MySQL各版本，對於add Index的處理方式是不同的，主要有三種：
（1）Copy Table方式
這是InnoDB最早支持的創建索引的方式。顧名思義，創建索引是通過臨時表拷貝的方式實現的。
新建一個帶有新索引的臨時表，將原表數據全部拷貝到臨時表，然後Rename，完成創建索引的操作。
這個方式創建索引，創建過程中，原表是可讀的。但是會消耗一倍的存儲空間。
（2）Inplace方式
這是原生MySQL 5.5，以及innodb_plugin中提供的創建索引的方式。所謂Inplace，也就是索引創建在原表上直接進行，不會拷貝臨時表。相對於Copy Table方式，這是一個進步。
Inplace方式創建索引，創建過程中，原表同樣可讀的，但是不可寫。
（3）Online方式
這是MySQL 5.6.7中提供的創建索引的方式。無論是Copy Table方式，還是Inplace方式，創建索引的過程中，原表只能允許讀取，不可寫。對應用有較大的限制，因此MySQL最新版本中，InnoDB支持了所謂的Online方式創建索引。
InnoDB的Online Add Index，首先是Inplace方式創建索引，無需使用臨時表。在遍歷聚簇索引，收集記錄並插入到新索引的過程中，原表記錄可修改。而修改的記錄保存在Row Log中。當聚簇索引遍歷完畢，並全部插入到新索引之後，重放Row Log中的記錄修改，使得新索引與聚簇索引記錄達到一致狀態。
與Copy Table方式相比，Online Add Index采用的是Inplace方式，無需Copy Table，減少了空間開銷；與此同時，Online Add Index只有在重放Row Log最後一個Block時鎖表，減少了鎖表的時間。
與Inplace方式相比，Online Add Index吸收了Inplace方式的優勢，卻減少了鎖表的時間。
1.Inplace add Index
測試表
create table t1 (a int primary key, b int)engine=innodb; insert into t1 values (1,1),(2,2),(3,3),(4,4);
Inplace Add Index處理流程
SQL
alter table t1 add index idx_t1_b(b);
處理流程
sql_table.cc::mysql_alter_table();
// 判斷當前操作是否可以進行Inplace實現，不可進行Inplace Alter的包括：
// 1. Auto Increment字段修改；
// 2. 列重命名；
// 3. 行存儲格式修改；等
mysql_compare_tables() -> ha_innobase::check_if_incompatible_data();
// Inplace創建索引第一階段(主要階段)
handler0alter.cc::add_index();
…
// 創建索引數據字典
row0merge.c::row_merge_create_index();
index = dict_mem_index_create();
// 每個索引數據字典上，有一個trx_id，記錄創建此索引的事務
// 此trx_id有何功能，接著往下看
index->trx_id = trx_id;
// 讀取聚簇索引，構造新索引的項，排序並插入新索引
row0merge.c::row_merge_build_indexes();
// 讀取聚簇索引，注意：只讀取其中的非刪除項
// 跳過所有刪除項，為什麼可以這麼做？往下看
row_merge_read_clustered_index();
// 文件排序
row_merge_sort();
// 順序讀取排序文件中的索引項，逐個插入新建索引中
row_merge_insert_index_tuples();
// 等待打開當前表的所有只讀事務提交
sql_base.cc::wait_while_table_is_used();
// 創建索引結束，做最後的清理工作
handler0alter.cc::final_add_index();
// Inplace add Index完畢
Inplace Add Index實現分析
在索引創建完成之後，MySQL Server立即可以使用新建的索引，做查詢。但是，根據以上流程，對我個人來說，有三個疑問點：
索引數據字典上，為何需要維護一個trx_id？
trx_id有何作用？
遍歷聚簇索引讀取所有記錄時，為何可跳過刪除項？
只讀取非刪除項，那麼新建索引上沒有版本信息，無法處理原有事務的快照讀；
MySQL Server層，為何需要等待打開表的只讀事務提交？
等待當前表上的只讀事務，可以保證這些事務不會使用到新建索引
根據分析，等待打開表的只讀事務結束較好理解。因為新索引上沒有版本信息，若這些事務使用新的索引，將會讀不到正確的版本記錄。
那麼InnoDB是如何處理其他那些在創建索引之前已經開始，但卻一直未提交的老事務呢？這些事務，由於前期為並未讀取當前表，因此不會被等待結束。這些事務在RR隔離級別下，會讀取不到正確的版本記錄，因為使用的索引上並沒有版本信息。
當然，InnoDB同樣考慮到了此問題，並采用了一種比較簡介的處理方案。在索引上維護一個trx_id，標識創建此索引的事務ID。若有一個比這個事務更老的事務，打算使用新建的索引進行快照讀，那麼直接報錯。
考慮如下的並發處理流程(事務隔離級別為RR)：
session 1: session 2:
// 此時創建Global ReadView
select * from t2;
delete from t1 where b = 1;
// idx_t1_b索引上，沒有b = 1的項
alter table t1 add index idx_t1_b(b);
// 由於ReadView在delete之前獲取
// 因此b = 1這一項應該被讀取到
select * from t1 where b = 1;
當session 1執行最後一條select時，MySQL Optimizer會選擇idx_t1_b索引進行查詢，但是索引上並沒有b = 1的項，使用此索引會導致查詢出錯。那麼，InnoDB是如何處理這個情況的呢？
處理流程：
…
ha_innobase::index_init();
change_active_index();
// 判斷session 1事務的ReadView是否可以看到session 2創建索引的事務
// 此處，session 2事務當然不可見，那麼prebuilt->index_usable = false
prebuilt->index_usable = row_merge_is_index_usable(readview, index->trx_id);
…
ha_innobase::index_read();
// 判斷index_usable屬性，此時為false，返回上層表定義修改，查詢失敗
if (!prebuilt->index_usable)
return HA_ERR_TABLE_DEF_CHANGED;
MySQL Server收到InnoDB返回的錯誤之後，會將錯誤報給用戶，用戶會收到以下錯誤：
mysql> select * from t1 where b = 1;
ERROR 1412 (HY000): Table definition has changed, please retry transaction
2.Online add Index
測試表
create table t1 (a int primary key, b int)engine=innodb; insert into t1 values (1,1),(2,2),(3,3),(4,4);
Online Add Index處理流程
SQL
alter table t1 add index idx_t1_b(b);
處理流程
sql_table.cc::mysql_alter_table();
// 1. 判斷當前DDL操作是否可以Inplace進行
check_if_supported_inplace_alter();
…
// 2. 開始進行Online創建的前期准備工作
prepare_inplace_alter_table();
…
// 修改表的數據字典信息
prepare_inplace_alter_table_dict();
…
// 等待InnoDB所有的後台線程，停止操作此表
dict_stats_wait_bg_to_stop_using_tables();
…
// Online Add Index區別與Inplace Add Index的關鍵
// 在Online操作時，原表同時可以讀寫，因此需要
// 將此過程中的修改操作記錄到row log之中
row0log.cc::row_log_allocate();
row_log_t* log = (row_log_t*)&buf[2 * srv_sort_buf_size];
// 標識當前索引狀態為Online創建，那麼此索引上的
// DML操作會被寫入Row Log，而不在索引上進行更新
dict_index_set_online_status(index, ONLINE_INDEX_CREATION);
…
// 3. 開始進行真正的Online Add Index的操作(最重要的流程)
inplace_alter_table();
// 此函數的操作，前部分與Inplace Add Index基本一致
// 讀取聚簇索引、排序、並插入到新建索引中
// 最大的不同在於，當插入完成之後，Online Add Index
// 還需要將row log中的記錄變化，更新到新建索引中
row0merge.cc::row_merge_build_index();
…
// 在聚簇索引讀取、排序、插入新建索引的操作結束之後
// 進入Online與Inplace真正的不同之處，也是Online操作
// 的精髓部分——將這個過程中產生的Row Log重用
row0log.cc::row_log_apply();
// 暫時將新建索引整個索引樹完全鎖住
// 注意：只是暫時性鎖住，並不是在整個重用Row Log的
// 過程中一直加鎖(防止加鎖時間過長的優化，如何優化？)
rw_lock_x_lock(dict_index_get_lock(new_index));
…
// InnoDB Online操作最重要的處理流程
// 將Online Copy Table中，記錄的Row Log重放到新建索引上
// 重放Row Log的算法如下：
// 1. Row Log中記錄的是Online創建索引期間，原表上的DML操作
// 這些操作包括：ROW_OP_INSERT；ROW_OP_DELETE_MARK; …
// 2. Row Log以Block的方式存儲，若DML較多，那麼Row Logs可能
// 會占用多個Blocks。row_log_t結構中包含兩個指針：head與tail
// head指針用於讀取Row Log，tail指針用於追加寫新的Row Log；
// 3.在重用Row Log時，算法遵循一個原則：盡量減少索引樹加鎖
// 的時間(索引樹加X鎖，也意味著表上禁止了新的DML操作)
// 索引樹需要加鎖的場景：
// (一) 在重用Row Log跨越新的Block時，需要短暫加鎖；
// (二) 若應用的Row Log Block是最後一個Block，那麼一直加鎖
// 應用最後一個Block，由於禁止了新的DML操作，因此此
// Block應用完畢，新索引記錄與聚簇索引達到一致狀態，
// 重用階段結束；
// (三) 在應用中間Row Log Block上的row log時，無需加鎖，新的
// DML操作仍舊可以進行，產生的row log記錄到最後一個
// Row Log Block之上；
// 4. 如果是創建Unique索引，那麼在應用Row Log時，可能會出現
// 違反唯一性約束的情況，這些情況會被記錄到
// row_merge_dup_t結構之中
row_log_apply_ops(trx, index, &dup);
row_log_apply_op();
row_log_apply_op_low();
…
// 將New Index的Online row log設置為NULL，
// 標識New Index的數據已經與聚簇索引完全一致
// 在此之後，新的DML操作，無需記錄Row Log
dict_index_set_online_status();
index->online_status = ONLINE_INDEX_COMPLETE;
index->online_log = NULL;
rw_lock_x_unlock(dict_index_get_block(new_index));
row_log_free();
…
// 4. Online Add Index的最後步驟，做一些後續收尾工作
commit_inplace_alter_table();
…
Online Add Index實現分析
在看完前面分析的InnoDB 5.6.7-RC版本中實現的基本處理流程之後，個人仍舊遺留了幾個問題，主要的問題有：
Online Add Index是否支持Unique索引？
確切的答案是：支持(不過存在Bug，後面分析)。InnoDB支持Online創建Unique索引。
既然支持，就會面臨Check Duplicate Key的問題。Row Log中如果存在與索引中相同的鍵值怎麼處理？怎麼檢測是否存在相同鍵值？
InnoDB解決此問題的方案也比較簡介易懂。其維護了一個row_merge_dup_t的數據結構，存儲了在Row log重放過程中遇到的違反唯一性沖突的Row Log。應用完Row Log之後，外部判斷是否存在Unique沖突(有多少Unique沖突，均會記錄)，Online創建Unique索引失敗。
Row Log是什麼樣的結構，如何組織的？
在Online Add Index過程中，並發DML產生的修改，被記錄在Row Log中。首先，Row Log不是InnoDB的Redo Log，而是每個正在被Online創建的索引的獨占結構。
Online創建索引，遵循的是先創建索引數據字典，後填充數據的方式。因此，當索引數據字典創建成功之後，新的DML操作就可以讀取此索引，嘗試進行更新。但是，由於索引結構上的status狀態為ONLINE_INDEX_CREATION，因此這些更新不能直接應用到新索引上，而是放入Row Log之中，等待被重放到索引之上。
Row Log中，以Block的方式管理DML操作內容的存放。一個Block的大小為由參數innodb_sort_buffer_size控制，默認大小為1M (1048576)。初始化階段，Row Log申請兩個這樣的Block。
在Row Log重放的過程中，到底需要多久的鎖表時間？
前面的流程分析中，也提到了鎖表的問題(內部為鎖新建索引樹的操作實現)。
在重放Row log時，有兩個情況下，需要鎖表：
情況一：在使用完一個Block，跳轉到下一個Block時，需要短暫鎖表，判斷下一個Block是否為Row Log的最後一個Block。若不是最後一個，跳轉完畢後，釋放鎖；使用Block內的row log不加鎖，用戶DML操作仍舊可以進行。
情況二：在使用最後一個Block時，會一直持有鎖。此時不允許新的DML操作。保證最後一個Block重放完成之後，新索引與聚簇索引記錄達到一致狀態。
綜上分析兩個鎖表情況，情況二會持續鎖表，但是由於也只是最後一個Block，因此鎖表時間也較短，只會短暫的影響用戶操作，在低峰期，這個影響是可以接受的。
3. Online Add Index是否也存在與Inplace方式一樣的限制？
由於Online Add Index同時也是Inplace方式的，因此Online方式也存在著Inplace方式所存在的問題：新索引上缺乏版本信息，因此無法為老事務提供快照讀。
不僅如此，相對於Inplace方式，Online方式的約束更甚一籌，不僅所有小於創建此Index的事務不可使用新索引，同時，所有在新索引創建過程中開始的事務，也不能使用新索引。
這個增強的限制，在rowmerge.cc::row_merge_read_clustered_index()函數中調整，在聚簇索引遍歷完成之後，將新索引的trx_id，賦值為Online Row Log中最大的事務ID。待索引創建完成之後，所有小於此事務ID的事務，均不可使用新索引。
在遍歷聚簇索引讀取數據時，讀取的是記錄的最新版本，那麼此記錄是否在Row Log也會存在？InnoDB如何處理這種情況？
首先，答案是肯定的。遍歷聚簇索引讀取記錄最新版本時，這些記錄有可能是新事務修改/插入的。這些記錄在遍歷階段，已經被應用到新索引上，於此同時，這些記錄的操作，也被記錄到Row Log之中，出現了一條記錄在新索引上存在，在Row Log中也存在的情況。
當然，InnoDB已經考慮到了這個問題。在重放Row Log的過程中，對於Row Log中的每條記錄，首先會判斷其在新索引中是否已經存在(row0log.c::row_log_apply_op_low())，若存在，則當前Row Log可以跳過(或者是將操作類型轉換)。
例如：Row Log中記錄的是一個INSERT操作，若此INSERT記錄在新索引中已經存在，那麼Row Log中的記錄，可以直接丟棄(若存在項與INSERT項完全一致)；或者是將INSERT轉換為UPDATE操作(Row Log記錄與新索引中的記錄，部分索引列有不同)；
Online Add Index是否存在Bug？
答案同樣是肯定的，存在Bug。
其中有一個Bug，重現方案如下：
create table t1 (a int primary key, b int, c char(250))engine=innodb;
insert into t1(b,c) values (1,'aaaaaaa');
// 保證數據量夠多
insert into t1(b,c) select b,c from t1;
insert into t1(b,c) select b,c from t1;
insert into t1(b,c) select b,c from t1;
…
// max(a) = 196591
select max(a) from t1;
// b中同樣沒有相同項
update t1 set b = a;
session 1 session 2
alter table t1 add unique index idx_t1_b(b);
insert into t1(b,c) values (196592,'b');
// 此update，會產生b=196589的重復項
update t1 set b=196589 where a=196582;
delete from t1 where a = 262127;
在以上的測試中，首先為表准備足夠的數據，目的是session 1做Online Add Index的讀取聚簇索引階段，session 2新的記錄也能夠被讀到。
在session 1的Online Add Index完成之後(成功)，執行以下兩個命令，結果如下：
mysql> show create table t1;
+——-+————————————————– | Table | Create Table +——-+————————————————– | t1 | CREATE TABLE `t1` ( `a` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, `b` int(11) DEFAULT NULL, `c` char(250) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`a`), UNIQUE KEY `idx_t1_b` (`b`) ) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=262129 DEFAULT CHARSET=gbk | +——-+————————————————– mysql> select * from t1 where a in (196582,196589); +——–+——–+———+ | a | b | c | +——–+——–+———+ | 196582 | 196589 | aaaaaaa | | 196589 | 196589 | aaaaaaa | +——–+——–+———+ 2 rows in set (0.04 sec)
可以看到，b上已經有了一個Unique索引，但是表中卻存在兩個相同的取值為196589的值。
此Bug，是處理Row Log的重放過程，未詳盡考慮所有情況導致的。因此，在MySQL 5.6版本穩定之前，慎用！
Online Add Index可借鑒之處
在MySQL 5.6.7中學習到兩個文件操作函數：一是posix_fadvise()函數，指定POSIX_FADV_DONTNEED參數，可做到讀寫不Cache：Improving Linux performance by preserving Buffer Cache State unbuffered I/O in Linux；二是fallocate()函數，指定FALLOC_FL_PUNCH_HOLE參數，可做到讀時清空：Linux Programmer's Manual FALLOCATE(2) 有類似需求的朋友，可試用。
posix_fadvise函數+POSIX_FADV_DONTNEED參數，主要功能就是丟棄文件在Cache中的clean blocks。因此，若用戶不希望一個文件占用過多的文件系統Cache，可以定期的調用fdatasync()，然後接著posix_fadvise(POSIX_FADV_DONTNEED)，清空文件在Cache中的clean blocks，不錯的功能！
