page0cur.ccpage0page.hpage0page.ccrem0cmp.cc 

为什么谈及定位方法，因为在innodb中，比如一个插入语句我们需要定位在哪里插入(PAGE_CUR_LE)，比如一个查询语句我们需要定位到其第一个需要读取数据的位置，因此定位方法是查询的根本。而找到这个记录位置后实际上是用一个叫做page_cur_t结构体进行存储，暂且叫他cursor游标

struct page_cur_t{const dict_index_t* index;rec_t*rec;/*!< pointer to a record on page */ulint*offsets;buf_block_t*block;/*!< pointer to the block containing rec */}; 

其中包含了本index的数据字典类容、实际的数据、记录所在块的信息等，下面我具体谈一下定位方法，同时结合源码来看它具体的实现。

我们先来明确一下概念：

记录(rec)：通常为存储在内存中物理记录的完全拷贝，通常用一个unsigned char* 指针指向整个记录元组(dtuple)：物理记录的逻辑体现，他就复杂得多，但是一个记录(rec)对应一个元组(dtuple),由dtuple_t结构体表示，其中每一个field由一个dfield_t结构体表示，数据存储在dfied_t的一个叫做void* data的指针中

可自行参考运维内参等其他书籍，这里就在简单描述到这里，本文会出现相关术语。

一、查询模式(search mode)

在innodb中的常用的search mode有如下几个

/* Page cursor search modes; the values must be in this order! */enum page_cur_mode_t {PAGE_CUR_UNSUPP = 0,PAGE_CUR_G= 1,PAGE_CUR_GE = 2,PAGE_CUR_L= 3,PAGE_CUR_LE = 4,}; 

PAGE_CUR_G(>)PAGE_CUR_GE(>=)PAGE_CUR_L(<)PAGE_CUR_LE(<=)

我们来讨论一个问题考虑如下有序的数组

1,2,3,3,4,5,6,7 

规律1:

如果我们查询>=3(PAGE_CUR_GE)和<3(PAGE_CUR_L),那么自然我们需要将位置定位到2到3之间我们且用2-3表示

如果是>=3那么我们需要将记录定位到3及[3(第一个),正无穷)如果是<3那么我们需要将记录定位到2及（负无穷,2]
也就是说>=3和<3定位的区间是相同的2-3

如果我们查询<=3(PAGE_CUR_LE)和>3(PAGE_CUR_G),那么自然我们需要将位置定位到3到4之间我们且用3-4表示

如果是<=3那么我们需要将记录定位到3及(负无穷,3(最后一个)]如果是>3那么我们需要将记录定位到4及[4,正无穷)
也就是说<=3和>3定位的区间是相同的3-4

那么我们将这里的区间两个值记为low-high

规律2:

仔细分析后我们发现另外一个规律

(>) PAGE_CUR_G和(>=) PAGE_CUR_GE 都是取high(< )PAGE_CUR_L和(<=) PAGE_CUR_LE 都是取low

为什么讲这个东西，因为这两个规律在innodb记录定位中起到了关键作用，也直接影响到了innodb记录查找的二分算法的实现方式。

二、matched_fields和matched_bytes

大家在源码中能看到matched_fields和matched_bytes两个值，那么他们代表什么意思呢？
以int类型为例，因为在函数cmp_dtuple_rec_with_match_bytes是逐个字段逐个字节进行比较的，关键代码如下

while (cur_field < n_cmp) {rec_byte = *rec_b_ptr++;dtuple_byte = *dtuple_b_ptr++;} 

比如int 2,int 3在innodb中内部表示为0X80000002和0X80000003,如果他们进行比较那么最终此field的比较为不相等(-1),那么matched_fields=0但是

0X 800000 020X 800000 03
我们能够发现其中有3个字节是相同的及0X80 0X00 0X00 所以matched_bytes=3
简单的说matched_fields为相同field数量,如果field不相同则会返回相同的字节数。
当然cmp_dtuple_rec_with_match_bytes对不同数据类型的比较方式也不相同如下:

 switch (type->mtype) {case DATA_FIXBINARY:case DATA_BINARY:case DATA_INT:case DATA_SYS_CHILD:case DATA_SYS:break;case DATA_BLOB:if (type->prtype & DATA_BINARY_TYPE) {break;}default:ret = cmp_data(type->mtype, type->prtype, dtuple_b_ptr, dtuple_f_len, rec_b_ptr, rec_f_len);if (!ret) {goto next_field;}cur_bytes = 0;goto order_resolved;} 

具体可以参考一下源码，这里不再过多解释

三、块内二分查询方法再析

为什么叫做再析，因为如运维内参已经对本函数进行了分析，这里主要分析查询模式对二分法实现的影响，并且用图进行说明你会有新的感悟！当然如果你对什么slot还不清楚请自行参考运维内参

简单的说page_cur_search_with_match_bytes会调用cmp_dtuple_rec_with_match_bytes函数进行元组和记录之间的比较，而块内部比较方法就是先对所有的slot进行二分查找确定到某个slot以快速缩小范围，然后在对slot内部使用类似二分查找的方法等到记录，我们主要来分析一下slot内部的类二分法，因为它完全是我们查询模式中两个规律的完美体现，如下简化的代码片段以及我写的注释：

/* Perform linear search until the upper and lower records come todistance 1 of each other. */while (page_rec_get_next_const(low_rec) != up_rec) {//如果low_rec和up_rec相差1则结束循环，否则继续mid_rec = page_rec_get_next_const(low_rec);//这里并没有除以2作为mid_rec而是简单的取下一行，因为rec是单链表这样显然很容易完成ut_pair_min(&cur_matched_fields, &cur_matched_bytes,low_matched_fields, low_matched_bytes,up_matched_fields, up_matched_bytes);offsets = rec_get_offsets(mid_rec, index, offsets_,dtuple_get_n_fields_cmp(tuple), &heap);//获得记录的各个字段的偏移数组cmp = cmp_dtuple_rec_with_match_bytes(tuple, mid_rec, index, offsets,&cur_matched_fields, &cur_matched_bytes);//进行比较 0为相等1 元组大于记录 -1记录大于元组，并且传出field和bytesif (cmp > 0) { //如果元组大于mid_rec记录low_rec_match://当然简单的将mid_rec指针赋予给low_rec即可low_rec = mid_rec;low_matched_fields = cur_matched_fields;low_matched_bytes = cur_matched_bytes;} else if (cmp) { //如果元组小于mid_rec记录up_rec_match://当然简单的将mid_rec指针赋予给up_rec即可，这一步可以跳过很多记录up_rec = mid_rec;up_matched_fields = cur_matched_fields;up_matched_bytes = cur_matched_bytes;}//下面是相等情况的判断非常关键符合我们规律1算法 //如果元组等于mid_rec else if (mode == PAGE_CUR_G || mode == PAGE_CUR_LE //如果是>(PAGE_CUR_G)和<=(PAGE_CUR_LE) ) {goto low_rec_match; //执行low_rec_match} else //如果是>=(PAGE_CUR_GE)和<(PAGE_CUR_L) {goto up_rec_match;//执行up_rec_match}}//下面体现我们的规律2算法//如果是> PAGE_CUR_G和>= PAGE_CUR_GE 都是取high//如果是< PAGE_CUR_L和<= PAGE_CUR_LE 都是取low//因为是enum类型直接比较if (mode <= PAGE_CUR_GE) {page_cur_position(up_rec, block, cursor);} else {page_cur_position(low_rec, block, cursor);}*iup_matched_fields= up_matched_fields;*iup_matched_bytes = up_matched_bytes;*ilow_matched_fields = low_matched_fields;*ilow_matched_bytes= low_matched_bytes; 

注意一个slot的own记录为最多8条如下定义:

/* The maximum and minimum number of records owned by a directory slot. Thenumber may drop below the minimum in the first and the last slot in thedirectory. */#define PAGE_DIR_SLOT_MAX_N_OWNED 8#define PAGE_DIR_SLOT_MIN_N_OWNED 4 

如果大于了8则进行分裂

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

下面我们画一个slot内部定位的图，我们以如下有序数据为例，假设每一个数字代表一个记录(rec)

1 2 2 2 3 3 4 4 

我们可以看到有大量重复的记录，但是本算法也可以进行精确的定位，我们约定:

红色箭头为最后定位到的值黄色箭头为mid rec黑色箭头分别表示low rec\high rec如果是我们要定位到>2,那么我们明显要定位到2-3同时取high值3，我们用源码中的代码推导出整个过程如下：

mid为2显然已经等于了元组的中的2，如图






但是查询模式为PAGE_CUR_G 做low_rec_match操作、并且将mid取向下一条记录后如图






mid为2显然已经等于了元组的中的2，但是查询模式为PAGE_CUR_G做low_rec_match后、并且将mid取向下一条记录如图






mid为2显然已经等于了元组的中的2，但是查询模式为PAGE_CUR_G做low_rec_match后、并且将mid取向下一条记录如图






mid为3显然已经大于了元组中的2，做up_rec_match后我们发现记录定位成功，为low 2-high 3。page_rec_get_next_const(low_rec) == up_rec 循环退出如图






因为我们的查询模式是PAGE_CUR_G所以我们执行page_cur_position(up_rec, block, cursor);取high值如图

如果我们要定位到<3,那么我们明显要定位到2-3.并且取low值2。我们用源码中的代码推导出整个过程如下

mid为2显然小于元组的中的3，如图






做low_rec_match操作、并且将mid取向下一条记录后如图






mid为2显然小于元组的中的3，做low_rec_match操作、并且将mid取向下一条记录后如图






mid为2显然小于元组的中的3，做low_rec_match操作、并且将mid取向下一条记录后如图






mid为3显然等于元组的中的3，但是查询模式为PAGE_CUR_L做up_rec_match后、我们发现记录定位成功为low 2-high 3.page_rec_get_next_const(low_rec) == up_rec 循环退出如图






因为我们的查询模式是PAGE_CUR_L所以我们执行page_cur_position(low_rec, block, cursor);取low值如图

四、总结

我们slot内部的记录并不多最多为8条，二分算法slot内部并没有使用二分而是使用了取下一个记录的值的指针，非常容易实现因为记录中本来就包含了下一条记录的偏移量，并且通过访问模式两个规律将重复值过滤掉，最终找到边界。总之分析之后发现是一种精确高效的算法。