数据库内核月报 - 2016 / 05

MySQL · TokuDB · 日志子系统和崩溃恢复过程

TokuDB日志子系统

MySQL重启后自动加载InnoDB和其他的动态plugin,包括TokuDB。每一plugin在注册的时候指定init和deinit回调函数。TokuDB的init/deinit函数分别是tokudb_init_functokudb_done_func
MySQL重启过程中调用tokudb_init_func进行必要的初始化。在tokudb_init_func里面,调用db_env_create创建一个env实例,进行参数设置和callback设置。db_env_create是一个简单的封装,最终会调用toku_env_create来进行参数设置,callback设置和初始化的。toku_env_create初始化工作中一个很重要的事情就是调用toku_logger_create初始化TokuDB的日志子系统。
在TokuDB中,日志子系统是由tokulogger数据结构管理的。下面仅列出了主要的数据成员。

struct tokulogger {
    struct mylock input_lock;             // 保护lsn和in_buf的mutex
    toku_mutex_t output_condition_lock;   // 保护written_lsn ,fsynced_lsn ,等待out_buf可用的条件变量的mutex
    toku_cond_t output_condition;         // 等待out_buf可用的条件变量
    bool output_is_available;             // 标志out_buf可用的条件
    bool is_open;                         // 标志logger是否已打开
    bool write_log_files;                 // 标示是否将redo log buffer写到redo log file
    bool trim_log_files;                  // 标志是否要trim redo log file
    char *directory;                      // redo log所在目录
    int lg_max;                           // redo log最大长度,缺省100M
    LSN lsn;                              // 下一个可用的lsn
    struct logbuf inbuf;                  // 接收redo log entry的buffer
    LSN written_lsn;                      // 最后一次写入的lsn
    LSN fsynced_lsn;                      // 最后一次fsync的lsn
    LSN last_completed_checkpoint_lsn;    // 最近一次checkpoint开始时刻的logger的lsn
    long long next_log_file_number;       // 下一个可用的redo log file的序列号
    struct logbuf outbuf;                 // 写入redo log file的buf
    int n_in_file;                        // 当前redo log file存储日志的字节数
    TOKULOGFILEMGR logfilemgr;            // log file manager的handle
    TXN_MANAGER txn_manager;              // txn manager的handle
};

Logger初始化

Logger子系统在env->create阶段由toku_logger_create进行初步的初始化工作。代码片段如下:

int toku_logger_create (TOKULOGGER *resultp) {
    TOKULOGGER CALLOC(result);
    if (result==0) return get_error_errno();
    result->is_open=false;
    result->write_log_files = true;
    result->trim_log_files = true;
    result->directory=0;
    result->lg_max = 100<<20; // 100MB default
    // lsn is uninitialized
    result->inbuf  = (struct logbuf) {0, LOGGER_MIN_BUF_SIZE, (char *) toku_xmalloc(LOGGER_MIN_BUF_SIZE), ZERO_LSN};
    result->outbuf = (struct logbuf) {0, LOGGER_MIN_BUF_SIZE, (char *) toku_xmalloc(LOGGER_MIN_BUF_SIZE), ZERO_LSN};
    // written_lsn is uninitialized
    // fsynced_lsn is uninitialized
    result->last_completed_checkpoint_lsn = ZERO_LSN;
    // next_log_file_number is uninitialized
    // n_in_file is uninitialized
    toku_logfilemgr_create(&result->logfilemgr);
    *resultp=result;
    ml_init(&result->input_lock);
    toku_mutex_init(&result->output_condition_lock, NULL);
    toku_cond_init(&result->output_condition, NULL);
    result->output_is_available = true;
    return 0;
}

Logger子系统在env->open阶段,调用toku_logger_open函数进行进一步的初始化。函数toku_logger_opentoku_logger_open_with_last_xid的简单封装。Env->open最终调用toku_logger_open_with_last_xid解析redo log file获取下一个可用的lsn,下一个可用的redo log file的序列号index并打开相应redo log file。在env->open时,调用toku_logger_open_with_last_xid的最后一个参数last_xid为TXNID_NONE,表示由toku_logger_open_with_last_xid指定事务子系统初始化时最新的txnid。
解析redo log file的过程在函数toku_logfilemgr_init实现,依次解析redo log目录下的每一个文件名符合特定格式的redo log file,从中读取最后一个log entry的lsn保存下来。Redo log文件名遵循”log$index.tokulog$version”格式,$index是64位无符号整数表示的redo log file的序列号index,$version是32位无符号整数表示版本信息。
如果最新的redo log file最后一个log entry是LT_shutdown(表示正常关闭不需要进行recovery),那么把对应的txnid记录在last_xid_if_clean_shutdown变量,作为TokuDB事务子系统初始化时最新的txnid。在解析redo log file的时候,还会用最新的redo log file的最后一个log entry的lsn更新logger的lsn,written_lsn,fsynced_lsn。接着,toku_logger_find_next_unused_log_file找到下一个可用的redo log文件的序列号,并创建新的redo log file。每个redo log file最开始的12个字节是固定的,首先是8个字节的magic字符串“tokulogg“,紧接着4个字节是log的版本信息。代码片段如下:

int
toku_logger_open_with_last_xid(const char *directory /* redo log dir */, TOKULOGGER logger, TXNID last_xid) {
    if (logger->is_open) return EINVAL;
    TXNID last_xid_if_clean_shutdown = TXNID_NONE;
    r = toku_logfilemgr_init(logger->logfilemgr, directory, &last_xid_if_clean_shutdown);
    if ( r!=0 )
        return r;
    logger->lsn = toku_logfilemgr_get_last_lsn(logger->logfilemgr);
    logger->written_lsn = logger->lsn;
    logger->fsynced_lsn = logger->lsn;
    logger->inbuf.max_lsn_in_buf  = logger->lsn;
    logger->outbuf.max_lsn_in_buf = logger->lsn;
    r = open_logdir(logger, directory);
    if (r!=0) return r;
    long long nexti;
    r = toku_logger_find_next_unused_log_file(logger->directory, &nexti);
    if (r!=0) return r;
    logger->next_log_file_number = nexti;
    r = open_logfile(logger);
    if (r!=0) return r;
    if (last_xid == TXNID_NONE) {
        last_xid = last_xid_if_clean_shutdown;
    }
    toku_txn_manager_set_last_xid_from_logger(logger->txn_manager, last_xid);
    logger->is_open = true;
    return 0;
}

到这里,TokuDB的logger子系统就初始化好了,在处理DDL或者DML或者TokuDB执行checkpoint的时候,都需要先写rollback(undo)log,redo log。Rollback在之前的月报MySQL · TokuDB · 事务子系统和 MVCC 实现 谈到过,这里不再赘述。

写redo log

下面我们一起看一下往redo log新加一条insert的过程。函数toku_log_enq_insert的第2,第5,第6,第7,第8参数表示描述一条insert的五元组(lsn, FT, xid, key, value)。代码片段如下:

void toku_log_enq_insert (TOKULOGGER logger, LSN *lsnp, int do_fsync, TOKUTXN txn, FILENUM filenum, TXNID_PAIR xid, BYTESTRING key, BYTESTRING value) {
  if (logger == NULL) {
     return;
  }
  if (txn && !txn->begin_was_logged) {
    invariant(!txn_declared_read_only(txn));
    // 记录txn begin
    toku_maybe_log_begin_txn_for_write_operation(txn);
  }
  if (!logger->write_log_files) {
    // logger->write_log_files为FALSE,表示不写redo,递增lsn就可以返回了。
    ml_lock(&logger->input_lock);
    logger->lsn.lsn++;
    if (lsnp) *lsnp=logger->lsn;
    ml_unlock(&logger->input_lock);
    return;
  }
  const unsigned int buflen= (+4 // log entry的长度,参与crc计算
                              +1 // log命令,对应insert来说是‘I’
                              +8 // lsn
                              +toku_logsizeof_FILENUM(filenum) // filenum,表示哪个FT文件
                              +toku_logsizeof_TXNID_PAIR(xid) // xid,表示txnid
                              +toku_logsizeof_BYTESTRING(key) // key
                              +toku_logsizeof_BYTESTRING(value) // data
                              +8 // crc + len // crc和log entry长度(不参与crc计算)
                             );
  struct wbuf wbuf;
  ml_lock(&logger->input_lock);
  toku_logger_make_space_in_inbuf(logger, buflen);
  wbuf_nocrc_init(&wbuf, logger->inbuf.buf+logger->inbuf.n_in_buf, buflen);
  wbuf_nocrc_int(&wbuf, buflen);
  wbuf_nocrc_char(&wbuf, 'I');
  logger->lsn.lsn++;
  logger->inbuf.max_lsn_in_buf = logger->lsn;
  wbuf_nocrc_LSN(&wbuf, logger->lsn);
  if (lsnp) *lsnp=logger->lsn;
  wbuf_nocrc_FILENUM(&wbuf, filenum);
  wbuf_nocrc_TXNID_PAIR(&wbuf, xid);
  wbuf_nocrc_BYTESTRING(&wbuf, key);
  wbuf_nocrc_BYTESTRING(&wbuf, value);
  wbuf_nocrc_int(&wbuf, toku_x1764_memory(wbuf.buf, wbuf.ndone));
  wbuf_nocrc_int(&wbuf, buflen);
  assert(wbuf.ndone==buflen);
  logger->inbuf.n_in_buf += buflen;
  toku_logger_maybe_fsync(logger, logger->lsn, do_fsync, true);
}

TokuDB的logger有两个buffer:inbuf和outbuf。Inbuf表示接收log entry的buffer,而outbuf表示写到redo log文件的buffer。这两个buffer是如何切换的呢?当inbuf满或者inbuf里的free space无法满足新来的log entry的存储需求时,需要触发redo buffer flush过程,即将inbuf日志flush到redo log文件里。这个过程比较耗时,而且很可能inbuf里面还有free space,只是由于当前这个log entry比较大而无法满足存储需求,TokuDB实现了output permission机制,使得需要free space的请求等待在output permission的条件变量上,其他client thread上下文的redo log请求可以继续使用inbuf写日志。等待上一个flush完成后(即条件变量被signaled),检查当前inbuf的free space,如果可以满足这条redo log entry就直接返回,说明别的线程帮我们flush好了。如果free space不够,需要在当前线程的上下文去做flush,实际上是把inbuf和outbuf互换,然后把outbuf写到redo log文件中。写完之后适当调整inbuf的大小使之满足当前redo log entry请求。最后唤醒等待inbuf提供足够空间的线程(阻塞在output permission上的线程)。简而言之,把redo log buffer拆分成inbuf和outbuf,最重要的作用是在redo log flush的时候不会阻塞新的log entry写入,感兴趣的朋友可以看一下函数toku_logger_maybe_fsync的实现,这里就不一一展开了。函数toku_logger_make_space_in_inbuf的代码片段如下:

void
toku_logger_make_space_in_inbuf (TOKULOGGER logger, int n_bytes_needed)
{
    if (logger->inbuf.n_in_buf + n_bytes_needed <= LOGGER_MIN_BUF_SIZE) {
        return;
    }
    ml_unlock(&logger->input_lock);
    LSN fsynced_lsn;
    // 等待前面的redo log flush完成
    grab_output(logger, &fsynced_lsn);

    ml_lock(&logger->input_lock);
    if (logger->inbuf.n_in_buf + n_bytes_needed <= LOGGER_MIN_BUF_SIZE) {
        // 其他线程帮助flush redo log,直接返回。
        release_output(logger, fsynced_lsn);
        return;
    }
    if (logger->inbuf.n_in_buf > 0) {
        // 交换inbuf,outbuf
        swap_inbuf_outbuf(logger);

        // 把outbuf里的日志写回
        write_outbuf_to_logfile(logger, &fsynced_lsn);
    }
    // 适当调整inbuf大小
    if (n_bytes_needed > logger->inbuf.buf_size) {
        assert(n_bytes_needed < (1<<30)); // redo log entry必须小于1G
        int new_size = max_int(logger->inbuf.buf_size * 2, n_bytes_needed);
        assert(new_size < (1<<30)); // inbuf必须小于1G
        XREALLOC_N(new_size, logger->inbuf.buf);
        logger->inbuf.buf_size = new_size;
    }
    // 唤醒等待flush redo log的线程
    release_output(logger, fsynced_lsn);
}

TokuDB崩溃恢复过程

判断是否进行recovery

前面提到MySQL重启过程中会调用db_env_create创建env实例,进行参数设置和callback设置,然后调用env->open来做进一步初始化。同样env->open也是一个回调函数,它是在db_env_create设置的,指向env_open函数。
在env_open里调用validate_env判断是否需要进行recovery。validate_env函数返回时表明这个env是否是emptyenv (env目录为空,且不存在rollback文件,不存在数据文件),是否是newnev (env目录不存在),是否是emptyrollback (env目录存在,rollback文件为空)。
如果满足条件 !emptyenv && !new_env && is_set(DB_RECOVERY) 就尝试进行recovery。简单地说recovery的条件就是env存在,log_dir存在,redo log存在。
判断是否真正做recovery的函数是tokuft_needs_recovery。代码如下:

int tokuft_needs_recovery(const char *log_dir, bool ignore_log_empty) {
    int needs_recovery;
    int r;
    TOKULOGCURSOR logcursor = NULL;

    r = toku_logcursor_create(&logcursor, log_dir);
    if (r != 0) {
        needs_recovery = true; goto exit;
    }

    struct log_entry *le;
    le = NULL;
    r = toku_logcursor_last(logcursor, &le);
    if (r == 0) {
        needs_recovery = le->cmd != LT_shutdown;
    }
    else {
        needs_recovery = !(r == DB_NOTFOUND && ignore_log_empty);
    }
 exit:
    if (logcursor) {
        r = toku_logcursor_destroy(&logcursor);
        assert(r == 0);
    }
    return needs_recovery;
}

tokuft_needs_recovery尝试读取最后一条redo log entry,如果不是LT_shutdown,就需要真正做recovery。读取最后一条redo log entry的代码片段如下:

int toku_logcursor_last(TOKULOGCURSOR lc, struct log_entry **le) {
    // 打开最后一个redo log文件
    if ( !lc->is_open ) {
        r = lc_open_logfile(lc, lc->n_logfiles-1);
        if (r!=0)
            return r;
        lc->cur_logfiles_index = lc->n_logfiles-1;
    }
    while (1) {
        // 移到最后一个redo log的文件末尾
        r = fseek(lc->cur_fp, 0, SEEK_END);    assert(r==0);
        // 从当前位置(redo log末尾)向前读一个log entry
        r = toku_log_fread_backward(lc->cur_fp, &(lc->entry));
        if (r==0) // 读成功
            break;
        if (r>0) {
            // 读失败
            toku_log_free_log_entry_resources(&(lc->entry));
            // 从当前redo log头部开始向后scan直到找到第一非法log Entry的位置,并把redo log文件truncate到那个位置。
            r = lc_fix_bad_logfile(lc);
            if ( r != 0 ) {
                fprintf(stderr, "%.24s TokuFT recovery repair unsuccessful\n", ctime(&tnow));
                return DB_BADFORMAT;
            }
            // 重新读redo log entry
            r = toku_log_fread_backward(lc->cur_fp, &(lc->entry));
            if (r==0) // 读到好的redo log entry
                break;
        }
        // 当前redo log没有访问的log entry,切换到上一个redo log文件
        r = lc_close_cur_logfile(lc);
        if (r!=0)
            return r;
        if ( lc->cur_logfiles_index == 0 )
            return DB_NOTFOUND;
        lc->cur_logfiles_index--;
        r = lc_open_logfile(lc, lc->cur_logfiles_index);
        if (r!=0)
            return r;
    }
}

在读最后一个log entry的过程中,在读log entry出错的情况下(crash的时候把redo log写坏了)会调用lc_fix_bad_logfile尝试修复redo log文件。修复的过程很简单:从当前redo log头部开始向后scan直到找到第一非法log entry的位置,并把redo log文件truncate到那个位置。此时,文件指针也指向文件末尾。极端的情况是,修复完redo log,发现当前redo log中的所有entry都是坏的,那样需要切换到前面一个redo log文件。

Recovery过程

如果需要做recovery,TokuDB会调用do_recovery进行恢复,恢复的时候先做redo log apply,然后进行undo rollback。代码片段如下:

static int do_recovery(RECOVER_ENV renv, const char *env_dir, const char *log_dir) {
    r = toku_logcursor_create(&logcursor, log_dir);
    assert(r == 0);
    scan_state_init(&renv->ss);
    for (unsigned i=0; 1; i++) {
        // 读取前一个log entry,第一次读的是最后一个log entry
        le = NULL;
        r = toku_logcursor_prev(logcursor, &le);
        if (r != 0) {
            if (r == DB_NOTFOUND)
                break;
            rr = DB_RUNRECOVERY;
            goto errorexit;
        }
        // backward阶段处理log entry
        assert(renv->ss.ss == BACKWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END ||
               renv->ss.ss == BACKWARD_NEWER_CHECKPOINT_END);
        logtype_dispatch_assign(le, toku_recover_backward_, r, renv);
        if (r != 0) {
            rr = DB_RUNRECOVERY;
            goto errorexit;
        }
        if (renv->goforward)
            break;
    }

    for (unsigned i=0; 1; i++) {
        // forward阶段处理log entry,首先处理的是checkpoint begin的那个log entry
        assert(renv->ss.ss == FORWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END ||
           renv->ss.ss == FORWARD_NEWER_CHECKPOINT_END);
        logtype_dispatch_assign(le, toku_recover_, r, renv);
        if (r != 0) {
                rr = DB_RUNRECOVERY;
                goto errorexit;
        }

        // 读取下一个log entry
        le = NULL;
        r = toku_logcursor_next(logcursor, &le);
        if (r != 0) {
            if (r == DB_NOTFOUND)
                break;
            rr = DB_RUNRECOVERY;
            goto errorexit;
        }
    }

    // parse redo log结束
    assert(renv->ss.ss == FORWARD_NEWER_CHECKPOINT_END);

    r = toku_logcursor_destroy(&logcursor);
    assert(r == 0);

    // 重启logger
    toku_logger_restart(renv->logger, lastlsn);

    // abort所有未提交的事务
    recover_abort_all_live_txns(renv);
    // 在recovery退出前做一个checkpoint
     r = toku_checkpoint(renv->cp, renv->logger, NULL, NULL, NULL, NULL, RECOVERY_CHECKPOINT);
    assert(r == 0);
    return 0;
}

Scan log entry分别两个阶段:backward阶段和forward阶段。这两个阶段是由scan_state状态机控制的。在scan开始之前在scan_state_init函数中把状态机ss的初始状态设置为BACKWARD_NEWER_CHECKPOINT_END。

screenshot

  • Backward阶段:从最后一个log entry开始向前读,直到读到checkpoint end。对在这个过程中读到的每一个log entry调用logtype_dispatch_assign(le, toku_recover_backward_, r, renv)。在这个阶段对于checkpoint以外的操作,toku_recover_backward_前缀的处理函数都是noop。当读到checkpoint end的log entry时,会把ss状态设置为BACKWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END,并记录这个checkpoint的begin_lsn和lsn。然后继续向前scan直到读到checkpoint begin的log entry,确保ss中记录的checkpoint_begin_lsn和log entry的lsn是相等的,然后 把ss的状态设置为FORWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END,并设置renv->goforward为TRUE。
  • Forward阶段:对当前的log entry调用logtype_dispatch_assign(le, toku_recover_, r, renv)重放redo log。然后向后scan直到读到checkpoint end,确保ss中记录的checkpoint_begin_lsncheckpoint_end_lsn与log entry里面记录的lsn_begin_checkpoint和lsn是相等的,然后把ss的状态设置为FORWARD_NEWER_CHECKPOINT_END。这样,崩溃之前的最后一个checkpoint就回放完成了。下面要做的事情就是,回放committed txn的redo log。代码片段如下:
static void scan_state_init(struct scan_state *ss) {
    ss->ss = BACKWARD_NEWER_CHECKPOINT_END;
    ss->checkpoint_begin_lsn = ZERO_LSN;
    ss->checkpoint_end_lsn = ZERO_LSN;
    ss->checkpoint_num_fassociate = 0;
    ss->checkpoint_num_xstillopen = 0;
    ss->last_xid = 0;
}
static int toku_recover_backward_end_checkpoint (struct logtype_end_checkpoint *l, RECOVER_ENV renv) {
    switch (renv->ss.ss) {
    case BACKWARD_NEWER_CHECKPOINT_END:
        renv->ss.ss = BACKWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END;
        renv->ss.checkpoint_begin_lsn.lsn = l->lsn_begin_checkpoint.lsn;
        renv->ss.checkpoint_end_lsn.lsn   = l->lsn.lsn;
        renv->ss.checkpoint_end_timestamp = l->timestamp;
        return 0;
    case BACKWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END:
        abort();
    default:
        break;
    }
    abort();
}
static int toku_recover_backward_begin_checkpoint (struct logtype_begin_checkpoint *l, RECOVER_ENV renv) {
    int r;
    switch (renv->ss.ss) {
    case BACKWARD_NEWER_CHECKPOINT_END:
        // incomplete checkpoint, nothing to do
        r = 0;
        break;
    case BACKWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END:
        assert(l->lsn.lsn == renv->ss.checkpoint_begin_lsn.lsn);
        renv->ss.ss = FORWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END;
        renv->ss.checkpoint_begin_timestamp = l->timestamp;
        renv->goforward = true;
        r = 0;
        break;
    default:
        abort();
        break;
    }
    return r;
}
static int toku_recover_begin_checkpoint (struct logtype_begin_checkpoint *l, RECOVER_ENV renv) {
    int r;
    TXN_MANAGER mgr = toku_logger_get_txn_manager(renv->logger);
    switch (renv->ss.ss) {
    case FORWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END:
        assert(l->lsn.lsn == renv->ss.checkpoint_begin_lsn.lsn);
        invariant(renv->ss.last_xid == TXNID_NONE);
        renv->ss.last_xid = l->last_xid;
        toku_txn_manager_set_last_xid_from_recovered_checkpoint(mgr, l->last_xid);
        r = 0;
        break;
    case FORWARD_NEWER_CHECKPOINT_END:
        assert(l->lsn.lsn > renv->ss.checkpoint_end_lsn.lsn);
        // Verify last_xid is no older than the previous begin
        invariant(l->last_xid >= renv->ss.last_xid);
        // Verify last_xid is no older than the newest txn
        invariant(l->last_xid >= toku_txn_manager_get_last_xid(mgr));
        r = 0; // ignore it (log only has a begin checkpoint)
        break;
    default:
        abort();
        break;
    }
    return r;
}
static int toku_recover_end_checkpoint (struct logtype_end_checkpoint *l, RECOVER_ENV renv) {
    int r;
    switch (renv->ss.ss) {
    case FORWARD_BETWEEN_CHECKPOINT_BEGIN_END:
        assert(l->lsn_begin_checkpoint.lsn == renv->ss.checkpoint_begin_lsn.lsn);
        assert(l->lsn.lsn == renv->ss.checkpoint_end_lsn.lsn);
        assert(l->num_fassociate_entries == renv->ss.checkpoint_num_fassociate);
        assert(l->num_xstillopen_entries == renv->ss.checkpoint_num_xstillopen);
        renv->ss.ss = FORWARD_NEWER_CHECKPOINT_END;
        r = 0;
        break;
    case FORWARD_NEWER_CHECKPOINT_END:
        assert(0);
        return 0;
    default:
        assert(0);
        return 0;
    }
    return r;
}

上面我们是TokuDB recovery的过程。对读redo log一笔带过。现在一起看看读log entry的过程:

  • 向后读:从当前位置读4个字节的长度len1,然后读1个字节cmd。然后按照不同cmd的定义来读log entry。
  • 向前读:从当前位置读nocrc的长度len2,把文件指针向前移动len2个字节。从那个位置向后读。
  • Verify:读的过程需要计算crc校验码。Len1是参与crc计算的,而len2不参与crc计算。计算得到的crc应该与log entry里面记录的crc相等。而且len1应该等于len2。