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MySQL自治平台建设的内核原理及实践（上） - 美团技术

Author: 美团技术 · 分类： Mysql ·    2024年03月 · tags:

本文整理自美团技术沙龙第75期的主题分享《美团数据库攻防演练建设实践》，系超大规模数据库集群保稳系列（内含4个议题的PPT及视频）的第4篇文章。

本文作者在演讲后根据同学们的反馈，补充了很多技术细节，跟演讲（视频）相比，内容更加丰富。文章分成上、下两篇，上篇将介绍数据库的异常发现跟诊断方面的内容，下篇将介绍内核可观测性建设、全量SQL、异常处理以及索引优化建议与SQL治理方面的内容。希望能够对大家有所帮助或启发。

  • 1 背景&目标

  • 2 平台演进策略

  • 3 异常发现

  • 3.1 数据分布规律与算法选择

  • 3.2 模型选择

  • 4 异常诊断

  • 4.1 主从延迟（内核代码路径分析）

  • 4.2 大事务诊断分析（内核功能增强）

  • 4.3 MySQL Crash分析（内核Core Dump分析）

1 背景&目标

MySQL的故障与SQL的性能，是DBA跟研发同学每天都需要关注的两个重要问题，它们直接影响着数据库跟业务应用程序的稳定性。而当故障或者SQL性能问题发生时，如何快速发现、分析以及处理这些问题，使得数据库或者业务系统快速恢复，是一项比较大的挑战。

针对此问题，美团数据库自治平台经过多轮的迭代建设，在多个场景下已经实现了异常的发现、分析以及处理的端到端能力。本文将跟大家分享一下我们平台建设的心路历程，同时提供一些经验、教训供同行参考，希望能够起到“抛砖引玉”的作用。本文主要介绍以下主题：

  • 异常发现：基于数理统计方式的动态阀值策略，来发现数据库系统的指标异常。
  • 故障分析：丰富完善数据库关键信息，来做精确的数据库异常根因分析；深入挖掘内核价值，来解决根因诊断方面的疑难杂症。
  • 故障处理：依据异常根因分析的不同结果，通过自助化或自动化的方式来进行故障的恢复处理。
  • 内核可观测性建设：如何跟数据库内核团队合作，从内核的角度来分析SQL性能问题，通过内核团队大量的内核代码改造，力求将数据库的可观测性跟诊断做到极致。
  • 单SQL优化建议：通过改造MySQL存储引擎，同时结合查询优化来打造基于Cost模式的索引优化建议。
  • 基于workload索引优化建议：基于整个DB或者实例的Workload策略的索引优化建议，为实现数据库的索引自维护提供前置条件。
  • 基于SQL生命周期的治理：实现从SQL上线前、执行过程中、执行完毕后几个环节，以期实现端到端的慢SQL治理。

2 平台演进策略

美团数据库自治平台从下到上总体分为四层，分别为接口与展示、平台功能层，计算与存储、数据采集层，平台的总体架构以及每一层的作用如下：

  • 数据库采集层：要进行数据库的诊断与分析，需要依靠关键的指标以及SQL文本数据，当前在每个数据库实例上部署一个数据采集程序（rds-agent）统一负责采集、上报关键数值指标以及SQL文本数据。
  • 数据计算与存储层：数据采集层上报上来的数据，依托Kafka、Flink&Spark作为数据缓冲，对关键组件进行相关的数据处理，如SQL解析、SQL模版化、数据聚合等操作，再把处理的结果存入ES、Blade（美团自研的分布式数据库）、Hive等分布式数据库或者大数据平台，提供给上层的平台功能层使用。
  • 平台功能层：此层是整个系统最为重要的部分，由于平台同时服务于DBA运维团队及研发团队，所以平台的建设分成了两条路：1）主要面向DBA用户，按照可观测性建设、异常发现、故障根因分析、故障处理几个阶段来进行建设；2）主要面向研发同学，按照SQL优化建议、风险SQL的发现、分析与SQL治理等跟SQL相关的几个阶段来建设。当然，两者并没有严格界限，这些功能所有的用户都可以同时使用。
  • 接口与展示：平台功能层提供的核心功能会通过Portal来展示，同时为了让平台提供的功能更好地集成在用户自己的系统中，我们也通过OpenAPI的方式对外提供服务。

3 异常发现

数据库产生异常时需要尽早地发现，才能防止异常一进步放大，避免造成真正的故障。异常发现的主要方式是对数据库或者OS的关键数值指标进行监控，相关指标包括seconds_behind_master、slow_queries、thread_running、system load、Threads_connected等等，也可以是业务端研发关注的关键指标，如“应用程序访问数据库的报错数量”、“SQL执行平均耗时”等指标来进行监控。如果这些指标短时间内发生比较大的波动，那么数据库很可能出现了一些异常，这就需要及时进行处理。

这些异常如何才能被发现呢？业界一般有基于静态阀值以及动态阀值的两种异常发现策略。前者很简单，如根据专家经验，人工设定seconds_behind_master或者Threads_connected的告警阀值，超过阀值就认为发生了异常。此方式虽然简单易用，但OLTP、OLAP等不同的业务场景，对于相同指标的敏感度是不一样的，如果所有场景都使用统一的静态阀值来做异常发现，难免会有很多误告。而如果每个场景都去手工去调整，既不灵活，成本又太高，解决方案是基于不同场景的历史时序数据，使用数理统计的方式来分别建模，通过拟合出各自场景的模型来作为异常发现的策略。

| 3.1 数据分布规律与算法选择

基于数理统计方法的异常发现，需要根据具体的场景使用特定的模型。一般来说，模型的选择跟时序数据的分布形态有很大的关系，时序数据的分布并不总是都像正态分布一样都是对称的，而是有些是左偏的，有些是右偏的，当然也有对称分布的。下图就展示典型的三种不同的时序数据分布形态。

针对上面的三种不同时序数据的分布形态，以及每种异常检测算法自身的特性，我们分别采用不同的异常检测算法。

对于低偏态高对称分布选择“绝对中位差（MAD）”，中等偏态分布选择“箱形图（Boxplot）”，高偏态分布选择“极值理论（EVT）”。没有选择3Sigma的主要原因是：它对异常容忍度较低（建模的时候，如果有噪音等异常点也不会对模型的形态产生很大的影响，则说明异常容忍度很高），而绝对中位差（MAD）从理论上而言具有更好的异常容忍度，所以在数据呈现高对称分布时，通过绝对中位差替代3Sigma来进行检测。

| 3.2 模型选择

数据分布跟算法适用场景的分析之后，对内部的时序数据进行检查，发现数据的规律主要呈现漂移、周期和平稳三种状态，对样本先进行时序的漂移（如果检测存在漂移的场景，则需要根据检测获得的漂移点t来切割输入时序，使用漂移点后的时序样本作为后续建模流程的输入）。

之后同时进行平稳性分析（如果输入时序S满足平稳性检验，则直接通过箱形图或绝对中位差的方式来进行建模）以及周期分析（存在周期性的情况下，将周期跨度记为T，将输入时序S根据跨度T进行切割，针对各个时间索引j∈{0,1,⋯,T−1} 所组成的数据桶进行建模流程。不存在周期性的情况下，针对全部输入时序S作为数据桶进行建模流程），再对时序数据分布特性进行偏度的计算，最后再根据不同的偏度特性选择不同的算法模型，具体如下：

在算法确定之后，先在离线环境针对不同的场景使用历史指标来训练模型，模型训练完毕之后会存入数据库，在生产环境运行过程中，对于不同场景下的数值指标根据其特性来加载不同的模型，并且结合Flink实时计算框架来实时的发现指标的异常并进行告警。

4 异常诊断

发现指标异常后，需要快速的给出异常的根因，我们可以根据具体的根因来选择不同的处理策略，然后进行自动或者手动的恢复工作。根因分析可以基于专家经验，也可以严格地按照内核代码的逻辑来进行分析。

本文重点讲述后者，强调如何使用“内核思维”来解决专家经验很难或者无法解决的诊断问题。本文将列举“内核代码路径分析”、”内核日志分析”、“内核功能增强“、“内核Core Dump分析”以及“内核埋点”等几种不同的范式，来说明数据库根因诊断的思路。

| 4.1 主从延迟（内核代码路径分析）

这里先介绍“内核代码路径分析”这个方式来诊断根因。对于数据一致性要求比较高的应用程序，seconds_behind_master是一个十分重要的指标，如果其值过大就需要诊断其根因，防止应用程序读取到不一致的数据。根据专家经验，其值过大可能由“QPS突增”、“大事务”、“大表DDL”、“锁阻塞”、“表缺少主键或者唯一健”、“低效执行计划”、“硬件资源不足”等因数造成，把这些专家经验总结成规则列表，当异常产生时逐个迭代去验证是不是符合某个规则，据此来诊断根因，然而此方式存在如下两大问题：

  1. 无法枚举所有根因：经验由于其固有的局限性不可能考虑到所有的故障场景，如何完整的给出造成seconds_behind_master值异常的所有规则是一个挑战；另外，如果需要对一个全新的指标进行诊断，而在没有任何的专家经验情况下，如何能快速地整理出完整的规则列表？
  2. 缺乏对根因的深层次理解：“QPS突增”、“大事务”、“大表DDL”、“锁阻塞”、“低效执行计划”、“硬件资源不足”等因素会造成seconds_behind_master指标值的异常，但是为什么这些因数会造成指标值的异常呢？如果不从内核源码角度来了解这些因素跟seconds_behind_master之间的逻辑计算关系，那么是无法了解真正原因的。

4.1.1 内核代码路径分析

针对上面两个问题，具体策略是直接看seconds_behind_master这个变量在内核层面是如何计算的，只有这样才能完整的枚举出所有影响seconds_behind_master值计算的因数。

从源码角度看，seconds_behind_master的值由①time(0)、②mi->rli->last_master_timestamp和③mi->clock_diff_with_master这三个变量来决定（代码层面seconds_behind_master的计算逻辑是：seconds_behind_master=((long)(time(0) – mi->rli->last_master_timestamp)- mi->clock_diff_with_master），其中time(0)是系统当前时间（用秒表示），clock_diff_with_master这个值的计算很复杂、又很关键，会放到下一节详细进行说明。

而针对mi->clock_diff_with_master的计算，这个变量从源码层面看就是主、从实例之间的时间差；根据当前的信息就可以看出来，从库的当前时间以及主从库之间的时间差都会影响seconds_behind_master值的计算。seconds_behind_master的计算和事务在主从库执行的情况如下：

last_master_timestamp计算逻辑

从上面分析可以知道，last_master_timestamp值是影响seconds_behind_master值计算的关键变量，所以很有必要从源码角度分析影响last_master_timestamp值的因数有哪些（从而间接获取了影响seconds_behind_master值的因素）。

last_master_timestamp的值来自于一个叫rli->gaq->head_queue()的成员变量new_ts（此处的rli->gaq->head_queue()是指代某个最新的已经完成replay的事务对应的event group，event group是指一个事务在binlog文件里生成一组event来表示某个事务，这个event group里的event从主库传输到从库后进行replay操作来还原主库的事务）。new_ts值来源于rli->gaq->head_queue())->ts，而rli->gaq->head_queue())->ts的值是通过ptr_group->ts= common_header->when.tv_sec + (time_t) exec_time计算获取的。

再看一下when.tv_sec跟exec_time的含义，前者指代SQL在主库上的SQL执行的开始时间，后者指代SQL在主库上的“执行时长”，“执行时长”又跟“锁阻塞”、“低效执行计划”、“硬件资源不足”等因素息息相关。

值得注意的是，前面提到的rli->gaq->head_queue())->ts的计算跟slave_checkpoint_period以及sql_delay两个变量也有关系，按照这个思路层层迭代下去找出所有影响seconds_behind_master值的因素，这些因素都是潜在的主从延迟异常的根源，这样也解决了前面说的“无法枚举所有根因”跟“缺乏对根因的深层次理解”两大问题。

为了便于理解上诉的逻辑，放出关键的源代码：获取last_master_timestamp值的来源rli->gaq->head_queue()的成员变量new_ts。


bool mts_checkpoint_routine(Relay_log_info *rli, ulonglong period,                            bool force, bool need_data_lock){ do  {     cnt= rli->gaq->move_queue_head(&rli->workers);  }  .......................  ts= rli->gaq->empty()    ? 0    : reinterpret_cast(rli->gaq->head_queue())->ts; //其中的ts来自下面的get_slave_worker函数；  rli->reset_notified_checkpoint(cnt, ts, need_data_lock, true);  //  社区版本的代码 rli->reset_notified_checkpoint(cnt, rli->gaq->lwm.ts, need_data_lock);  /* end-of "Coordinator::"commit_positions" */ ......................}

获取Master实例上执行的SQL的开始跟执行时长信息tv_sec跟exec_time。


Slave_worker *Log_event::get_slave_worker(Relay_log_info *rli){if (ends_group() || (!rli->curr_group_seen_begin && (get_type_code() == binary_log::QUERY_EVENT || !rli->curr_group_seen_gtid)))  {  ..............    ptr_group->checkpoint_seqno= rli->checkpoint_seqno;    ptr_group->ts= common_header->when.tv_sec + (time_t) exec_time; // Seconds_behind_master related    rli->checkpoint_seqno++;  }} 

根因层叠图

如果进一步分析内核代码，可以发现影响seconds_behind_master变量计算的因素还有很多，但是找出这些因素的思路是相同的。这个思路的好处是：无论之前有没有相关专家经验，理论上这种分析方式都能尽可能地枚举出所有的根因。

除了seconds_behind_master，其他的像thread_running、Threads_connected，slow_queries等指标异常的分析也都可以套用这种思路。下面为按照上述思路整理出来的影响seconds_behind_master值的部分因素的层次结构图：

4.1.2 流程分析

把影响seconds_behind_master值的相关因素确认后，可以画一个流程图把这些因素都体现在流程图中的具体位置。这样既能比较形象地理解影响seconds_behind_master的因素在整个主从复制流程中的所处的位置，又便于对整体规则进行查漏补缺。

下面我们使用一个具体的例子，来说明一下上面分析的因素是如何影响seconds_behind_master的。从下图可以看出在执行SQL的过程中影响seconds_behind_master计算的两个变量thd->start_time跟exec_time的计算在master实例。假设start_time的值为2023-07-03 00:00:00，SQL执行了60秒，所以exec_time为60，2023-07-03 00:01:00，SQL在主库上执行完毕，在从库上replay这个SQL，可以看到seconds_behind_master值会从0开始并且逐渐增加60秒，然后再返回0。

具体原因是：假设我们忽略binlog日志的传输时间，那么从库开始执行replay这个SQL的开始时间也是2023-07-03 00:01:00，所以根据seconds_behind_master=((long)(time(0) – mi->rli->last_master_timestamp)- mi->clock_diff_with_master）=2023-07-03 00:01:00 – 2023-07-03 00:00:00-60s，结果就是0，然后SQL的执行时间是60秒，并且(long)(time(0)（当前时间）的时间一秒一秒的在增加，所以seconds_behind_master值会从0开始逐渐增加至60秒。

再看一下其他的因数，协调器（Coordinator）会把Group放入一个叫做GAP Group的队列中，Coordinator会以slave_checkpoint_period值为周期来扫描GAP Group中的元素并且更新rli->gaq->head_queue())->ts值，所以果slave_checkpoint_period的值被设置的很大，那么rli->gaq->head_queue())->ts的值因为没有及时更新而变得比较旧，从而引起seconds_behind_master值变大。

另外，每个Worker读取自己队列的Group元素，进行repaly操作，需要注意的是sql_delay这个变量，如果当前时间还没有达到sql_delay规定的时间（假设sql_delay被设置为100秒，那么SQL对应的binlog日志到达从库后需要等待100秒再执行），那么worker就不会进行repaly工作，这间接导致影响计算seconds_behind_master变量thd->start_time值比正常情况下小了100秒，所以当worker进行replay的时候，seconds_behind_master的值就会相应的增加100秒。

4.1.3 产品展示

下面的产品展示了因为流量突增跟MDL锁造成的主从延迟的诊断分析报告的产品页面。我们可以看到，流量突增的具体SQL以及MDL锁的持有者，方便用户进行限流或者Kill掉阻塞者SQL。

| 4.2 大事务诊断分析（内核功能增强）

大事务的存在，对整个数据库系统的稳定性与总体SQL的性能都会产生很大的挑战，如大事务长时间持有某个锁会造成大面积阻塞，或者更改过多的行数造成整个实例硬件资源的不足。我们需要及时发现这些场景，并且将其信息发送给用户治理，但在实践过程中，往往面临如下的两大挑战：

第一个挑战

：无法得到大事务所包含的完整的SQL列表，造成用户不清楚大事务的全貌是什么，用户也就无法识别需要优化的大事务。

  • 解决方案：每个事务来MySQL会在内核层面生成一个唯一的事务ID：trx_id，如果事务包含的每条SQL，都给其附加一个事务ID trx_id字段，并且把这些SQL连同trx_id一起输出（通过全量SQL输出），问题就可以解决；不过这里还有一个挑战，这个事务ID到底是何时产生的呢？如何大家熟悉内核内部事务的执行过程，就会知道事务ID的只有在事务修改数据的时候才会通过trx_assign_id_for_rw这个方法被获取，这意味着就下面这个图上展示的事务而言，是无法获取SQL4之前执行的读SQL语句列表，所以获取到的事务的SQL列表还是残缺的，那么如何获取到完整的SQL列表呢？解决方案也很简单，可以把事务ID的生成逻辑提前到在事务刚开始执行的时候生成就可以了。

第二个挑战

：大事务的耗时组成不明确。数据库规定执行时长大于某个阀值的事务被定义为大事务，但是不清楚耗时到底是SQL本身的执行时间还是SQL执行之外的耗时，SQL执行之外的耗时可能是在执行上下两个SQL之间，业务端在处理一些跟数据库无关的业务逻辑，也可能是网络延迟造成的。

  • 解决方案：上述问题可以通过在数据库内核内对SQL执行开始时、结束时分别埋点时间戳来解决，这样整个大事务执行总时间中有多少时间是在执行SQL，有多少时间是在Sleep就一目了然；当然，这一块还可以做的更加的细致，比如两条SQL之间的Sleep时间到底是网络延迟还是应用程序端的延迟等，可以进一步细分大事务造成的原因到底是在MySQL端、网络端还是用户自己的应用程序造成的等待；关于计算网络端的延迟计算，可以参考MySQL内部的mysql_socket_send_time跟vio_socket_io_wait_time这2个关键指标的实现思路，下图是一个大事务的SQL列表以及耗时组成列表。

4.2.1 产品展示

内核团队通过内核改造，对事务中所包含的SQL都提供了trx_id后就可以根据trx_id把整个事务所有的SQL串起来。根据SQL执行的开始跟结束时间，我们也提供了所有SQL之间的Sleep时间，成功解决了上面的两个挑战，产品效果图如下：

| 4.3 MySQL Crash分析（内核Core Dump分析）

MySQL实例突然Crash了怎么进行根因诊断？进程Crash的根因分析，也是数据库故障中最难分析的问题之一。本节提供一些思路尝试去分析各种场景下的MySQL Crash的根因。

4.3.1 Crash的触发方式

在分析Crash的根因之前，我们可以先了解一下MySQL进程是如何被Crash的整个过程十分有必要。一般来说，触发Crash的原因分成两类：①MySQL进程自己触发了Crash（这里称之为MySQL自杀）；②MySQL进程被OS杀死。

针对前者，比如MySQL发现某个关键数据发生了Data Corruption、磁盘空间不足、硬件错误、等待内核锁时间过长、MySQL 内核Bug等场景，都可能导致MySQL自杀。尤其是检查到MySQL内核里有些数据的状态不符合预期时，是必要要让那个实例Crash也不能继续执行，否则可能会产生更加严重的数据不一致性问题；而后者，OS如果发现系统内存严重不足或者空指针引用等情况，就会把包括MySQL在内相关的进程杀掉。

分析一下MySQL自身触发Crash这个场景，在MySQL内部有很多地方通过ut_a（如果是ut_error的话，则直接触发Crash）断言对程序的内部数据状态进行异常检查，如果发现数据状态不符合预期，那么势必发生了Data Corruption，这个时候程序会调用ut_dbg_assertion_failed在进程Crash之前做一些关键信息（如thread id、发生Crash的文件名字跟code line等）的记录后，会继续调用abort()向进程发送SIGABRT信号量让进程Crash掉。

需要注意的是，从abort()的源码可知，这里调用了两次raise (SIGABRT)，第一次调用raise (SIGABRT)触发处理函数handle_fatal_signal（此函数在MySQL实例初始化时通过sigaction的sa_handler注册）被调用，这个函数主要是打印一些重要的调试信息，便于做Core Dump分析；第二次调用raise (SIGABRT)的目的，是为了让OS生成Core Dump文件（core Dump文件非常重要，因为所有引起MySQL Crash的现场信息都包含在Core Dump里面）；如果是在MySQL自杀的情况下发生了Crash ，一般会在errorlog里会产生如下的一段跟Crash相关的现场信息，其中的“signal”、“触发Crash的线程堆栈”、“正在执行的SQL”等信息都是分析Crash根因的关键信息。

下图为MySQL通过ut_a断言检查异常问题后再到OS触发进程Crash的整体流程图。总体来说，MySQL通过raise来发送SIGABRT信号到一个队列，OS内核处理这个队列的信号并调用MySQL的处理程序handle_fatal_signal来保留一些关键的现场信息。这里需要注意到的是，OS内核在__setup_rt_frame中执行“regs->ip = (unsigned long) ka->sa.sa_handler;”，这个步骤正是让MySQL的handle_fatal_signal方法被顺利的调用的原因。

4.3.2 根据Signal类型做根因分析

分析Crash根因的第一步就是看触发了什么类型的signal，常见类型有“signal 6”、“signal 7”、“signal 11”几种类型，当知道了Signal类型后就有一个根因分析的大方向。根据经验，我们将常见的signal类型以及可能引起的原因大致如下图所示，下面对于常见的signal类型以及引起的根因做一个简单的分析。

1) 如果是signal 6，一般是实例的磁盘空间不足或者磁盘只读，MySQL的数据发生了data corruption，内核层面latch锁的长时间的锁等待造成。不过这里的data corruption、长时间的锁等待可能是硬盘损坏或者MySQL的Bug造成的，判断逻辑如下：

  1. 磁盘空间不足或者磁盘只读
  • 磁盘写数据时，如果磁盘没有剩余空间或者数据库被设置为read only就会造成实例的Crash，日志中有“Either disk is full or file system is read only while opening the binlog”的字样。
  1. data corruption
  • MySQL在运行过程中如果断言（比如这里ut_a(table != NULL)返回false，很可能是数据发生了corruption并且MySQL就会自行Crash掉；发生data corruption时一般在MySQL的error log中有“Database page corruption on disk or a failed file read of tablespace”的字样，所以查看日志来判断否有硬盘故障问题，如果没有硬件故障信息，则可能是MySQL Bug造成的data corruption，具体分析看下面 “MySQL Bug”那部分。
  1. 长时间无法获取Latch锁
  • 如果MySQL长时间没有办法获取到Latch锁，那么MySQL认为系统可能是Hang住了也会引起实例的Crash，并且日志中打印“We intentionally crash the server because it appears to be hung”字样，一般是硬件故障造成的性能问题或者MySQL自身的设计缺陷形成的性能问题造成的，这次场景根因分析比较有挑战。
  1. MySQL Bug
  • 如果不属于上面任何一种情况，那么有可能是MySQL自身的Bug造成的Crash，比如MySQL对一些SQL解析或者执行时会发生Crash；这种场景一般先看一下Crash发生时正在执行的SQL是什么，这个SQL可能存在于Crash日志中（这个Crash日志中有个例子），可以先把SQL提取出来再次执行查看能否复现问题；如果在Crash日志中看不到SQL语句，就需要从core dump文件中提取SQL了，提取方式是MySQL每个链接对应的THD的成员变量m_query_string就包含了SQL文本，只需要打开Core Dump文件切换到某个包含THD实例的方法内，通过命令“p this->thd->m_query_string.str ”来打印，这里有个例子。
  • 再举个MySQL的Bug造成data corruption的例子，从Crash日志里“InnoDB: Assertion failure in thread 139605476095744 in file rem0rec.cc line 578”看出，从rec_get_offsets_func函数中触发ut_error而导致的Crash，之所以触发这个Crash是因为rec_get_offsets_func中的rec_get_status(rec)获取到的MySQL的记录类型不符合预期（因为记录类型只有固定的REC_STATUS_ORDINARY、REC_STATUS_NODE_PTR，REC_STATUS_INFIMUM，REC_STATUS_SUPREMUM这4种类型），如果内核发现一个记录类型不属于这4种类型的任何一种，那么就是发生了data corruption，所以必须要把自己Crash掉。为了验证刚才的结论，看一下Crash发生时的rec的类型是什么，从源码可知rec的类型是通过rec_get_status获取，并且其通过调用的rec_get_bit_field_1跟mach_read_from_1两个函数可以知道rec的类型其实就是rec这个指针往前三个byte（通过#define REC_NEW_STATUS_MASK 0x7UL可知）代表的值。
  • 通过gdb加载core dump文件后，切换到抛出exception的线程，因为异常是在rec_get_offsets_func里抛出的，切换到rec_get_offsets_func对应的frame 7来验证rec的类型，看到rec的指针地址为0x7f14b7f5685d（相关分析数据可以看此链接）。前面说过，rec的类型值在rec指针往前三个byte里，也就是指针0x7f14b7f5685a（0x7f14b7f5685d-3）那个位置的值，发现是0x1f，执行与计算（11111(1f)&00111(0x7UL)=00111=7 ）得到的类型是7，而记录类型的范围是（0～3），很明显这个指针指向的记录类型值信息发生了data corruption（分析过程查看此链接），这里做了一个rec的类型在正常情况下跟本例异常情况下的类型值计算的对比表，发现正常情况下，rec的类型值就应该是3。

  • 这里有个重要问题是，为什么rec的类型是无效的呢？很可能是MySQL搜索满足条件的记录的时候，rec指向的记录很可能被page_cleaner在后台被清理掉了，所以rec指针指向的记录就是无效了。官方有个bugfix，解决方案就是把prev_rec设置为NULL（这里的prev_rec是persistent cursor指向的记录，这里说一下persistent cursor，它是MySQL从InnoDB 层获得记录后进入SQL层前在B-tree上的cursor会被暂时存储到row_prebuilt_t::pcur中，当再次从InnoDB层拿数据时，如果对应的buf_block_t没有发生修改，则可以继续沿用之前存储的cursor，否则需要重新定位，如果没有persistent cursor则每次都需要重新定位则对性能有影响），这样prev_rec != NULL这个条件不满足，也就没有机会进入rec_get_offsets_g_func里去检查rec的类型值而引发Crash了。

2) 如果为signal 7，那么大概率是内存硬件错误，并且日志里一般有“mce: [Hardware Error]: Machine check events logged ， mce: Uncorrected hardware memory error in user-access at xxx MCE xxx: Killing mysqld:xxx due to hardware memory corruption”等字样。

3) 如果为signal 9，表示这个进程被Kill命令杀掉了。

4) 如果为signal 11，表示是由MySQL的Bug造成的，这类问题较难分析特别是MySQL Crash现场（通过core dump打印出来的堆栈信息）往往还不是第一现场，由于篇幅关系具体的例子分析不在本文中给出，但是分析的思路跟上面的“MySQL Bug”是类似的。

5 本文作者

裕锋，来自美团基础研发平台-基础技术部，负责美团数据库自治平台的相关工作。

6 参考

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