StoneDB 开源地址
https://github.com/stoneatom/stonedb
设计：小艾
审核：丁奇、李浩
责编：宇亭
作者：罗中天
浙江大学 - 软件工程 - 在读硕士、StoneDB 内核研发实习生
2023 年 StoneDB 开源之夏我的项目当选学生
redo log 类型
innodb 的 redo log 是带有逻辑意义的物理日志：物理指的是 redo log 是针对某一个页来说的，每条 redo log 都会有 Type、Space ID、Page Number 等信息，如下图所示；逻辑指的是一条 redo log 中可能形容的不是在页面上的某个偏移量的地位上写入若干个字节的数据，而是形容在页面上插入或者删除一条什么样的记录。
redo log 的通用构造为
Type (1) + Space ID (4) + Page Number (4) + Body
Type 的最高位是一个 Single Record Flag 标记位，如果为 1，示意该 redo log 独自形成一个 mtr。
redo log 依据作用的对象，又能够分为作用于 Page 的 redo log，作用于 space 的 redo log 和提供额定信息的 redo log。
作用于 page 的 redo log
大多数的 redo log 属于这一类别，常见的有 MLOG\_1BYTE、MLOG\_2BYTES、MLOG\_4BYTES、MLOG\_8BYTES、MLOG\_REC\_INSERT、MLOG\_REC\_CLUST\_DELETE\_MARK、MLOG\_REC\_UPDATE\_IN\_PLACE 等。其中 MLOG\_1BYTE、MLOG\_2BYTES、MLOG\_4BYTES、MLOG\_8BYTES 形容了在页面的某个偏移量处写入若干个字节的数据；MLOG\_REC\_INSERT 形容了在页面上插入一条记录；MLOG\_REC\_CLUST\_DELETE\_MARK 形容了在聚簇索引的页面上删除一条记录（用户线程删除的操作只会打 delete 标记，物理删除的操作由 purge 线程来做）；MLOG\_REC\_UPDATE\_IN\_PLACE 形容了在聚簇索引的页面上原地更新一条记录（即批改的是非索引列的字段，二级索引上的更新不会产生该条日志，因为二级索引上的记录没有版本链，所以更新操作产生的 redo log 为 MLOG\_REC\_CLUST\_DELETE\_MARK + MLOG\_REC\_INSERT）。
MLOG\_REC\_INSERT
MLOG\_REC\_INSERT 类型的 redo log body 局部的格局为
version (1): 版本信息 flag (1)n (2): 字段的数量 inst_cols (2)n_uniq (2): 主键的数量 n 个字段的长度 (n * 2)offset (2): 前一条记录在页面中的偏移量 end_seg_len (compressed): 从 mismatch_index 开始的记录长度，最低位是标记位 info_and_status_bits (1)origin_offset (compressed): record header 的长度 mismatch_index (compressed): 和前一个记录相比第一个不一样的地位 data (end_seg_len >> 1): 该 redo log 对应的记录从 mismatch_index 开始的数据
可见，MLOG\_REC\_INSERT 类型的 redo log 进行了前缀压缩
MLOG\_REC\_CLUST\_DELETE\_MARK
version (1): 版本信息 flag (1)n (2): 字段的数量 inst_cols (2)n_uniq (2): 主键的数量 n 个字段的长度 (n * 2)flags (1)val (1): 设置还是勾销 delete flagpos (compressed): trx_id 在记录中的偏移量 roll_ptr (7)trx_id (compressed)offset (2): 记录 origin offset 的地位在页面中的偏移量
MLOG\_REC\_UPDATE\_IN\_PLACE
version (1): 版本信息 flag (1)n (2): 字段的数量 inst_cols (2)n_uniq (2): 主键的数量 n 个字段的长度 (n * 2)flags (1)pos (compressed): trx_id 在记录中的偏移量 roll_ptr (7)trx_id (compressed)rec_offset (2): 记录在页面中的偏移量 info_bits (1)n_fields (compressed): 批改的字段的数量对 n_fields 个批改字段的形容 field_no (compressed): 字段的编号 len (compressed): 字段的长度 data (len): 数据
作用于 space 的 redo log
这类 redo log 形容的是针对一个 space 文件的批改，因为这类文件不是 write ahead 的，而是在文件操作后才记录的，所以在复原的过程中只会对于文件的状态做一些查看。这类 rede log 不是本文的重点，在后续不再赘述。
提供额定信息的 redo log
这一类的 redo log 次要指的是 MLOG\_MULTI\_REC\_END，只由一个字节的 Type 形成，用于标识一个 mini transaction（简称 mtr）的结尾。
recovery 原理
innodb 的 recovery 从 innodb 启动的时候开始执行，大略流程如下：
1、从 ib\_logfile 文件的 header 中找到 checkpoint lsn，作为 recovery 的终点
2、每次从 ib\_logfile 文件中读取 64KB 的 redo log 到内存中
3、将每个 log block 的 header 和 trail 去掉后，拼出一份间断的日志
4、以 mtr 为单位进行解析
4.1、判断 MLOG\_SINGLE\_REC\_FLAG 标记位，如果一个 mtr 只由单条日志形成，间接解析后放入哈希表；
4.2、如果一个 mtr 由多条日志形成，须要先找到 MLOG\_MULTI\_REC\_END 类型的日志，确定 mtr 的起点，并退出缓存中，而后将缓存中所有的日志都放入哈希表中
5、将哈希表中的 redo log 进行重放
note：这里不间接在解析的时候回放，而是插入哈希表中回放的益处是：可能会有很多 redo log 作用在同一个 page 上，将这些 redo log 应用一次 IO 进行重放，能够放慢重放的速度。该哈希表包含两层，第一层以 space\_id 为 key，第二层以 page\_no 为 key。
调用栈如下所示（上面的源码基于 MySQL8.0.30 版本）
// storage/innobase/srv/srv0start.ccsrv_start // 从零碎表的第一个页中获取 flushed_lsn // 如果是失常 shutdown 的话，会做一次同步的全量 checkpoint，会在零碎表的第一个页中写入 checkpoint 的 lsn srv_sys_space.open_or_create(false, create_new_db, &sum_of_new_sizes, &flushed_lsn); read_lsn_and_check_flags(flush_lsn); it->validate_first_page(it->m_space_id, flushed_lsn, false); *flush_lsn = mach_read_from_8(m_first_page + FIL_PAGE_FILE_FLUSH_LSN); recv_recovery_from_checkpoint_start(*log_sys, flushed_lsn); // 每个 ib_logfile 文件有 2KB 的 header，在 header 的第 2 个 log block 和第 4 个 log block 中的 8 字节偏移量处别离存有 checkpoint1 和 checkpoint2 // 当 checkpoint_no 为偶数时，写入 checkpoint1，为奇数时，写入 checkpoint2 // 遍历所有的 ib_logfile 文件，别离从其 header 中取出两个 checkpoint lsn，取最大值返回 // note: 其实在第一个 ib_logfile 中寻找 checkpoint lsn 即可，因为做 checkpoint 的时候只会往第一个 ib_logfile 中写入 Log_checkpoint_location checkpoint; recv_find_max_checkpoint(log, checkpoint) // 从 checkpoint lsn 开始解析 redo log 并且 apply recv_recovery_begin recv_read_log_seg recv_scan_log_recs recv_parse_log_recs recv_single_rec recv_parse_log_rec mlog_parse_initial_log_record recv_parse_or_apply_log_rec_body recv_multi_rec recv_parse_log_rec mlog_parse_initial_log_record recv_parse_or_apply_log_rec_body // 将哈希表中的 redo log 进行重放 recv_apply_hashed_log_recs
上面对从 recv\_recovery\_begin 开始的流程进行具体论述，在解析 redo log 的时候以解析 MLOG\_REC\_INSERT 类型的 redo log 为例进行剖析。为了突出骨干，对代码做了简化。
innodb 将解析和重放的逻辑是写在一起的，当传入的 block 为空时，只解析不重放，当传入的 block 非空时，解析并且重放。
recv\_recovery\_begin
该函数负责循环从 ib\_logfile 文件中读取 64KB 的 redo log 到内存中进行解析，并放入哈希表中
// storage/innobase/log/log0recv.ccstatic dberr_t recv_recovery_begin(log_t &log, const lsn_t checkpoint_lsn) {// 初始化 recv_sys recv_sys->len = 0; ... // checkpoint_lsn 向下向 512KB 对齐 lsn_t start_lsn = ut_uint64_align_down(checkpoint_lsn, OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE); bool finished = false; // 循环读取 ib_logfile 中的内容到 while (!finished) {// 读取从 start_lsn 开始的 64KB 的数据到 log.buf 中 const lsn_t end_lsn = recv_read_log_seg(log, log.buf, start_lsn, start_lsn + RECV_SCAN_SIZE); if (end_lsn == start_lsn) {/* This could happen if we crashed just after completing file, and before next file has been successfully created. */ break;} dberr_t err; finished = recv_scan_log_recs(log, max_mem, log.buf, end_lsn - start_lsn, start_lsn, &log.m_scanned_lsn, err); if (err != DB_SUCCESS) {return err;} start_lsn = end_lsn; } return DB_SUCCESS;}
recv\_read\_log\_seg
该函数负责从 ib\_logfile 文件中读取 64KB 的 redo log 到内存中。
// storage/innobase/log/log0recv.ccstatic lsn_t recv_read_log_seg(log_t &log, byte *buf, lsn_t start_lsn, const lsn_t end_lsn) {// 找到 start_lsn 所在的 ib_logfile 文件 auto file = log.m_files.find(start_lsn); if (file == log.m_files.end()) {/* Missing valid file ! */ return start_lsn;} do {os_offset_t source_offset; // 计算 start_lsn 在 ib_logfile 文件中的偏移量 // LOG_FILE_HDR_SIZE + (lsn - file_start_lsn); source_offset = file->offset(start_lsn); os_offset_t len = end_lsn - start_lsn; bool switch_to_next_file = false; if (source_offset + len > file->m_size_in_bytes) {len = file->m_size_in_bytes - source_offset; switch_to_next_file = true;} // 读取文件 const dberr_t err = log_data_blocks_read(file_handle, source_offset, len, buf); start_lsn += len; buf += len; if (switch_to_next_file) {// 切换到下一个文件 ...} } while (start_lsn != end_lsn); return end_lsn;}// 每个 ib_logfile 文件的 header 中记录有该文件起始的 file_start_lsnos_offset_t offset(lsn_t lsn) os_offset_t offset(lsn_t lsn, lsn_t file_start_lsn) return LOG_FILE_HDR_SIZE + (lsn - file_start_lsn);
recv\_scan\_log\_recs
该函数先将每个 log block 的 header 和 trail 去掉后，拼出一份间断的日志，而后以 mtr 为单位进行解析
struct Log_data_block_header {... /** Offset up to which this block has data inside, computed from the beginning of the block. */ // 该 log block 中前 m_data_len 个字节是有内容的 uint16_t m_data_len; /** Offset to the first mtr starting in this block, or 0 if there is no mtr starting in this block. */ // 该 log block 中第一个从该 block 中开始的 mtr 的起始地位 uint16_t m_first_rec_group;};static bool recv_scan_log_recs(log_t &log, size_t max_memory, const byte *buf, size_t len, lsn_t start_lsn, lsn_t *read_upto_lsn, dberr_t &err) {const byte *log_block = buf; lsn_t scanned_lsn = start_lsn; bool finished = false; bool more_data = false; // 每个 log block 有 header 和 trail，导致跨 block 的日志是不间断的，不能间接解析 // 所以须要先将每个 block 的 header 和 trail 去掉，将所有 block 的主体内容拼起来 do { // 解析 log block header Log_data_block_header block_header; log_data_block_header_deserialize(log_block, block_header); ... const auto data_len = block_header.m_data_len; ... // 如果解析 redo log 的终点地位还没确定并且存在 mtr 从该 block 中开始，就确定解析的终点 if (!recv_sys->parse_start_lsn && block_header.m_first_rec_group > 0) {recv_sys->parse_start_lsn = scanned_lsn + block_header.m_first_rec_group; if (recv_sys->parse_start_lsn < recv_sys->checkpoint_lsn) {recv_sys->bytes_to_ignore_before_checkpoint = recv_sys->checkpoint_lsn - recv_sys->parse_start_lsn;} recv_sys->scanned_lsn = recv_sys->parse_start_lsn; recv_sys->recovered_lsn = recv_sys->parse_start_lsn; } scanned_lsn += data_len; if (scanned_lsn > recv_sys->scanned_lsn) {// buf 空间不够用，扩容 if (recv_sys->len + 4 * OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE >= recv_sys->buf_len) {recv_sys_resize_buf(); } if (!recv_sys->found_corrupt_log) {// 将该 log block 去掉 header 和 trail 后接到 recv_sys->buf 的尾部 more_data = recv_sys_add_to_parsing_buf(log_block, scanned_lsn); } recv_sys->scanned_lsn = scanned_lsn; } // 该 log block 没有满，那么解析 redo log 的起点就是这个 block if (data_len < OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE) {/* Log data for this group ends here */ finished = true; break;} else {log_block += OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE;} } while (log_block < buf + len); if (more_data && !recv_sys->found_corrupt_log) {// 解析 redo log recv_parse_log_recs(); if (recv_sys->recovered_offset > recv_sys->buf_len / 4) {/* Move parsing buffer data to the buffer start */ recv_reset_buffer(); } } return finished;}
recv\_parse\_log\_recs
该函数判断 MLOG\_SINGLE\_REC\_FLAG 标记位，依据一个 mtr 是由一条日志组成还是多条日志组成，离开解决。
static void recv_parse_log_recs() { ut_ad(recv_sys->parse_start_lsn != 0); // 解析 redo log 以 mtr 为根本单位 for (;;) {byte *ptr = recv_sys->buf + recv_sys->recovered_offset; byte *end_ptr = recv_sys->buf + recv_sys->len; if (ptr == end_ptr) {return;} bool single_rec; switch (*ptr) {case MLOG_DUMMY_RECORD: single_rec = true; break; default: // 解析 Type 最高位的标记位，看该 mtr 是由单条 redo log 形成还是多条 redo log 形成 single_rec = !!(*ptr & MLOG_SINGLE_REC_FLAG); } if (single_rec) {if (recv_single_rec(ptr, end_ptr)) {// 单条 redo log 形成的 mtr 的解析入口 return;} } else if (recv_multi_rec(ptr, end_ptr)) {// 多条 redo log 形成的 mtr 的解析入口 return;} }}
recv\_single\_rec
单条 redo log 形成的 mtr 的解析，将单条 redo log 解析后插入到哈希表中。
static bool recv_single_rec(byte *ptr, byte *end_ptr) {lsn_t old_lsn = recv_sys->recovered_lsn; byte *body; mlog_id_t type; page_no_t page_no; space_id_t space_id; // 解析单条 redo log ulint len = recv_parse_log_rec(&type, ptr, end_ptr, &space_id, &page_no, &body); lsn_t new_recovered_lsn; new_recovered_lsn = recv_calc_lsn_on_data_add(old_lsn, len); if (new_recovered_lsn > recv_sys->scanned_lsn) {/* The log record filled a log block, and we require that also the next log block should have been scanned in */ return true;} ... recv_sys->recovered_offset += len; recv_sys->recovered_lsn = new_recovered_lsn; if (recv_recovery_on) {// 将 redo log 退出到哈希表中 // 不间接重放的起因是可能会有很多 redo log 作用在同一个 page 上，将这些 redo log 应用一次 IO 进行重放，能够放慢重放的速度 // 哈希表包含两层，第一层以 space_id 为 key，第二层以 page_no 为 key recv_add_to_hash_table(type, space_id, page_no, body, ptr + len, old_lsn, recv_sys->recovered_lsn); } return false;}
recv\_multi\_rec
多条 redo log 形成的 mtr 的解析。
先确定 mtr 的重点，并将解析好的 redo log 退出缓存中，遍历该 mtr 中所有的 redo log，从缓存中取出后插入到哈希表中。
static bool recv_multi_rec(byte *ptr, byte *end_ptr) {ulint n_recs = 0; ulint total_len = 0; // 先找到 mtr 的起点，即 MLOG_MULTI_REC_END 类型的记录 for (;;) {mlog_id_t type = MLOG_BIGGEST_TYPE; byte *body; page_no_t page_no = 0; space_id_t space_id = 0; ulint len = recv_parse_log_rec(&type, ptr, end_ptr, &space_id, &page_no, &body); // 将局部解析的 redo log 缓存起来 recv_sys->save_rec(n_recs, space_id, page_no, type, body, len); total_len += len; ++n_recs; ptr += len; if (type == MLOG_MULTI_REC_END) {break;} } lsn_t new_recovered_lsn = recv_calc_lsn_on_data_add(recv_sys->recovered_lsn, total_len); // 重置 ptr 的地位，开始扫第二遍 ptr = recv_sys->buf + recv_sys->recovered_offset; for (ulint i = 0; i < n_recs; i++) {lsn_t old_lsn = recv_sys->recovered_lsn; space_id_t space_id = 0; page_no_t page_no = 0; mlog_id_t type = MLOG_BIGGEST_TYPE; byte *body = nullptr; size_t len = 0; // 从第一遍扫的缓存中取出一条 redo log recv_sys->get_saved_rec(i, space_id, page_no, type, body, len); recv_sys->recovered_offset += len; recv_sys->recovered_lsn = recv_calc_lsn_on_data_add(old_lsn, len); if (recv_recovery_on) {// 将 redo log 退出到哈希表中 recv_add_to_hash_table(type, space_id, page_no, body, ptr + len, old_lsn, new_recovered_lsn); } ptr += len; } return false;}
recv\_parse\_log\_rec
该函数负责对单条 redo log 日志进行解析，先解析 Type、Space ID、Page Number，再解析 body
static ulint recv_parse_log_rec(mlog_id_t *type, byte *ptr, byte *end_ptr, space_id_t *space_id, page_no_t *page_no, byte **body) {byte *new_ptr; *body = nullptr; switch (*ptr) {case MLOG_MULTI_REC_END: case MLOG_DUMMY_RECORD: *page_no = FIL_NULL; *space_id = SPACE_UNKNOWN; *type = static_cast<mlog_id_t>(*ptr); return 1; ... } // 解析 Type、Space ID、Page Number new_ptr = mlog_parse_initial_log_record(ptr, end_ptr, type, space_id, page_no); *body = new_ptr; if (new_ptr == nullptr) {return 0;} // 解析 body 局部 new_ptr = recv_parse_or_apply_log_rec_body(*type, new_ptr, end_ptr, *space_id, *page_no, nullptr, nullptr, new_ptr - ptr, recv_sys->recovered_lsn); if (new_ptr == nullptr) {return 0;} return new_ptr - ptr;}
mlog\_parse\_initial\_log\_record
该函数负责解析 Type、Space ID、Page Number
// storage/innobase/mtr/mtr0log.ccbyte *mlog_parse_initial_log_record(const byte *ptr, /*!< in: buffer */ const byte *end_ptr, /*!< in: buffer end */ mlog_id_t *type, /*!< out: log record type: MLOG_1BYTE, ... */ space_id_t *space, /*!< out: space id */ page_no_t *page_no) /*!< out: page number */{if (end_ptr < ptr + 1) {return (nullptr); } // 解析 Type *type = (mlog_id_t)((ulint)*ptr & ~MLOG_SINGLE_REC_FLAG); ut_ad(*type <= MLOG_BIGGEST_TYPE); ptr++; if (end_ptr < ptr + 2) {return (nullptr); } // 解析 Space ID *space = mach_parse_compressed(&ptr, end_ptr); if (ptr != nullptr) {// 解析 Page Number *page_no = mach_parse_compressed(&ptr, end_ptr); } return (const_cast<byte *>(ptr));}
recv\_parse\_or\_apply\_log\_rec\_body
该函数负责解析 body，枚举所有的 type 类型，别离进行解决。
这里以 MLOG\_REC\_INSERT 的日志为例，会先解析字段数量、主键数量、字段长度等信息，构建出索引字典，而后解析残余的局部，构建出残缺的记录，最初插入对应的页中。
// storage/innobase/log/log0recv.ccstatic byte *recv_parse_or_apply_log_rec_body(mlog_id_t type, byte *ptr, byte *end_ptr, space_id_t space_id, page_no_t page_no, buf_block_t *block, mtr_t *mtr, ulint parsed_bytes, lsn_t start_lsn) {... dict_index_t *index = nullptr; ... // 这里枚举了所有的 redo log 类型 switch (type) {... case MLOG_REC_INSERT: // 解析字段数量、主键数量、字段长度等信息，构建出索引字典 if (nullptr != (ptr = mlog_parse_index(ptr, end_ptr, &index))) {// 解析残余的局部，构建出残缺的记录，插入到对应的页中 ptr = page_cur_parse_insert_rec(false, ptr, end_ptr, block, index, mtr); } break; ... } if (index != nullptr) {dict_table_t *table = index->table; dict_mem_index_free(index); dict_mem_table_free(table); } return ptr;}
mlog\_parse\_index
该函数负责解析字段的数量，主键的数量和每个字段的长度，构建索引字典
byte *mlog_parse_index(byte *ptr, const byte *end_ptr, dict_index_t **index) {/* Read the 1 byte for index log version */ uint8_t index_log_version = 0; ptr = parse_index_log_version(ptr, end_ptr, index_log_version); /* Read the 1 byte flag */ uint8_t flag = 0; ptr = parse_index_flag(ptr, end_ptr, flag); /* Read n and n_uniq */ // 解析字段的数量 n 和主键的数量 n_uniq uint16_t n = 0; uint16_t n_uniq = 0; uint16_t inst_cols = 0; ptr = parse_index_column_counts(ptr, end_ptr, is_comp, is_versioned, is_instant, n, n_uniq, inst_cols); /* Create a dummy dict_table_t */ dict_table_t *table = dict_mem_table_create(RECOVERY_INDEX_TABLE_NAME, DICT_HDR_SPACE, n, 0, 0, is_comp ? DICT_TF_COMPACT : 0, 0); /* Create a dummy dict_index_t */ dict_index_t *ind = dict_mem_index_create(RECOVERY_INDEX_TABLE_NAME, RECOVERY_INDEX_TABLE_NAME, DICT_HDR_SPACE, 0, n); ind->table = table; ind->n_uniq = (unsigned int)n_uniq; if (n_uniq != n) {ind->type = DICT_CLUSTERED;} /* Read each index field info */ // 解析每个字段的长度，填充 index 的 feild 信息 ptr = parse_index_fields(ptr, end_ptr, n, n_uniq, is_versioned, ind, table); if (ptr == nullptr) {*index = ind; return ptr;} ... *index = ind; return (ptr);}
parse\_index\_fields
该函数负责解析每个字段的长度，填充索引的 field 列表
static byte *parse_index_fields(byte *ptr, const byte *end_ptr, uint16_t n, uint16_t n_uniq, bool is_versioned, dict_index_t *&ind, dict_table_t *&table) {for (size_t i = 0; i < n; i++) {uint16_t len = 0; // 读取字段的长度信息 ptr = read_2_bytes(ptr, end_ptr, len); // 这里构建进去的 field 字段的类型并不是精确的，只能辨别出是变长还是定长，因为 redo log 中只有字段长度相干的信息，并没有类型相干的信息 dict_mem_table_add_col(table, nullptr, nullptr, ((len + 1) & 0x7fff) <= 1 ? DATA_BINARY : DATA_FIXBINARY, len & 0x8000 ? DATA_NOT_NULL : 0, len & 0x7fff, true, phy_pos, v_added, v_dropped); dict_index_add_col(ind, table, table->get_col(i), 0, true); } // 加上 trx_id 和 roll_ptr 的列 dict_table_add_system_columns(table, table->heap); /* Identify DB_TRX_ID and DB_ROLL_PTR in the index. */ // index 中字段的程序和物理记录保持一致 // 如果是聚簇索引，trx_id 和 roll_ptr 放在主键的前面 if (is_versioned || (n_uniq != n)) {size_t i = 0; i = DATA_TRX_ID - 1 + n_uniq; ind->fields[i].col = &table->cols[n + DATA_TRX_ID]; ind->fields[i].col->set_phy_pos(table->cols[i].get_phy_pos()); i = DATA_ROLL_PTR - 1 + n_uniq; ind->fields[i].col = &table->cols[n + DATA_ROLL_PTR]; ind->fields[i].col->set_phy_pos(table->cols[i].get_phy_pos()); } return ptr;}
page\_cur\_parse\_insert\_rec
因为 MLOG\_REC\_INSERT 类型的 redo log 里做了压缩，只记录了和上一条记录不一样的局部，所以须要先解析出上一条记录在页面中的偏移量、待插入记录和上一条记录第一个不雷同的字节 mismatch\_index 和待插入记录从 mismatch\_index 开始的记录长度 eng\_seg\_len，而后定位到上一条记录，取出前 mismatch\_index 个字节，并从 redo log 中解析出待插入记录从 mismatch\_index 开始的局部，那么待插入记录就是两局部拼起来，最初插入到 B+ 树中。
// storage/innobase/page/page0cur.ccbyte *page_cur_parse_insert_rec(bool is_short, /*!< in: true if short inserts */ const byte *ptr, /*!< in: buffer */ const byte *end_ptr, /*!< in: buffer end */ buf_block_t *block, /*!< in: page or NULL */ dict_index_t *index, /*!< in: record descriptor */ mtr_t *mtr) /*!< in: mtr or NULL */{ulint origin_offset = 0; /* remove warning */ ulint end_seg_len; ulint mismatch_index = 0; /* remove warning */ page_t *page; rec_t *cursor_rec{nullptr}; byte buf1[1024]; // buf 形容待插入记录 byte *buf; const byte *ptr2 = ptr; ulint info_and_status_bits = 0; /* remove warning */ page_cur_t cursor; mem_heap_t *heap = nullptr; ulint offsets_[REC_OFFS_NORMAL_SIZE]; // offsets 形容每个字段在物理记录中的偏移量 ulint *offsets = offsets_; // offsets[0] 存 offsets 数组占用的内存大小 rec_offs_init(offsets_); page = block ? buf_block_get_frame(block) : nullptr; ulint offset; // 前一条记录在页面中的偏移量 offset = mach_read_from_2(ptr); ptr += 2; if (page != nullptr) cursor_rec = page + offset; // 该 redo log 对应的记录和前一条记录不一样的局部的长度，最低位是一个标记位 end_seg_len = mach_parse_compressed(&ptr, end_ptr); info_and_status_bits = mach_read_from_1(ptr); ptr++; // 该 redo log 对应的 record header 的长度 origin_offset = mach_parse_compressed(&ptr, end_ptr); // 和前一个记录相比第一个不一样的地位 mismatch_index = mach_parse_compressed(&ptr, end_ptr); if (!block) {return (const_cast<byte *>(ptr + (end_seg_len >> 1))); } ... // end_seg_len 的最低位是一个标记位，所以实在的大小还须要除以 2 end_seg_len >>= 1; // 如果 buf 在栈上调配的内存不够，就从堆上调配进行扩容 if (mismatch_index + end_seg_len < sizeof buf1) {buf = buf1;} else {buf = static_cast<byte *>(ut::malloc_withkey(UT_NEW_THIS_FILE_PSI_KEY, mismatch_index + end_seg_len)); } // 待插入记录 = 前一条记录的前 mismatch_index 个字节 + 从 ptr 开始的 eng_seg_len 个字节 if (mismatch_index) {ut_memcpy(buf, rec_get_start(cursor_rec, offsets), mismatch_index); } ut_memcpy(buf + mismatch_index, ptr, end_seg_len); ... // 将 cursor 定位到前一条记录的地位 page_cur_position(cursor_rec, block, &cursor); // 构建 offsets 数组，用于形容每个字段在记录中的偏移量 offsets = rec_get_offsets(buf + origin_offset, index, offsets, ULINT_UNDEFINED, UT_LOCATION_HERE, &heap); // 插入到 B + 树中 page_cur_rec_insert(&cursor, buf + origin_offset, index, offsets, mtr); if (buf != buf1) {ut::free(buf); } if (UNIV_LIKELY_NULL(heap)) {mem_heap_free(heap); } return (const_cast<byte *>(ptr + end_seg_len));}
总结
这篇文章咱们介绍了 redo log 的分类，不同品种的 redo log 的构造，并且剖析了 redo log 在复原时的流程相干的源码，欢送大家关注 StoneDB 的开源代码。
StoneDB 介绍
StoneDB 是石原子科技自主设计研发的国内首款齐全兼容于 MySQL 生态的开源 一体化实时 HTAP 数据库产品，具备行列混存、智能索引等外围个性，为 MySQL 数据库提供在线数据实时就近剖析服务，可能高效解决 MySQL 数据库在剖析型利用场景中面临的能力问题。同时，StoneDB 应用多存储引擎架构的设计，事务引擎具备数据强统一个性，具备残缺的事务并发解决能力，使得 StoneDB 能够代替 MySQL 数据库满足在线事务处理场景的需要，应用 MySQL 的用户，通过 StoneDB 能够实现 TP+AP 混合负载，剖析性能晋升 10 倍以上显著晋升，不须要进行数据迁徙，也无需与其余 AP 集成，补救 MySQL 剖析畛域的空白。
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