MySQL系列：innodb源码分析之文件IO

innodb作为数据库引擎，自然少不了对文件的操作，在innodb中所有需要持久化的信息都需要文件操作，例如：表文件、重做日志文件、事务日志文件、备份归档文件等。innodb对文件IO操作可以是煞费苦心，其主要包括两方面，一个是对异步io的实现，一个是对文件操

innodb作为数据库引擎，自然少不了对文件的操作，在innodb中所有需要持久化的信息都需要文件操作，例如：表文件、重做日志文件、事务日志文件、备份归档文件等。innodb对文件IO操作可以是煞费苦心，其主要包括两方面，一个是对异步io的实现，一个是对文件操作管理和io调度的实现。在MySQL-5.6版本的innodb还加入了DIRECT IO实现。做了这么多无非是优化io操作的性能。在innodb的文件IO部分中，主要实现集中在os_file.*和fil0fil.*两个系列的文件当中，其中os_file*是实现基本的文件操作、异步IO和模拟异步IO。fil0fil.*是对文件io做系统的管理和space结构化。下面依次来介绍这两个方面的内容.

1.系统文件IO

在innodb中，文件的操作是比较关键的，innodb封装了基本的文件操作，例如：文件打开与关闭、文件读写以及文件属性访问等。这些是基本的文件操作函数封装。在linux文件的读写方面，默认是采用pread/pwrite函数进行读写操作，如果系统部支持这两个函数，innodb用lseek和read、write函数联合使用来达到效果. 以下是innodb文件操作函数:

os_file_create_simple 创建或者打开一个文件

os_file_create 创建或者打开一个文件，如果操作失败会重试，直到成功

os_file_close 关闭打开的文件

os_file_get_size 获得文件的大小

os_file_set_size 设置文件的大小并以0填充文件内容

os_file_flush 将写的内容fsync到磁盘

os_file_read 从文件中读取数据

os_file_write 将数据写入文件

innodb除了实现以上基本的操作以外，还实现了文件的异步IO模型，在Windows下采用的IOCP模型来进行处理（具

体可以见网上的资料），在linux下是采用aio来实现的，有种情况，一种是通过系统本身的aio机制来实现，还有一种是

通过多线程信号模拟来实现aio.这里我们重点来介绍，为了实现aio,innodb定义了slot和slot array,具体数据结构如下：

typedef struct os_aio_slot_struct
{
 ibool	 is_read; /*是否是读操作*/
 ulint	 pos; /*slot array的索引位置*/
 ibool	 reserved; /*这个slot是否被占用了*/
 ulint	 len; /*读写的块长度*/
 byte*	 buf; /*需要操作的数据缓冲区*/
 ulint	 type; /*操作类型：OS_FILE_READ OS_FILE_WRITE*/
 ulint	 offset; /*当前操作文件偏移位置，低32位*/
 ulint	 offset_high; /*当前操作文件偏移位置，高32位*/
 os_file_t	 file; /*文件句柄*/
 char*	 name; /*文件名*/
 ibool	 io_already_done; /*在模拟aio的模式下使用，TODO*/
 void*	 message1;
 void*	 message2;
#ifdef POSIX_ASYNC_IO
 struct aiocb	control; /*posix 控制块*/
#endif
}os_aio_slot_t;

typedef struct os_aio_array_struct
{
 os_mutex_t	 mutex; /*slots array的互斥锁*/
 os_event_t	 not_full; /*可以插入数据的信号，一般在slot数据被aio操作后array_slot有空闲可利用的slot时发送*/
 os_event_t	 is_empty; /*array 被清空的信号，一般在slot数据被aio操作后array_slot里面没有slot时发送这个信号*/

 ulint	 n_slots; /*slots总体单元个数*/
 ulint	 n_segments; /*segment个数，一般一个对应n个slot，n = n_slots/n_segments，一个segment作为aio一次的操作范围*/
 ulint	 n_reserved; /*有效的slots个数*/
 os_aio_slot_t*	slots; /*slots数组*/

 os_event_t*	 events; /*slots event array，暂时没弄明白做啥用的*/
}os_aio_array_t;

内存结构关系图:

2.文件管理的内存结构

在innodb中定义三种文件类型：表空间文件(ibdata*)、重做日志文件(ib_logfile*)和归档文件(ib_arch_log*)。一般innodb在运行的过程中，会同时打开很多个文件，这就要求对文件进行系统的管理和控制。在innodb中定义了一套基于fil_system_t、fil_space_t和fil_node_t的内存管理结构。每个文件对应的是一个fil_node_t,fil_node是存储的最小单元，多个同一模块的fil_node组成一个fil_space_t，所有的space组成一个fil_system_t，在innodb引擎里，只有一个fil_system_t对象。

fil_system_t管理着全局的文件操作资源，例如：文件打开的数量、打开文件的信号控制、fil_space_t的管理和索引等。以下是fil_system_t的结构定义：

typedef struct fil_system_struct
{
 mutex_t	 mutex; /*file system的保护锁*/
 hash_table_t*	spaces; /*space的哈希表，用于快速检索space,一般是通过space id查找*/
 ulint	 n_open_pending; /*当前有读写IO操作的fil_node个数*/
 ulint	 max_n_open; /*最大允许打开的文件个数*/
 os_event_t	 can_open; /*可以打开新的文件的信号*/
 
 UT_LIST_BASE_NODE_T(fil_node_t) LRU; /*最近被打开操作过的文件,用于快速定位关闭的fil_node*/
 UT_LIST_BASE_NODE_T(fil_node_t) space_list;	 /*file space的对象列表*/
}fil_system_t;

值得注意的是space的哈希表和LRU,这里为什么会出现用hash table来索引space呢？因为在实际的数据库系统中，fil_space_t是会非常多的，用哈希表能快速定位到需要操作的fil_space_t。LRU是用于保存最近被打开和被操作过的fil_node,为了避免频发的关闭和打开文件，LRU保存一定数量（500）的最近打开过的文件，这样可以提高系统的效率。

fil_space_t是用于管理同一模块的file_node,上层模块操作文件不是以文件名来做操作关联的，而是用space_id，

也就是说，所有的文件操作是通过space为单位进行操作的。fil_space支持三种类型，分别是：
FIL_TABLESPACE 表空间space
FIL_LOG 重做日志space
FIL_ARCHI_LOG 归档日志space

fil_space_t的定义如下：

struct fil_space_struct
{
 char*	 name; /*space名称*/
 ulint	 id; /*space id*/
 ulint	 purpose; /*space的类型，主要有space table, log file和arch file*/
 ulint	 size; /*space包含的页个数*/
 ulint	 n_reserved_extents; /*预留的页个数*/
 hash_node_t	 hash; /*chain node的HASH表*/
 rw_lock_t	 latch; /*space操作保护锁,用于多线程并发*/
 ibuf_data_t*	ibuf_data; /*space 对应的insert buffer*/
 ulint	 magic_n; /*魔法校验字*/

 UT_LIST_BASE_NODE_T(fil_node_t) chain;
 UT_LIST_NODE_T(fil_space_t)	 space_list;
};

fil_space通常是由一组文件组成，例如重做日志，一般是有3个文件组成一个group space用于重做日志记录。space通过成员latch可以支持多线程并发的。在innodb文件操作中，主要是通过space来做控制，以下是它的控制函数：
fil_space_create 创建一个fil_space
fil_space_free 销毁一个fil_space
fil_space_truncate_start 从space中删除fil_node，删除的总数据长度为trunc_len
fil_node_create 创建一个fil_node并加入到对应的space当中
fil_space_get_size 获得space的空间大小，以page为单位记
fil_io 指定space的io操作
fil_aio_wait aio异步方式的io操作等待,并根据完成状态更新space状态
fil_flush 指定space进行数据刷盘
fil_node_t是对单个文件进行管理，主要是管理文件的打开状态、文件句柄信息、文件的page数量和更新状态等。

其结构定义如下：

struct fil_node_struct
{
 char*	 name; /*文件路径名*/
 ibool	 open; /*文件是否被打开*/
 os_file_t	handle; /*文件句柄*/
 ulint	 size; /*文件包含的页个数，一个页是16K*/
 ulint	 n_pending; /*等待读写IO操作的个数*/
 ibool	 is_modified; /*是否有脏也存在，flush是根据这个标志进行刷盘的*/
 ulint	 magic_n; /*魔法校验字*/
 UT_LIST_NODE_T(fil_node_t) chain;
 UT_LIST_NODE_T(fil_node_t) LRU;
};

值得注意的是当外部调用了fil_flush时，判断一个fil_node是否需要刷盘的必要条件是：
文件必须是打开的 open = TRUE
文件存在内存和硬盘数据不一致 is_modified = TRUE

了解了他们三者的基本定义后，那他们之间的关系是怎么的？不用文字叙述，看下面的内存结构关系图：

在了解了他们之间的基本关系后，那么一个io操作是怎么进行的？在这个模型里，一个io操作提交和被运行是比较复杂的。具体流程如下：

1.外部模块提交一个fil_io, 先会进行基本的io操作类型的判断和文件打开方式的判断。

2.然后进行对正在进行io操作的计数做判断，如果正在进行的io数量 > 最大文件打开数量的四分之三，唤醒所有aio的操作线程进行io处理，并进行sleep等待。

3.如果正在进行的io数量 = 最大文件打开数量,唤醒所有的aio操作线程进行io处理，并等待fil_system_t的can_open信号。

4.如果不满足2和3，找到需要受理io操作的space和node,并打开node对应的文件，打开文件时会对打开文件数量限制做判断，如果当前打开文件操作io的数量 + LRU里已经打开文件的数量>= 最大文件打开数量时，会取出LRU中最后一个fil_node进行文件关闭。然后在对新的io操作的fil_node文件进行打开。

5.fil_node文件打开后，调用os_aio进行io操作提交，然后等待io操作完成

6. io操作完成后，将完成io操作的fil_node放入LRU的第一个位置，并更改对应的fil_system/fil_space/fil_node的状态，最后触发一个fil_system的can open信号。

7.监听can_open的线程收到这个信号后，会跳到第4步进行自己的io操作提交。

流程图如下：

3总结

总体来说，innodb的文件IO涉及到知识面很多，可以能短时间无法完全理解透彻，一般在阅读源码的时候可以做一些基本的单元测试，这样有助于理解。弄清楚innodb的文件IO操作是非常有必要的，因为文件IO操作模块直接影响对innodb的日志系统的理解、表空间系统的理解。而且Innodb在文件IO模块的改进还是比较大的，尤其是引入Direct IO后。Direct IO很多数据库都在用这个技术，除了innodb,oracle和淘宝的oceanbase都使用了这个技术, 关于Direct IO网络上资料很多，可以自行结合MySQL-5.6的innodb来做研究。