InnoDB btree latch 优化历程

栏目: IT技术 · 发布时间: 4年前

内容简介：(一般在数据库里面latch 指的是物理Lock, Lock 指的是事务的逻辑lock, 这里混用)在InnoDB 的实现中, btree 主要有两种lock: index lock 和 page lockindex lock 就是整个Index 的lock, 具体在代码里面就是 dict_index->lock

(一般在数据库里面latch 指的是物理Lock, Lock 指的是事务的逻辑lock, 这里混用)

在InnoDB 的实现中, btree 主要有两种lock: index lock 和 page lock

index lock 就是整个Index 的lock, 具体在代码里面就是 dict_index->lock

page lock 就是我们在btree 里面每一个page 的变量里面都会有的 lock

当我们说btree lock的时候, 一般同时包含 index lock 和 page lock 来一起实现

在5.6 的实现里面比较简单,btree latch 大概是这样的流程

如果是一个查询请求
- 那么首先把btree index->lock S LOCK
- 然后直到找到 leaf node 以后, 对leaft node 也是 S LOCK, 然后把index-> lock 放开
如果是一个修改leaf page 请求
- 同样把btree index-> lock S LOCK
- 然后直到找到leaf node 以后, 对leaf node 执行 X LOCK, 因为需要修改这个page. 然后把index->lock 放开. 到这里又分两种场景了, 对于这个page 的修改是否会引起 btree 的变化
  - 如果不会, 那么很好, 对leaf node 执行了X LOCK 以后, 修改完数据返回就可以
  - 如果会, 那么需要执行悲观插入操作, 重新遍历btree.
    
    对btree inex 加X LOCK, 执行btr_cur_search_to_nth_level 到指定的page.
    
    因为leaft node 修改, 可能导致整个沿着leaf node 到root node 的btree 都会随着修改, 因此必须让其他的线程不能访问到, 因此需要整个btree 加X LOCK, 那么其他任何的查询请求都不能访问了, 并且加了index X LOCK 以后, 进行record 插入到page, 甚至可能导致上一个Level 的page 也需要改变, 这里需要从磁盘中读取数据, 因此可能有磁盘IO, 这就导致了加X LOCK 可能需要很长一段时间, 这段时间sread 相关的操作就都不可访问了
    
    这里具体的代码在 row_ins_clust_index_entry
    
    首先尝试乐观的插入操作
    
    err = row_ins_clust_index_entry_low( 0, BTR_MODIFY_LEAF, index, n_uniq, entry, n_ext, thr, &page_no, &modify_clock);
    
    然后这里如果插入失败, 再尝试悲观的插入操作,
    
    return(row_ins_clust_index_entry_low( 0, BTR_MODIFY_TREE, index, n_uniq, entry, n_ext, thr, &page_no, &modify_clock));
    
    从这里可以看到, 唯一的区别在于这里latch_mode = BTR_MODIFY_LEAF 或者 BTR_MODIFY_TREE. 并且由于btr_cur_search_to_nth_level 是在函数 row_ins_clust_index_entry_low 执行, 那么也就是尝试了乐观操作失败以后, 重新进行悲观插入的时候, 需要重新遍历btree

从上面可以看到, 5.6 里面只有对整个btree 的index lock, 以及在btree 上面的leaf node page 会有lock, 但是btree 上面non-leaf node 并没有 lock.

这样的实现带来的好处是代码实现非常简单, 但是缺点也很明显由于在SMO 操作的过程中, 读取操作也是无法进行的, 并且SMO 操作过程可能有IO 操作, 带来的性能抖动非常明显, 我们在线上也经常观察到这样的现象.

所以有了官方的改动, 其实这些改动在5.7 就引入, 我们这里以8.0 为例子:

主要有这两个改动

引入了sx lock
引入了non-leaf page lock

引入SX Lock 以后

首先介绍一下 SX Lock, SX Lock 在index lock 和 page lock 的时候都可能用到.

SX Lock 是和 S LOCK 不冲突, 但是和 X LOCK 冲突的, SX LOCK 和 SX LOCK 之间是冲突的.

SX LOCK 的意思我有意向要修改这个保护的范围, 但是现在还没开始修改, 所以还可以继续访问, 但是要修改以后, 就无法访问了. 因为我有意向要修改, 因此不能允许其他的改动发生, 因此和 X LOCK 是冲突的.

目前主要用途是标记搜索路径上的page sx lock, 当确认需要修改了以后, 见这些page sx lock 转换成x lock

SX LOCK 的引入由这个 WL 加入 WL#6363

可以认为 SX LOCK 的引入是为了对读操作更加的优化, SX lock 是和 X lock 冲突, 但是是和 S lock 不冲突的, 将以前需要加X lock 的地方改成了SX lock, 因此对读取更加友好了

引入non-leaf page lock

其实这也是大部分商业数据库都是这样, 除了leaf page 有page lock, non-leaf page 也有page lock.

主要的想法还是 Latch coupling, 在从上到下遍历btree 的过程中, 持有了子节点的page lock 以后, 再把父节点的page lock 放开, 这样就可以尽可能的减少latch 的范围. 这样的实现就必须保证non-leaf page 也必须持有page lock.

不过这里InnoDB 并未把index->lock 完全去掉, 这就导致了现在InnoDB 同一时刻仍然只有同时有一个 BTR_MODIFY_TREE 操作在进行, 从而在激烈并发修改btree 结构的时候, 性能下降明显.

回到5.6 的问题

可以看到在5.6 里面, 最差的情况是如果要修改一个btree leaf page, 这个btree leaf page 可能会触发btree 结构的改变, 那么这个时候就需要加一整个index X LOCK, 但是其实我们知道有可能这个改动只影响当前以及上一个level 的btree page, 如果我们能够缩小LOCK 的范围, 那么肯定对并发是有帮助的.

那么到了8.0

如果是一个查询请求
- 那么首先把btree index->lock S LOCK
- 然后沿着搜索btree 路径, 遇到的non-leaf node page 都加 S LOCK
- 然后直到找到 leaf node 以后, 对leaft node page 也是 S LOCK, 然后把index-> lock 放开
如果是一个修改leaf page 请求
- 同样把btree index-> lock S LOCK, 通过对non-leaf node page 都加S LOCK
- 然后直到找到leaf node 以后, 对leaf node 执行 X LOCK, 因为需要修改这个page. 然后把index->lock 放开. 到这里又分两种场景了, 对于这个page 的修改是否会引起 btree 的变化
  - 如果不会, 那么很好, 对leaf node 执行了X LOCK 以后, 修改完数据返回就可以
  - 如果会, 那么需要执行悲观插入操作, 重新遍历btree. 这时候给index->lock 是加 SX LOCK
    
    因为已经给btree 加上sx lock, 那么搜索路径上的btree 的page 都不需要加 lock, 但是需要把搜索过程中的page 保存下来, 最后阶段给搜索路径上有可能发生结构变化的page 加x lock.
    
    这样就保证了在搜索的过程中, 对于read 操作的影响降到最低.
    
    只有在最后阶段确定了本次修改btree 结构的范围, 对可能发生结构变化的page 加X lock 以后, 才会有影响.
  - 8.0 里面, SMO 操作过程中, 拿着sx lock 的持续时间是
    
    持有sx lock 的时间:
    
    第一次btr_cur_optimistic_insert insert 失败以后, 在 row_ins_clust_index_entry 会调用
    
    row_ins_clust_index_entry_low(flags, BTR_MODIFY_TREE …) 进行插入, 在 row_ins_clust_index_entry_low 里面, 在btr_cur_search_to_nth_level 函数里面加上 sx lock, 到这里btree 因为已经加了sx lock, 就已经无法进行smo 操作了, 然后接下来仍然会尝试先乐观插入,这个时候sx lock 依然持有, 失败的话, 再尝试悲观插入操作.
    
    释放sx lock 的时间:
    
    在悲观插入操作里面会一直持有sx lock, 直到在 btr_page_split_and_insert 内部, 将新的page2 已经产生, 同时page2 已经连接上father node 之后. 并且这次发生SMO 的page 还需要是leaf page, 否则一直持有sx lock, 直到SMO 操作完成, 并且insert 成功才会释放
    
    具体执行SMO 操作并且insert 的函数是 btr_page_split_and_insert
    
    btr_page_split_and_insert 操作大概有8个流程:
    1. 从要分裂的page 中, 找到要split 的record, split 的时候要保证split 的位置是record 的边界
    2. 分配一个新的索引页
    3. 分别计算page, 和new_page 的边界record
    4. 在上一级索引页(父节点)添加新的索引页的索引项, 如果上一级没有足够的空间, 那么就触发父节点的分裂操作了
    5. 连接当前索引页, 当前索引页prev_page, next_page, father_page, 新创建的 page. 当前的连接顺序是先连接父节点, 然后是prev_page/next_page, 最后是 page 和 new_page (在这一步结束之后就可以放开index->sx lock)
    6. 将当前索引页上的部分Record 移动到新的索引页
    7. SMO 操作已经结束, 计算本次insert 要插入的page 位置
    8. 进行insert 操作, 如果insert 失败, 通过reorgination page 重新尝试插入

现有代码里面只有一个场景会对index->lock X lock. 也就是

if (lock_intention == BTR_INTENTION_DELETE &&
      trx_sys->rseg_history_len > BTR_CUR_FINE_HISTORY_LENGTH &&
      buf_get_n_pending_read_ios()) { 如果这次lock_intention 是BTR_INTENTION_DELETE, 并且history list 过长, 才会对 index 加 x lock

总结:

8.0 比5.6 改进的地方

在5.6 里面, 写入的时候, 如果有SMO 在进行, 那么就需要把整个index->lock x lock, 那么在SMO 期间所有的read 操作也是无法进行的.

在8.0 里面SMO 操作的过程中是允许有read 和乐观写入操作的.

但是8.0 里面还有一个约束就是同一时刻只能有一个SMO 正在进行, 因为SMO 的时候需要拿 sx lock. sx lock 和 sx lock 是冲突的, 这也是目前8.0 主要问题.

优化点

当然这里还是有优化点.

依然有全局的index->lock, 虽然是sx lock, 但是理论上按照8.0 的实现, 可以完全将index lock 放开, 当然很多细节需要处理
在执行具体的分裂操作过程中, btr_page_split_and_insert 里面的持有index lock 是否还可以优化?
- 比如按照一定的顺序的话, 是否将新创建page 连接到new_page 以后就可以放开index->lock
- 还可以考虑发生SMO 的page 持有x lock 的时间.
  
  目前会持有整个路径上的page x lock 直到SMO 操作结束, 并且这次insert 完成, 同时需要一直持有fater_page, prev_page, next_page 的x lock, 是否可以减少持有page 的个数, 比如这个优化 BUG#99948
- btr_attach_half_pages 中多次通过btr_cur_search_to_nth_level 将father link, prev link, next link 等建立好的操作新执行一次 btr_page_get_father_block 对btree 进行遍å 在该函数里面有需要重新执行 btr_cur_search_to_n¥的..
每次进行btr_cur_search_to_nth_level, 搜索路徣么就不需要重新遍历.
是否还需要保留先乐½的避免悲观insert, 因此沿用到了目前的8.0 实现ä

InnoDB btree latch 优化历程

(一般在数据库里面latch 指的是物理Lock, Lock 指的是事务的逻辑lock, 这里混用)

在InnoDB 的实现中, btree 主要有两种lock: index lock 和 page lock

index lock 就是整个Index 的lock, 具体在代码里面就是 dict_index->lock

page lock 就是我们在btree 里面每一个page 的变量里面都会有的 lock

当我们说btree lock的时候, 一般同时包含 index lock 和 page lock 来一起实现

在5.6 的实现里面比较简单,btree latch 大概是这样的流程

如果是一个查询请求
- 那么首先把btree index->lock S LOCK
- 然后直到找到 leaf node 以后, 对leaft node 也是 S LOCK, 然后把index-> lock 放开
如果是一个修改leaf page 请求
- 同样把btree index-> lock S LOCK
- 然后直到找到leaf node 以后, 对leaf node 执行 X LOCK, 因为需要修改这个page. 然后把index->lock 放开. 到这里又分两种场景了, 对于这个page 的修改是否会引起 btree 的变化
  - 如果不会, 那么很好, 对leaf node 执行了X LOCK 以后, 修改完数据返回就可以
  - 如果会, 那么需要执行悲观插入操作, 重新遍历btree.
    
    对btree inex 加X LOCK, 执行btr_cur_search_to_nth_level 到指定的page.
    
    因为leaft node 修改, 可能导致整个沿着leaf node 到root node 的btree 都会随着修改, 因此必须让其他的线程不能访问到, 因此需要整个btree 加X LOCK, 那么其他任何的查询请求都不能访问了, 并且加了index X LOCK 以后, 进行record 插入到page, 甚至可能导致上一个Level 的page 也需要改变, 这里需要从磁盘中读取数据, 因此可能有磁盘IO, 这就导致了加X LOCK 可能需要很长一段时间, 这段时间sread 相关的操作就都不可访问了
    
    这里具体的代码在 row_ins_clust_index_entry
    
    首先尝试乐观的插入操作
    
    err = row_ins_clust_index_entry_low( 0, BTR_MODIFY_LEAF, index, n_uniq, entry, n_ext, thr, &page_no, &modify_clock);
    
    然后这里如果插入失败, 再尝试悲观的插入操作,
    
    return(row_ins_clust_index_entry_low( 0, BTR_MODIFY_TREE, index, n_uniq, entry, n_ext, thr, &page_no, &modify_clock));
    
    从这里可以看到, 唯一的区别在于这里latch_mode = BTR_MODIFY_LEAF 或者 BTR_MODIFY_TREE. 并且由于btr_cur_search_to_nth_level 是在函数 row_ins_clust_index_entry_low 执行, 那么也就是尝试了乐观操作失败以后, 重新进行悲观插入的时候, 需要重新遍历btree

从上面可以看到, 5.6 里面只有对整个btree 的index lock, 以及在btree 上面的leaf node page 会有lock, 但是btree 上面non-leaf node 并没有 lock.

所以有了官方的改动, 其实这些改动在5.7 就引入, 我们这里以8.0 为例子:

主要有这两个改动

引入了sx lock
引入了non-leaf page lock

引入SX Lock 以后

首先介绍一下 SX Lock, SX Lock 在index lock 和 page lock 的时候都可能用到.

SX Lock 是和 S LOCK 不冲突, 但是和 X LOCK 冲突的, SX LOCK 和 SX LOCK 之间是冲突的.

目前主要用途是标记搜索路径上的page sx lock, 当确认需要修改了以后, 见这些page sx lock 转换成x lock

SX LOCK 的引入由这个 WL 加入 WL#6363

引入non-leaf page lock

其实这也是大部分商业数据库都是这样, 除了leaf page 有page lock, non-leaf page 也有page lock.

回到5.6 的问题

那么到了8.0

如果是一个查询请求
- 那么首先把btree index->lock S LOCK
- 然后沿着搜索btree 路径, 遇到的non-leaf node page 都加 S LOCK
- 然后直到找到 leaf node 以后, 对leaft node page 也是 S LOCK, 然后把index-> lock 放开
如果是一个修改leaf page 请求
- 同样把btree index-> lock S LOCK, 通过对non-leaf node page 都加S LOCK
- 然后直到找到leaf node 以后, 对leaf node 执行 X LOCK, 因为需要修改这个page. 然后把index->lock 放开. 到这里又分两种场景了, 对于这个page 的修改是否会引起 btree 的变化
  - 如果不会, 那么很好, 对leaf node 执行了X LOCK 以后, 修改完数据返回就可以
  - 如果会, 那么需要执行悲观插入操作, 重新遍历btree. 这时候给index->lock 是加 SX LOCK
    
    因为已经给btree 加上sx lock, 那么搜索路径上的btree 的page 都不需要加 lock, 但是需要把搜索过程中的page 保存下来, 最后阶段给搜索路径上有可能发生结构变化的page 加x lock.
    
    这样就保证了在搜索的过程中, 对于read 操作的影响降到最低.
    
    只有在最后阶段确定了本次修改btree 结构的范围, 对可能发生结构变化的page 加X lock 以后, 才会有影响.
  - 8.0 里面, SMO 操作过程中, 拿着sx lock 的持续时间是
    
    持有sx lock 的时间:
    
    第一次btr_cur_optimistic_insert insert 失败以后,>lock 是加 SX LOCK
    
    因为已经给btree 加上sx lock, 那么搜索路径上的btree 的page 都不需要加 lock, 但是需要把搜索过程中的page 保存下来, 最后阶段给搜索路径上有可能发生结构变化的page 加x lock.
    
    这样就保证了在搜索的过程中, 对于read 操作的影响降到最低.

,这个时候sx lock 依然持有, 失败的话, 再尝试悲观æ搜索路径上有可能发生结构变化的page 加x lock.

这样就保证了在搜索的过程中,  对于resp. 

   这样就保证了在搜索的过程中,  对于ree2 已经连接上father node 之后.  并且这次发生SMO 的page 还需要是leaf page, 否则一直持有sx lock, 直到SMO 操作完成, 并且insert 成功才会释放

   ![Imgur](https://i.imgur.com/ye4VVpc.png)

   具体执行SMO 操作并且insert 的函数是 btr_page_split_and_insert

   btr_page_split_and_insert 操作大概有8个流程:

   1. 从要分裂的page 中, 找到要split 的record, split 的时候要保证split 的位置是record 的边界
   2. 分配一个新的索引页
   3. 分别计算page, 和new_page 的边界record
   4. 在上一级索引页(父节点)添加新的索引页的索引项, 如果上一级没有足够的空间, 那么就触发父节点的分裂操作了
   5. 连接当前索引页, 当前索引页prev_page, next_page, father_page, 新创建的 page. 当前的连接顺序是先连接父节点, 然后是prev_page/next_page, 最后是 page 和 new_page  (在这一步结束之后就可以放开index->sx lock)
   6. 将当前索引页上的部分Record 移动到新的索引页
   7. SMO 操作已经结束, 计算本次insert 要插入的page 位置
   8. 进行insert 操作, 如果insert 失败, 通过reorgination page 重新尝试插入

现有代码里面只有一个场景会对index->lock X lock. 也就是

if (lock_intention == BTR_INTENTION_DELETE &&
      trx_sys->rseg_history_len > BTR_CUR_FINE_HISTORY_LENGTH &&
      buf_get_n_pending_read_ios()) { 如果这次lock_intention 是BTR_INTENTION_DELETE, 并且history list 过长, 才会对 index 加 x lock

总结:

8.0 比5.6 改进的地方

在5.6 里面, 写入的时候, 如果有SMO 在进行, 那么就需要把整个index->lock x lock, 那么在SMO 期间所有的read 操作也是无法进行的.

在8.0 里面SMO 操作的过程中是允许有read 和乐观写入操作的.

但是8.0 里面还有一个约束就是同一时刻只能有一个SMO 正在进行, 因为SMO 的时候需要拿 sx lock. sx lock 和 sx lock 是冲突的, 这也是目前8.0 主要问题.

优化点

当然这里还是有优化点.

依然有全局的index->lock, 虽然是sx lock, 但是理论上按照8.0 的实现, 可以完全将index lock 放开, 当然很多细节需要处理
在执行具体的分裂操作过程中, btr_page_split_and_insert 里面的持有index lock 是否还可以优化?
- 比如按照一定的顺序的话, 是否将新创建page 连接到new_page 以后就可以放开index->lock
- 还可以考虑发生SMO 的page 持有x lock 的时间.
  
  目前会持有整个路径上的page x lock 直到SMO 操作结束, 并且这次insert 完成, 同时需要一直持有fater_page, prev_page, next_page 的x lock, 是否可以减少持有page 的个数, 比如这个优化 BUG#99948
- btr_attach_half_pages 中多次通过°是将father link, prev link, next link 等建立好的操作其实这一步操作是可以避免的. 因为这时inlock 了, father 肯定不会变了的, 那么可以将上次索路径都没有改变, 那么就不需要重新遍历.
需要保留先乐观insert 再悲观insert 的操作过程?

我理解现有的流程是因为在5.6 的实现中, 悲观insert 操作的开销太大, 从而尽可能的避免悲观insert, 因此沿用到了目前的8.0 实现中.这种多次insert 需要多次遍历btree, 带来额外开销

talking

https://dom.as/2011/07/03/innodb-index-lock/

https://dev.mysql.com/worklog/task/?id=6326

以上就是本文的全部内容，希望本文的内容对大家的学习或者工作能带来一定的帮助，也希望大家多多支持码农网

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目前主要用途是标记搜索路径上的page sx lock, 当确认需要修改了以后, 见这些page sx lock 转换成x lock

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总结:

优化点