XtraBackup 8.0.33-28 prepare 速度提升 20 倍！

在这篇博文中，我们将描述 Percona XtraBackup 8.0.33-28 的改进，这显著减少了备份准备所需的时间，以便进行恢复操作。 Percona XtraBackup 中的这一改进显着缩短了新节点加入 Percona XtraDB 集群（PXC）所需的时间。

Percona XtraDB Cluster 使用 Percona XtraBackup 在节点之间执行 SST（状态快照传输）。当一个新节点加入集群时，会从 DONOR 到 JOINER 执行 SST。 JOINER 使用 PXB 从 DONOR 流式传输数据目录。 JOINER 必须在使用它之前准备备份。观察到，当 DONOR 拥有大量表空间（一百万个）时，JOINER 一侧的 XtraBackup 无法完成数据准备阶段（xtrabackup -prepare）。

Prepare 阶段

Percona XtraBackup 复制 InnoDB 数据文件。数据在服务器并发修改数据文件时内部不一致，因为服务器并发地修改数据文件。 Percona XtraBackup 对文件执行崩溃恢复，以再次创建一致的可用数据库。这称为 Prepare 操作（xtrabackup -prepare）。

XtraBackup Prepare 操作分两个阶段进行：

Redo Log 应用
Undo Log 应用

Redo Log 应用阶段

将 Redo Log 文件修改的更改应用于页面。此阶段没有行或事务的概念。Redo 应用阶段不会使数据库与事务一致。服务器可以刷新或写入未提交事务的更改到 Redo Log 中。 XtraBackup 仍应用记录在 Redo Log 中的修改，并且 Redo Log 应用阶段不会撤消这些更改。为此，我们必须使用 Undo Log。

Undo Log 应用阶段

Undo Log 应用阶段（也称为回滚阶段），将读取 Undo Log 页面中的更改以撤消事务。然后它们再次应用于页面（例如，再次写入旧值），并写入磁盘。在此阶段之后，备份过程中所有未提交的事务都会被回滚。

Undo Log 记录有两种类型：INSERT Undo Log 记录和 UPDATE Undo Log 记录。删除记录标记被视为 UPDATE UNDO Log 记录的子类型。

格式如下所示：

当服务器写入这些记录时，它不会与每个记录一起写入索引/表信息。它只将“table_id”写入作为 UNDO LOG 记录的一部分。 table_id 用于获取表架构。从 Undo Log 记录中获取表架构和关键字段用于创建索引搜索元组（Key）。此搜索元组（Key）用于查找要执行撤消操作的记录。

所以，给定一个 table_id，你如何获取表架构/定义?

在服务器上初始化“数据字典”（DD）引擎和 DD 缓存后，存储引擎可以请求表定义。例如，InnoDB 根据也称为“se_private_id”的 table_id 请求表定义。

与服务器不同，Percona XtraBackup 无法访问“数据字典”（DD）。初始化 DD 引擎和缓存会增加复杂性和其他服务器依赖项。XtraBackup 不会简单地像服务器一样访问表对象。

为何 Percona XtraBackup 受到数以千计的企业信赖？

Percona XtraBackup 初始化 InnoDB 引擎，并需要所有目的（回滚、导出等）的“InnoDB 表对象”，也称为 dict_table_t。XtraBackup 依靠序列化字典信息（SDI）。这是表的 JSON 表示形式。对于 InnoDB 表空间，该信息存储在表空间内。从 8.0 开始，IBD 文件是“自描述的”；例如，表架构在 IBD 文件中可用。

让我们看一个示例表。

CREATE TABLE test.t1(a INT PRIMARY KEY, b INT);

CREATE TABLE 语句在 test 目录中创建一个名为 t1.ibd 的文件。例如，mysql datadir/test/t1.ibd。因此 t1.ibd 包含有关表结构（列、它们的类型、索引数量、索引中的列、外键等）的信息作为 SDI。使用名为“ibd2sdi”的工具从 IBD 文件中提取 SDI。

ibd2sdi data/test/t1.ibd > t1.sdi

如您所见，表名在“dd_object:name”字段中，列信息存储在“dd_object:columns”数组中。

以往的设计（8.0.33-28 之前）

XtraBackup 从每个 IBD 读取 SDI 并将每个 IBD 中的所有表加载到缓存中作为不可驱逐的。本质上，通过将表加载为不可驱逐来禁用 LRU 缓存。每个表保留在内存中，直到 XtraBackup 退出。

这种方法的问题：

加载不需要回滚的表。
从读取表的 SDI 页面进行不必要的 IO 操作。
加载不必要的表会增加准备所需的时间。
占用内存可能导致 OOM。
如果备份目录包含大量表/IBD 文件，则会导致 XtraBackup Prepare 操作崩溃。
加入 PXC 集群的节点需要更多内存并花费很长时间加入集群。

为什么 XtraBackup 会将表加载为“不可驱逐”？我们可以只是将它们加载为可驱逐来解决问题吗？假设一个表被驱逐，必须再次加载它。XtraBackup 将如何知道包含被驱逐表的表空间（IBD）？它必须再次扫描每个 IBD 才能找到被驱逐的表。

新的设计（8.0.33-28 开始)

为了将表加载为可驱逐的，必须建立 table_id 和包含表的表空间 space_id 之间的关系。它是通过扫描数据字典表 mysql.indexes 和 mysql.index_partitions 的 B 树页面完成的。

建立此 table_id→space_id 关系后，它将在事务回滚期间使用。在这种新设计中，只有在它们上面有事务回滚时，才会加载用户表。

新设计如下：

当达到缓存大小限制或由后台主线程时，缓存中的表将被逐出。

新设计的好处（xtrabackup -prepare）：

使用更少的内存
使用更少的 IO
更快的准备
即使有大量表也能成功完成
节点更快地完成 SST 过程并快速加入 PXC 集群
节点需要更少的内存才能加入 PXC 集群

压测

在其他大小的备份目录上对 xtrabackup -prepare 进行基准测试，如 10K、50K、100K 和 250K 表。性能改进如下：

结论

正如您所见，从 Percona XtraBackup 8.0.33-28 开始，具有字典缓存的 xtrabackup -prepare 更快、更高效。改进将取决于备份目录中的表空间文件（IBD）数量。新节点加入 PXC 集群所需的时间也大大减少，因为 SST 过程将更快完成。

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