数据库内核月报

数据库内核月报 - 2023 / 12

MySQL 中的压缩技术

Author: 张林康

为什么要有这篇文章?

MySQL 中数据压缩技术主要有三种:表压缩,页压缩,列压缩。

在互联网上,关于页压缩的源码解析文章比较多,但是关于表压缩,列压缩的源码解析的文章处于空白状态,没有相关资料,这就为一些对压缩技术比较感兴趣的同学提出了一些挑战。

本文旨在通过对表压缩,页压缩,列压缩的源码进行解析,同时做出使用上的说明,以填补这部分的空白。

1. 综述

数据压缩可以减少存储空间,降低存储成本,增加 IO 效率,是降低数据库整体使用成本的重要手段,MySQL 目前具备的压缩能力,包括 InnoDB 存储引擎层提供的 表数据的压缩,以及在 Server 层实现的 binlog 日志压缩两种。

MySQL 中有一个分支 MyRocks 对压缩的支持比较多 IO 也比较优秀,被 Facebook 大规模使用,本文不做重点分析,对 MyRocks 感兴趣可以参考网易 MyRocks 使用和优化。

本文主要介绍 MySQL 中 InnoDB 存储引擎层的压缩,本文所有代码基于 MySQL 8.0.28。

1.1 MySQL 压缩要解决的问题

笔者认为,MySQL 的数据压缩要解决两个问题,第一个问题是通过压缩把数据需要的存储空间减少;第二个问题是对压缩后剩余空间的利用。

MySQL 中的表压缩解决第一个问题使用的方法是通过 zlib 压缩算法提供的接口,通过 Zlib 算法的压缩以及解压使得数据占有的存储空间减少;通过 KEY_BLOCK_SIZE 值的设置,如果成功压缩,就可以把一个页面中 KEY_BLOCK_SIZE 之外的空间通过 MySQL 的调度得以使用。

MySQL 中的页压缩解决第一个问题的方法是通过 zlib 以及 lz4 压缩算法提供的接口来实现,一个 MySQL 页面可以占用更少的操作系统页面;通过操作系统的 punching hole 功能把剩余空间得以调度以及使用。

2 MySQL 中的表压缩

本节主要包括两部分:表压缩的使用与表压缩的代码实现。

2.1 表压缩的使用

2.1.1 如何创建一个压缩表

在 file_per_table 的表空间或者 general 表空间里,可以使用表压缩,系统表不支持对表级别的压缩;用户在设置好 innodb_file_format 之后(仅支持 Barracuda ),再把 ROW_FORMAT (COMPRESSED)与 KEY_BLOCK_SIZE 都设置为对应的值,可以启用表压缩。

file_per_table space 创建压缩表:

mysql> SET GLOBAL innodb_file_per_table=1;

mysql> ## 5.7 设置,  8.0 取消此参数,5.7 默认值 Barracuda
mysql> SET GLOBAL innodb_file_format=Barracuda;

mysql> CREATE TABLE t1 (c1 INT PRIMARY KEY)
mysql> ROW_FORMAT=COMPRESSED KEY_BLOCK_SIZE=8;

general space 创建压缩表:

mysql> CREATE TABLESPACE `ts2` ADD DATAFILE 'ts2.ibd'
mysql> FILE_BLOCK_SIZE = 8192 Engine=InnoDB;

mysql> CREATE TABLE t4 (c1 INT PRIMARY KEY) 
mysql> TABLESPACE ts2 ROW_FORMAT=COMPRESSED KEY_BLOCK_SIZE=8;

官方文档中对表压缩参数设置限制了限制,最常用的是 KEY_BLOCK_SIZE = 8K.

2.1.2 压缩表使用的限制

1.KEY_BLOCK_SIZE 原则上不超过 innodb_page_size;但也不能过小,如果 KEY_BLOCK_SIZE 如果指定的值太小,则当数据值无法压缩到足以容纳每页中的多行时,重新组织页面会产生额外的开销;因此会有硬性的规定,KEY_BLOCK_SIZE 的值如果太小,会导致 CREATE 或者 ALTER SQL 执行失败。

2.在使用压缩表的时候,可以适当调大 buffer_pool_size ,以增强性能。

3.FILE_BLOCK_SIZE 没有设置的时候,默认值是 innodb_page_size ,这时候不允许使用 COMPREESSION 功能。

2.1.3 表压缩参数

参数   参数说明
innodb_compression_failure_threshold_pct GLOBAL 当压缩失败的次数 / 总压缩次数达到该值时,MySQL 会动态增加每个页面的额外可用空间,以此来提高压缩成功率
innodb_compression_pad_pct_max GLOBAL 每个页面中预留空间占总空间的比例
innodb_compression_level GLOBAL 压缩时使用的 zlib 算法的压缩级别(0-9 , default 6),更高的压缩级别意味着更高的压缩率与更高的 CPU 消耗
innodb_log_compressed_pages GLOBAL 是否在 redolog 中记载页面的 re-compression 信息,default ON
     

2.1.4 表压缩监测

全部压缩表的性能监测可以在 INNODB_CMP 以及 INNODB_CMP_RESET 表中看到;单独压缩表的性能监测数据可以在 INNODB_CMP_PER_INDEX 以及 INNODB_CMP_PER_INDEX_RESET 表中看到。

INNODB_CMP 表跟 INNODB_CMP_RESET 表存储的信息都是全部压缩表的数据,这两个表里面的所有字段均一致,不同的是 INNODB_CMP_RESET 表在每次查询之后都会进行一次清零操作,所以 INNODB_CMP_RESET 表查询到的是一段时间的数据,INNODB_CMP 表查询到的是 MySQL 服务启动至今的数据。

INNODB_CMP_PER_INDEX 表提供更细粒度的表级别的压缩数据,本文会给出查询对应表的示例。

2.2 表压缩的实现

2.2.1 buffer_pool 中对表压缩的支持

从buffer_pool中获取一个压缩页的过程是:从磁盘上把压缩页取出 (buf_buddy_alloc),取出之后,把page的状态置为 BUF_BLOCK_ZIP_PAGE。page被解压之后,状态被置为 BUF_BLOCK_FILE_PAGE,同时加入unzip_LRU中。如果内存资源紧张,解压页将会被回收,如果这个时候page无更新,状态是BUF_BLOCK_ZIP_PAGE,否则状态是BUF_BLOCK_ZIP_DIRTY。

struct buf_pool_t {
  /** zip_hash mutex */
  BufListMutex zip_hash_mutex;

  /** 压缩页链表 */
  UT_LIST_BASE_NODE_T(buf_page_t, zip_list) zip_list;

  /** Hash table of buf_block_t blocks whose frames are allocated to the zip
  buddy system, indexed by block->frame */
  hash_table_t *zip_hash;

  /** 解压后的压缩页链表 */
  UT_LIST_BASE_NODE_T(buf_block_t, unzip_LRU) unzip_LRU;

  /** 记录没被修改过的压缩页,debug 模式下才有 */
  UT_LIST_BASE_NODE_T(buf_page_t, list) zip_clean;

  /** 支持压缩表的 free lists, 不同页面大小对应数组的不同值 */
  UT_LIST_BASE_NODE_T(buf_buddy_free_t, list) zip_free[BUF_BUDDY_SIZES_MAX];
}
struct buf_block_t {
    /* page 页的元信息 */
    buf_page_t page;
    /* 真正存储数据的 page */
    byte *frame;
};
/* page 的一些元信息 */
class buf_page_t {
  /* 压缩页 */
  page_zip_des_t zip;
  /* 是否在 buf_pool->zip_hash 链表中 */
  bool in_zip_hash;
};
/** 描述压缩页结构体 */
struct page_zip_des_t {
  /** 压缩页数据 */
  page_zip_t *data;
  /** modification log 起始偏移量 */
  uint16_t m_start;
  /** modification log 终结偏移量 */
  uint16_t m_end;
  /** modification log 是否为空 */
  bool m_nonempty;
  /** 表示压缩页大小 */
  uint8_t ssize;
};

2.2.2 B-tree 对压缩表的支持

B-tree 压缩表的数据插入的函数逻辑跟非压缩表的数据插入逻辑在 page_cur_tuple_insert函数之前都是一样的,不同的是,在 page_cur_tuple_insert函数的执行过程中,压缩表的情况会进入 page_cur_insert_rec_zip函数,这个函数会同时更新压缩页与非压缩页的数据。更新压缩页数据的时候,不会直接更新记录,而是会将更新信息记载到压缩页的modifition log(压缩页中负责记录修改信息的log,存储在压缩页的末尾)中。

具体的压缩表数据插入逻辑:

数据插入主要函数:
  /* 向 clust_index 中插入一条数据 */
  -->row_ins_clust_index_entry_low
    /* 乐观插入 */
    --> btr_cur_optimistic_insert
      /* 向页面中插入 record, 成功的话返回这条record, 失败的话返回 NULL */
      --> page_cur_tuple_insert 
        /* 同时在压缩页与非压缩页插入一条记录 */
        --> page_cur_insert_rec_zip
          /* 向 record 中写入 offset */
          --> page_zip_dir_insert
          /* 写入压缩页面 */
          --> page_zip_write_rec
rec_t *page_cur_insert_rec_zip(
    page_cur_t *cursor,  /*!< in/out: page cursor */
    dict_index_t *index, /*!< in: record descriptor */
    const rec_t *rec,    /*!< in: pointer to a physical record */
    ulint *offsets,      /*!< in/out: rec_get_offsets(rec, index) */
    mtr_t *mtr)          /*!< in: mini-transaction handle, or NULL */
{
  
  {
    ...
  }

  /* 1. Get the size of the physical record in the page */
  {
    ...
  }

  /* 2. Try to find suitable space from page memory management */
  {
    ...
  }
  
  /* 3. Create the record */
  insert_rec = rec_copy(insert_buf, rec, offsets);
  rec_offs_make_valid(insert_rec, index, offsets);

  /* 4. Insert the record in the linked list of records */
  ut_ad(cursor->rec != insert_rec);

  {
    /* next record after current before the insertion */
    const rec_t *next_rec = page_rec_get_next_low(cursor->rec, TRUE);
    ...

    page_rec_set_next(insert_rec, next_rec);
    page_rec_set_next(cursor->rec, insert_rec);
  }

  page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_N_RECS, 1 + page_get_n_recs(page));

  /* 5. Set the n_owned field in the inserted record to zero,
  and set the heap_no field */
  rec_set_n_owned_new(insert_rec, nullptr, 0);
  rec_set_heap_no_new(insert_rec, heap_no);

  UNIV_MEM_ASSERT_RW(rec_get_start(insert_rec, offsets),
                     rec_offs_size(offsets));

  page_zip_dir_insert(page_zip, cursor->rec, free_rec, insert_rec);

  /* 6. Update the last insertion info in page header */

  last_insert = page_header_get_ptr(page, PAGE_LAST_INSERT);
  ut_ad(!last_insert || rec_get_node_ptr_flag(last_insert) ==
                            rec_get_node_ptr_flag(insert_rec));

  if (!dict_index_is_spatial(index)) {
    if (UNIV_UNLIKELY(last_insert == nullptr)) {
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_DIRECTION, PAGE_NO_DIRECTION);
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_N_DIRECTION, 0);

    } else if ((last_insert == cursor->rec) &&
               (page_header_get_field(page, PAGE_DIRECTION) != PAGE_LEFT)) {
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_DIRECTION, PAGE_RIGHT);
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_N_DIRECTION,
                            page_header_get_field(page, PAGE_N_DIRECTION) + 1);

    } else if ((page_rec_get_next(insert_rec) == last_insert) &&
               (page_header_get_field(page, PAGE_DIRECTION) != PAGE_RIGHT)) {
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_DIRECTION, PAGE_LEFT);
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_N_DIRECTION,
                            page_header_get_field(page, PAGE_N_DIRECTION) + 1);
    } else {
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_DIRECTION, PAGE_NO_DIRECTION);
      page_header_set_field(page, page_zip, PAGE_N_DIRECTION, 0);
    }
  }

  page_header_set_ptr(page, page_zip, PAGE_LAST_INSERT, insert_rec);

  /* 7. It remains to update the owner record. */
  {
    rec_t *owner_rec = page_rec_find_owner_rec(insert_rec);
    ulint n_owned;

    n_owned = rec_get_n_owned_new(owner_rec);
    rec_set_n_owned_new(owner_rec, page_zip, n_owned + 1);

    /* 8. Now we have incremented the n_owned field of the owner
    record. If the number exceeds PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED,
    we have to split the corresponding directory slot in two. */

    if (UNIV_UNLIKELY(n_owned == PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED)) {
      page_dir_split_slot(page, page_zip, page_dir_find_owner_slot(owner_rec));
    }
  }

  /* 9. write compressed page */
  page_zip_write_rec(page_zip, insert_rec, index, offsets, 1);

  /* 10. Write log record of the insert */
  if (UNIV_LIKELY(mtr != nullptr)) {
    page_cur_insert_rec_write_log(insert_rec, rec_size, cursor->rec, index,
                                  mtr);
  }

  return (insert_rec);
}

创建压缩页的代码逻辑:

压缩页创建主要函数:
  /* 创建一个压缩页 */
  -->page_create_zip
    /* 创建一个页的底层函数,填充文件头等 */
    -->page_create_low
    /* 写入一条 MLOG_ZIP_PAGE_COMPRESS 类型的 redolog */
    --> page_zip_compress
/** Compress a page.
 @return true on success, false on failure; page_zip will be left
 intact on failure. */
ibool page_zip_compress(page_zip_des_t *page_zip, /*!< in: size; out: data,
                                                  n_blobs, m_start, m_end,
                                                  m_nonempty */
                        const page_t *page,       /*!< in: uncompressed page */
                        dict_index_t *index,      /*!< in: index tree */
                        ulint level,              /*!< in: commpression level */
                        mtr_t *mtr)               
{
  ...

  err = deflateInit2(&c_stream, static_cast<int>(level), Z_DEFLATED,
                     UNIV_PAGE_SIZE_SHIFT, MAX_MEM_LEVEL, Z_DEFAULT_STRATEGY);
  ...
  
  if (mtr) {
    page_zip_compress_write_log(page_zip, page, index, mtr);
  }

  ...

  const auto time_diff = std::chrono::duration_cast<std::chrono::microseconds>(
      std::chrono::steady_clock::now() - start_time);
  page_zip_stat[page_zip->ssize - 1].compressed_ok++;
  page_zip_stat[page_zip->ssize - 1].compress_time += time_diff;
  if (cmp_per_index_enabled) {
    mutex_enter(&page_zip_stat_per_index_mutex);
    page_zip_stat_per_index[ind_id].compressed_ok++;
    page_zip_stat_per_index[ind_id].compress_time += time_diff;
    mutex_exit(&page_zip_stat_per_index_mutex);
  }

  return (TRUE);
}

2.2.3 redolog 对 压缩表的支持

redolog 冲对压缩页面的处理跟普通的页面有所区别,压缩页面在 redo 中的处理是:把系统信息列存入固定的位置,比如 trx_id 等信息;然后把数据列的修改写入 modified log 中,部分元数据信息也会经过 mlog_open_and_write_index 存储在 redolog 中,列数,定长列信息,变长列信息等。

redolog 类型  
MLOG_ZIP_WRITE_NODE_PTR 在非叶结点上写入别的 page 的指针
MLOG_ZIP_WRITE_BLOB_PTR 写入 blob 页的指针
MLOG_ZIP_WRITE_HEADER 写页头部
MLOG_ZIP_PAGE_COMPRESS 压缩页
MLOG_ZIP_PAGE_COMPRESS_NO_DATA 压缩空的页
MLOG_ZIP_PAGE_REORGANIZE 重新组织页面
   
static 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) {

...
...

    case MLOG_ZIP_WRITE_NODE_PTR:

      ut_ad(!page || fil_page_type_is_index(page_type));

      ptr = page_zip_parse_write_node_ptr(ptr, end_ptr, page, page_zip);

      break;

    case MLOG_ZIP_WRITE_BLOB_PTR:

      ut_ad(!page || fil_page_type_is_index(page_type));

      ptr = page_zip_parse_write_blob_ptr(ptr, end_ptr, page, page_zip);

      break;

    case MLOG_ZIP_WRITE_HEADER:

      ut_ad(!page || fil_page_type_is_index(page_type));

      ptr = page_zip_parse_write_header(ptr, end_ptr, page, page_zip);

      break;

    case MLOG_ZIP_PAGE_COMPRESS:

      /* Allow anything in page_type when creating a page. */
      ptr = page_zip_parse_compress(ptr, end_ptr, page, page_zip);
      break;

    case MLOG_ZIP_PAGE_COMPRESS_NO_DATA:

      if (nullptr != (ptr = mlog_parse_index(ptr, end_ptr, true, &index))) {
        ut_a(!page || ((ibool) !!page_is_comp(page) ==
                       dict_table_is_comp(index->table)));

        ptr = page_zip_parse_compress_no_data(ptr, end_ptr, page, page_zip,
                                              index);
      }

      break;
...

}

2.2.4 压缩算法

/* zip 算法默认的压缩级别 */
#define DEFAULT_COMPRESSION_LEVEL 6

/* zip 算法的压缩级别,默认是上面的 6 ,可以取 0-9 */
uint page_zip_level = DEFAULT_COMPRESSION_LEVEL;
/* 值得关注的是,表压缩跟页压缩使用相同的参数控制 zip 算法的压缩级别 */
static MYSQL_SYSVAR_UINT(
    compression_level, page_zip_level, PLUGIN_VAR_RQCMDARG,
    "Compression level used for compressed row format.  0 is no compression"
    ", 1 is fastest, 9 is best compression and default is 6.",
    nullptr, nullptr, DEFAULT_COMPRESSION_LEVEL, 0, 9, 0);

3. MySQL 中的页压缩

3.1 页压缩的使用

在 file_per_table 的表空间里,在 设置 innodb_file_per_table 参数设置为 ON 之后,InnoDB 支持表空间中的表的页级别的压缩,这个功能叫页压缩,也叫透明压缩。用户的表结构中有一个选项 COMPRESSION ,可以通过设置该值来控制该表对应的页面是否会进行压缩;目前 MySQL 对透明压缩的支持算法包括 zlib,lz4 两种压缩算法。

3.1.1 页压缩的创建与禁用

页压缩的使用有两种方式,一种方式是通过 CREATE TABLE 的方式,另一种方式是通过 ALTER TABLE 的方式;只需要把 COMPRESSION 选项设置为 NONE,就可以禁用页压缩功能。

3.1.2 页压缩的监控

/* 通过 CREATE TABLE 的方式来创建页压缩表 */
CREATE TABLE t1 (c1 INT) COMPRESSION="zlib";

/* 通过 ALTER TABLE 的方式来创建压缩表 */
ALTER TABLE t1 COMPRESSION="zlib";
OPTIMIZE TABLE t1;

/* 通过设置 COMPRESSION 的方式禁用 压缩表*/
ALTER TABLE t1 COMPRESSION="None";
OPTIMIZE TABLE t1;
监控项 含义
FS_BLOCK_SIZE 打孔使用的单位大小
FILE_SIZE 表示文件的最大大小,未压缩
ALLOCATED_SIZE 磁盘上分配的空间量
# Create the employees table with Zlib page compression

CREATE TABLE employees (
    emp_no      INT             NOT NULL,
    birth_date  DATE            NOT NULL,
    first_name  VARCHAR(14)     NOT NULL,
    last_name   VARCHAR(16)     NOT NULL,
    gender      ENUM ('M','F')  NOT NULL,
    hire_date   DATE            NOT NULL,
    PRIMARY KEY (emp_no)
) COMPRESSION="zlib";

# Insert data (not shown)

# Query page compression metadata in INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TABLESPACES

mysql> SELECT SPACE, NAME, FS_BLOCK_SIZE, FILE_SIZE, ALLOCATED_SIZE FROM
       INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TABLESPACES WHERE NAME='employees/employees'\G
*************************** 1. row ***************************
SPACE: 45
NAME: employees/employees
FS_BLOCK_SIZE: 4096
FILE_SIZE: 23068672
ALLOCATED_SIZE: 19415040

3.2 页压缩的实现

页压缩的主要代码逻辑是在 file read 以及 file wirte 的时候完成的,对原来的代码侵入性不大。 3.2.1 页面压缩的逻辑

页面压缩的整体逻辑是先计算页面压缩后的大小,如果压缩后的大小比未压缩的大小至少小 1 个 block,执行压缩。否则,不会执行压缩。如果需要执行压缩,需要把压缩后的页面大小,以及压缩信息记录到页面头部。同时页面压缩,只压缩数据本身跟数据尾部,不压缩数据头部。

/** Compress a data page
@param[in]	compression	Compression algorithm
@param[in]	block_size	File system block size
@param[in]	src		Source contents to compress
@param[in]	src_len		Length in bytes of the source
@param[out]	dst		Compressed page contents
@param[out]	dst_len		Length in bytes of dst contents
@return buffer data, dst_len will have the length of the data */
byte *os_file_compress_page(Compression compression, ulint block_size,
                            byte *src, ulint src_len, byte *dst,
                            ulint *dst_len) {
  ulint len = 0;
  ulint compression_level = page_zip_level;
  ulint page_type = mach_read_from_2(src + FIL_PAGE_TYPE);

  /* Must compress to <= N-1 FS blocks. */
  ulint out_len = src_len - (FIL_PAGE_DATA + block_size);

  /* This is the original data page size - the page header. */
  ulint content_len = src_len - FIL_PAGE_DATA;

  /* Only compress the data + trailer, leave the header alone */

  switch (compression.m_type) {
    case Compression::NONE:
      ut_error;

    case Compression::ZLIB: {
      uLongf zlen = static_cast<uLongf>(out_len);

      if (compress2(dst + FIL_PAGE_DATA, &zlen, src + FIL_PAGE_DATA,
                    static_cast<uLong>(content_len),
                    static_cast<int>(compression_level)) != Z_OK) {
        *dst_len = src_len;

        return (src);
      }

      len = static_cast<ulint>(zlen);

      break;
    }

    case Compression::LZ4:

      len = LZ4_compress_default(reinterpret_cast<char *>(src) + FIL_PAGE_DATA,
                                 reinterpret_cast<char *>(dst) + FIL_PAGE_DATA,
                                 static_cast<int>(content_len),
                                 static_cast<int>(out_len));

      ut_a(len <= src_len - FIL_PAGE_DATA);

      if (len == 0 || len >= out_len) {
        *dst_len = src_len;

        return (src);
      }

      break;

    case Compression::ZSTD:

      len = ZSTD_compress(dst + FIL_PAGE_DATA, out_len, src + FIL_PAGE_DATA, content_len, page_compress_zstd_level);

      break;
    default:
      *dst_len = src_len;
      return (src);
  }

  ut_a(len <= out_len);

  ut_ad(memcmp(src + FIL_PAGE_LSN + 4,
               src + src_len - FIL_PAGE_END_LSN_OLD_CHKSUM + 4, 4) == 0);

  /* Copy the header as is. */
  memmove(dst, src, FIL_PAGE_DATA);

  /* Add compression control information. Required for decompressing. */
  mach_write_to_2(dst + FIL_PAGE_TYPE, FIL_PAGE_COMPRESSED);

  mach_write_to_1(dst + FIL_PAGE_VERSION, Compression::FIL_PAGE_VERSION_2);

  mach_write_to_1(dst + FIL_PAGE_ALGORITHM_V1, compression.m_type);

  mach_write_to_2(dst + FIL_PAGE_ORIGINAL_TYPE_V1, page_type);

  mach_write_to_2(dst + FIL_PAGE_ORIGINAL_SIZE_V1, content_len);

  mach_write_to_2(dst + FIL_PAGE_COMPRESS_SIZE_V1, len);

  /* Round to the next full block size */

  len += FIL_PAGE_DATA;

  *dst_len = ut_calc_align(len, block_size);

  ut_ad(*dst_len >= len && *dst_len <= out_len + FIL_PAGE_DATA);

  /* Clear out the unused portion of the page. */
  if (len % block_size) {
    memset(dst + len, 0x0, block_size - (len % block_size));
  }v c sa

  return (dst);
}

3.2.2 页面压缩调用链


01.svg

3.2.3 hole punching

hole punching 的代码主要在 os 的函数 os_file_io 中进行调用。最终调用函数 os_file_punch_hole 来实现打洞,而 os_file_punch_hole 函数最底层调用了 OS 的 fallocate 接口进行实现。

Linux 官方文档中有 fallocate 的接口具体说明 点击链接

/** Decompress after a read and punch a hole in the file if it was a write
@param[in]	type		IO context
@param[in]	fh		Open file handle
@param[in,out]	buf		Buffer to transform
@param[in,out]	scratch		Scratch area for read decompression
@param[in]	src_len		Length of the buffer before compression
@param[in]	offset		file offset from the start where to read
@param[in]	len		Compressed buffer length for write and size
                                of buf len for read
@return DB_SUCCESS or error code */
static dberr_t os_file_io_complete(const IORequest &type, os_file_t fh,
                                   byte *buf, byte *scratch, ulint src_len,
                                   os_offset_t offset, ulint len) {
  dberr_t ret = DB_SUCCESS;

  /* We never compress/decompress the first page */
  ut_a(offset > 0);
  ut_ad(type.validate());

  if (!type.is_compression_enabled()) {
    if (type.is_log() && offset >= LOG_FILE_HDR_SIZE) {
      Encryption encryption(type.encryption_algorithm());

      ret = encryption.decrypt_log(type, buf, src_len, scratch, len);
    }

    return (ret);
  } else if (type.is_read()) {
    ut_ad(!type.is_row_log());
    Encryption encryption(type.encryption_algorithm());

    ret = encryption.decrypt(type, buf, src_len, scratch, len);

    if (ret == DB_SUCCESS) {
      return (os_file_decompress_page(type.is_dblwr(), buf, scratch, len));
    } else {
      return (ret);
    }
  } else if (type.punch_hole()) {
    ut_ad(len <= src_len);
    ut_ad(!type.is_log());
    ut_ad(type.is_write());
    ut_ad(type.is_compressed());

    /* Nothing to do. */
    if (len == src_len) {
      return (DB_SUCCESS);
    }

#ifdef UNIV_DEBUG
    const ulint block_size = type.block_size();
#endif /* UNIV_DEBUG */

    /* We don't support multiple page sizes in the server
    at the moment. */
    ut_ad(src_len == srv_page_size);

    /* Must be a multiple of the compression unit size. */
    ut_ad((len % block_size) == 0);
    ut_ad((offset % block_size) == 0);

    ut_ad(len + block_size <= src_len);

    offset += len;

    return (os_file_punch_hole(fh, offset, src_len - len));
  }

  ut_ad(!type.is_log());

  return (DB_SUCCESS);
}
/** Free storage space associated with a section of the file.
@param[in]	fh		Open file handle
@param[in]	off		Starting offset (SEEK_SET)
@param[in]	len		Size of the hole
@return DB_SUCCESS or error code */
dberr_t os_file_punch_hole(os_file_t fh, os_offset_t off, os_offset_t len) {
  /* In this debugging mode, we act as if punch hole is supported,
  and then skip any calls to actually punch a hole here.
  In this way, Transparent Page Compression is still being tested. */
  DBUG_EXECUTE_IF("ignore_punch_hole", return (DB_SUCCESS););

#ifdef _WIN32
  return (os_file_punch_hole_win32(fh, off, len));
#else
  return (os_file_punch_hole_posix(fh, off, len));
#endif /* _WIN32 */
}

3.2.4 解压缩逻辑

/** Decompress the page data contents. Page type must be FIL_PAGE_COMPRESSED, if
not then the source contents are left unchanged and DB_SUCCESS is returned.
@param[in]	dblwr_read	true if double write recovery in progress
@param[in,out]	src		Data read from disk, decompressed data will be
                                copied to this page
@param[in,out]	dst		Scratch area to use for decompression or
                                nullptr.
@param[in]	dst_len		If dst is valid, size of the scratch area in
                                bytes.
@return DB_SUCCESS or error code */
dberr_t Compression::deserialize(bool dblwr_read, byte *src, byte *dst,
                                 ulint dst_len) {
  if (!is_compressed_page(src)) {
    /* There is nothing we can do. */
    return (DB_SUCCESS);
  }

  meta_t header;

  deserialize_header(src, &header);

  byte *ptr = src + FIL_PAGE_DATA;

  if (!is_valid_page_version(header.m_version) ||
      header.m_original_size < UNIV_PAGE_SIZE_MIN - (FIL_PAGE_DATA + 8) ||
      header.m_original_size > UNIV_PAGE_SIZE_MAX - FIL_PAGE_DATA) {
    return DB_CORRUPTION;
  }

  if (dst != nullptr && dst_len < header.m_original_size + FIL_PAGE_DATA) {
    /* The caller can retry with a larger buffer. */
    return DB_OVERFLOW;
  }

  ut_ad(dst == nullptr || dst_len == header.m_original_size + FIL_PAGE_DATA);

  // FIXME: We should use TLS for this and reduce the malloc/free
  bool allocated;

  /* The caller doesn't know what to expect */
  if (dst == nullptr) {
    /* Add a safety margin of an additional 50% */
    ulint n_bytes = header.m_original_size + (header.m_original_size / 2);

    dst = reinterpret_cast<byte *>(
        ut::malloc_withkey(UT_NEW_THIS_FILE_PSI_KEY, n_bytes));

    if (dst == nullptr) {
      return (DB_OUT_OF_MEMORY);
    }

    allocated = true;
  } else {
    allocated = false;
  }

  int ret;
  Compression compression;
  ulint len = header.m_original_size;

  compression.m_type = static_cast<Compression::Type>(header.m_algorithm);

  switch (compression.m_type) {
    case Compression::ZLIB: {
      uLongf zlen = header.m_original_size;

      if (uncompress(dst, &zlen, ptr, header.m_compressed_size) != Z_OK) {
        if (allocated) {
          ut::free(dst);
        }

        return (DB_IO_DECOMPRESS_FAIL);
      }

      ut_ad(zlen <= len);
      len = static_cast<ulint>(zlen);

      break;
    }

    case Compression::LZ4: {

      if (dblwr_read) {
        ret = LZ4_decompress_safe(
            reinterpret_cast<char *>(ptr), reinterpret_cast<char *>(dst),
            header.m_compressed_size, header.m_original_size);

      } else {
        /* This can potentially read beyond the input
        buffer if the data is malformed. According to
        the LZ4 documentation it is a little faster
        than the above function. When recovering from
        the double write buffer we can afford to us the
        slower function above. */

        ret = LZ4_decompress_fast(reinterpret_cast<char *>(ptr),
                                  reinterpret_cast<char *>(dst),
                                  header.m_original_size);
      }

      if (ret < 0) {
        if (allocated) {
          ut::free(dst);
        }

        return (DB_IO_DECOMPRESS_FAIL);
      }

      break;
    }

    case Compression::ZSTD: {
      size_t zstd_len =
          ZSTD_decompress(dst, header.m_original_size, ptr, header.m_compressed_size);
      if (ZSTD_isError(zstd_len)) {
        if (allocated) {
          ut::free(dst);
        }

        return (DB_IO_DECOMPRESS_FAIL);
      }

      ut_ad(zstd_len <= len);
      len = static_cast<ulint>(zstd_len);

      break;
    }

    default:
#ifdef UNIV_NO_ERR_MSGS
      ib::error()
#else
      ib::error(ER_IB_MSG_741)
#endif /* UNIV_NO_ERR_MSGS */
          << "Compression algorithm support missing: "
          << Compression::to_string(compression.m_type);

      if (allocated) {
        ut::free(dst);
      }

      return (DB_UNSUPPORTED);
  }

  /* Leave the header alone */
  memmove(src + FIL_PAGE_DATA, dst, len);

  mach_write_to_2(src + FIL_PAGE_TYPE, header.m_original_type);

  ut_ad(dblwr_read || BlockReporter::is_lsn_valid(
                          src, header.m_original_size + FIL_PAGE_DATA));

  if (allocated) {
    ut::free(dst);
  }

  return (DB_SUCCESS);
}

3.3 页压缩的局限性

操作系统需要对 sparse file 以及 hole punching 的支持;在共享表空间中不支持页压缩。

MySQL 页压缩刚出现的时候,由于此功能对 OS 的强依赖性,有一些大神以此来针砭,其中比较著名的一篇是 how innodb lost its advantage

4. 字段压缩

本节主要介绍几种引擎对字段压缩的不同实现方式:

Percona 引擎的实现代码:代码链接

RDS 5.6 实现的代码:代码链接

MariaDB 的代码是由腾讯贡献:代码链接

4.1 RDS 5.6 的实现逻辑

给 COLUMN_TYPE 添加一个字段,遇到这个标记的话,就在行存储的时候,使用 zlib 算法压缩之后再存储。代码里面有不能当主键的判断逻辑,不能作为主键来使用;在进行 blob 等数据结构是否相等的时候,这些函数也都经过了特殊处理;只支持特定类型的数据。

4.2 Percona 引擎的实现逻辑

使用了一个新的 DD 来实现,如果把列的信息设置为 COMPRESS,就会把这个表的 space_id ,第几个列,列名等信息都记录在这个 DD 里面,建表的时候会进行判断,如果上面几个都相等,就压缩之后再进行存储;否则就进行正常的存储;整体的实现逻辑跟 RDS56 有点像。

5. MySQL 压缩的局限与发展

AI 技术对数据量的需求远远大于普通业务,在 AI 技术越发流行的今天,如何处理好大数据量的存储,成为了一个越来越重要的课题。在数据量越来越大的背景下,现在 MySQL 的表压缩功能的使用率却依然比较低,原因是什么呢? 笔者使用阿里云自建 MySQL 进行了 TPCC 标准测试,结果如下表

测试场景 tps qps min(ms) agv(ms) max(ms) 95%(ms)
read_only(未压缩) 1221.55 19544.74 23.01 26.19 429.10 28.16
read_only(压缩) 1134.81 18156.96 23.33 28.19 845.78 30.26
write_only(未压缩) 2688.26 16129.56 8.23 11.90 415.46 19.29
write_only(压缩) 1166.50 6998.99 10.46 27.43 629.40 44.98
read_write(未压缩) 892.68 17853.53 28.71 35.84 439.47 46.63
read_write(压缩) 634.78 12695.65 32.87 50.41 876.79 64.47

在写比较多的场景下,QPS 跟 TPS 等性能数据只有 40% 左右,之所以有这个现象,跟压缩表的页面设计有关。压缩表的页面一般场景下为经验值 8K,本身就是正常页面的一半;页面写数据的逻辑是:先将写的数据写到压缩页的 modifition log 中,如果 modifition log 满,就会进行解压操作,解压之后把 modifition log 中的数据全部写入(页分裂概率很大),写入后再重新压缩,这个过程对性能的影响较大。

能否解决或者优化压缩对性能的影响问题,成为了影响压缩技术应用的关键。现在一般是从参数调整的角度来做优化,后续从代码的角度做一些优化很重要。

6. RDS 对 MySQL 的页压缩优化

笔者在阿里云 RDS 工作期间,注意到 MySQL 的页压缩算法只支持 zlib 算法以及 lz4 算法,这两种算法都已经是比较古老的算法了,于是写了一版代码,进行了 MySQL 上的页压缩算法替代,支持 zstd 算法来替代原有压缩算法。

算法替代后,在阿里云服务器上测试的性能数据如下:

云服务器配置  
CPU 32
内存 128GB
云盘 SSD盘 400GiB (3400 IOPS)
OS Linux version 5.10.134-15.al8.x86_64
数据量 20 WH(2 G),5WH ,10WH
innodb_buffer_pool_size 128M

压缩率测试结果

  W=5 W=10 W=20 平均压缩率
NONE 555 M 1034 M 1999 M 0 %
LZ4 500 M ( 9.91% ) 924 M (10.63%) 1788 M (10.55%) 10.36 %
ZLIB 401 M ( 27.7%) 725 M (29.88%) 1433 M (30.18%) 29.25 %
ZSTD 389 M ( 29.91%) 706 M (31.72%) 1358 M (32.61%) 31.41 %

性能测试结果

  W=20 性能损耗
NONE 420.0 TRX/S 0 %
LZ4 417.3 TRX/S -0.7 %
ZLIB 342.5 TRX/S -18.57 %
ZSTD 389.3 TRX/S -7.38 %

可以看到,在 ZSTD 压缩算法下,使用 7% 的性能损耗,获得了 31% 的成本降低,与原生的 ZLIB 与 LZ4 算法相比,性能更为均衡与强劲。