。此外，三者的逻辑也大体相同。以下以INSERT举例，过程：
1) 计算出要写入的日志的记录的长度。 2) 调用row_log_table_open，返回一个写入的位置b。 3) 构建记录，将记录写入位置b。 4) 调用row_log_table_close结束此次日志的写入。
在这个过程中，row_log_table_open和row_log_table_close负责操作row_buf_t结构体。
回顾一下之前介绍的row_buf_t的结构，其中类型为row_log_buf_t的tail是实际写入的位置，它的结构如下：
/** Log block for modifications during online ALTER TABLE */
struct row_log_buf_t {
byte* block; /*!< file block buffer */
ut_new_pfx_t block_pfx; /*!< opaque descriptor of "block". Set
by ut_allocator::allocate_large() and fed to
ut_allocator::deallocate_large(). */
mrec_buf_t buf; /*!< buffer for accessing a record
that spans two blocks */
ulint blocks; /*!< current position in blocks */
ulint bytes; /*!< current position within block */
ulonglong total; /*!< logical position, in bytes from
the start of the row_log_table log;
0 for row_log_online_op() and
row_log_apply(). */
};其中： 1) block： 用来写入记录日志的buffer的位置，它的大小由参数innodb-sort-buffer-size决定，默认为1MB。 2) buf: 是个定长数组，用于处理跨越两个块的记录的buffer。 3) blocks： 当block空间使用完，会将block的数据写入临时文件中，再次利用block的空间。block字段用于记录当前处理的block的个数。 4) bytes: 用于记录当前block内已经使用的字节数。
row_log_table_open函数过程： 1) 首先获得row_log_t::mutex，保证互斥访问。 2) 当前的row_log_t::tail.block为空，即第一次使用时，申请大小为innodb-sort-buffer-size（srv_sort_buf_size）的内存，赋值row_log_t::tail.block。 3) 计算当前row_log_buf_t::block中可写入的内存的大小，计算方式是innodb-sort-buffer-size - row_log_buf_t::bytes。 4) 如果可写入的空间的大小少于当前请求的记录日志的长度，意味着这一条日志在逻辑上跨越了两个block。此时，返回定长数组row_log_buf_t::buf；否则，返回的是block中的位置，偏移量为row_log_buf_t::bytes。
记录日志写入row_log_table_open函数的内存位置之后调用row_log_table_close，过程： 1) 如果此时写入的日志总量超过srv_online_max_size，则会报错。 2) 如果写入的位置是row_log_buf_t::buf，意味着写入的记录是当前block的最后一条。此时将把row_log_buf_t::block和row_log_buf_t::buf中的数据写入临时文件中。由于最后一条记录写在了buf中，block中还有部份空余空间，将buf的前面部份的内容拷贝至buffer中空余部份。 3) 如果是第一次block空间用完，将生成一个临时文件，文件名和文件描述符将写在row_log_t::path和row_log_t::fd。 4) 通过row_log_buf_t::blocks计算文件中的偏移量offset，计算方式是row_log_buf_t::blocks × innodb-sort-buffer-size（srv_sort_buf_size）。 5) 将row_log_buf_t::block中的数据写入临时文件偏移量为offset的位置，row_log_buf_t::blocks自增一，表示写入临时文件的block数量增加一个。 6) 将buf_log_buf_t::buf在2)中未被拷贝至row_log_buf_t::block中的数据拷贝至row_log_buf_t，修改row_log_buf_t::bytes。 7) 将该条写入记录日志的长度增加到row_log_buf_t::total中。 8) 释放row_log_t::mutex。
以上将日志写入的过程介绍完毕。
2. 日志是怎么回放的？
online DDL在DDL执行阶段和commit阶段会有两次日志回放。在第一次记录回放的同时，记录日志依然在写入。怎么保证两个过程不互相干扰，其中row_log_t::head起了关键的作用。从名字上看，tail相当于当前日志的尾部，head相当于当前日志的头部。回放时，head的位置不超过tail并且不与tail同时进行读写即可。
row_log_buf_t head; /*!< reader context; protected by MDL only;
modifiable by row_log_apply_ops() */row_log_table_apply是回放日志时调用的函数，首先它对先对索引加X锁，再调row_log_table_apply_ops进行具体的回放逻辑，在row_log_table_apply_ops返回之类再进行解锁。row_log_table_apply_ops函数用于处理块和记录间的回放顺序的逻辑，为了避免阻塞日志的写入，在这个过程中存在多次加锁解锁过程；row_log_table_apply_op函数则是用于处理回放单条记录的逻辑。
它们的调用关系为row_log_table_apply→row_log_table_apply_ops→row_log_table_apply_op。
row_log_table_apply_ops函数执行过程，row_log_buf_t::head用于处理读取日志记录的上下文，此外有两对变量： 1) mrec和mrec_end，用于标志当前处理的记录日志的开头和结尾； 2) next_mrec和next_mrec_end，用于标志待处理的block的开头和结尾。
row_log_table_apply_ops函数执行过程： 1) 进入函数前持有索引的X锁，此时是阻塞写入的。 2) 判断row_log_buf_t::head是否是row_log_buf_t::tail是同处于同个block。根据不同的结果分别进入3)或者4)。 3) 如果不属于同一个block，表示数据应该从临时文件中读取。此时将索引解锁，通过row_log_buf_t::block和innodb-sort-buffer-size（srv_sort_buf_size）计算offset在临时文件中读取数据至row_log_buf_t::head.block，大小为innodb-sort-buffer-size（srv_sort_buf_size），将row_log_buf_t::head.block的头部和尾部指针赋给next_mrec和next_mrec_end。 4) 如果属于同一个block，表示当前处理的块已经是最后一个，不对索引解锁，保证在最后一个block上记录日志的写入和回放是互斥的。如果block中没有数据，表示记录日志已经处理完毕，跳至12)。否则将row_log_buf_t::block的头部指针和尾部指针赋给next_mrec和next_mrec_end。 5) 如果此时mrec不为空，表示上一个block的最后一条记录日志不完整，它的前半部份数据放置在row_log_buf_t::buf中，而mrec_end指向这条不完整的记录的尾部，后一半部份在新读的block的开头部份。此时将next_mrec的开头部份的数据拷贝至row_log_buf_t::buf中mrec_end之后将整个数组填满，调用row_log_table_apply_op处理这一条跨越两个block的记录，返回下一条记录的开头的指针并赋值给mrec。通过计算mrec - mrec_end可以得出该条记录的后半段的长度，通过该值修改next_mrec_end。 6) 将next_mrec和next_mrec_end分别赋值给mrec和mrec_end。 7) 此时进入一个while循环，依次调用row_log_table_apply_op处理记录日志，返回下一条记录的头部指针赋值next_mrec。 8) 如果next_mrec与next_mrec_end相等并且当前持有索引锁，意味着处理的block已经是最后一个，记录日志处理完毕，跳到4)。 9) 如果next_mrec与next_mrec_end相等但是当前不持有索引锁，意味着处理的block不是最后一个，row_block_buf_t::block自增一，对索引加X锁，跳到2)。 10) 如果next_mrec不等于NULL但是next_mrec与next_mrec_end不相等，表示block还有记录未被处理，跳到7)。 11) 如果next_mrec等于空，表示block存在跨越两个block的记录，将该条记录的前半部份拷贝至row_log_buf_t::buf中，修改mrec和mrec_end指它们指向buf该条不完整的记录的头部和尾部。跳至9）。 12) 当所有的记录处理结束之后，如果索引没有加锁，则会为它加上X锁。调用row_log_block_free函数清理row_log_buf_t::head的内存。
row_log_table_apply_op函数用于处理单条记录日志，参数mrec和mrec_end分别表示当前处理的记录的头部和该block的尾部，返回下一条记录的开头指针。日志记录的格式大致可以分为三个主要部份：OP|Pysical Record| Virtual Record。 过程： 1) 根据mrec的第一个字节判断操作类型，分别三种：ROW_T_INSERT和ROW_T_DELETE、ROW_T_UPDATE。 2) 根据不同类型计算Pysical Record和Virtual Record的总长。 3) 当记录日志总长超过mrec_end的尾部，则返回NULL。 4) 当记录日志总长不超过mrec_end，该条记录可以被处理。根据不同的类型分别调用row_log_table_apply_insert和row_log_table_apply_delete、row_log_table_apply_update函数进行处理。
3. 总结
关于online DDL中的其它细节较多，本文只对大体实现流程做了介绍，没有对所有的细节做更为详细的介绍。若有错误，还请大家指出。