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MySQL存储引擎之：`InnoDB`的`Buffer Pool`：其在内存中的`LRU`列表和`Free`列表管理。

好的，下面开始讲座：

InnoDB Buffer Pool 的内存管理：LRU 和 Free 列表

大家好！今天我们来深入探讨 InnoDB 存储引擎中一个非常关键的组件：Buffer Pool。 Buffer Pool 是 InnoDB 用来缓存数据和索引页的主要内存区域，它极大地提升了数据库的读写性能。我们重点关注 Buffer Pool 在内存中的管理方式，特别是 LRU (Least Recently Used) 列表和 Free 列表的工作原理。

Buffer Pool 的作用和重要性

Buffer Pool 本质上是一个内存缓冲区，用于存储从磁盘读取的数据页和索引页。 当 InnoDB 需要访问某个数据页时，它首先检查 Buffer Pool 中是否存在该页。 如果存在（命中），则直接从内存中读取，避免了昂贵的磁盘 I/O 操作。 如果不存在（未命中），则 InnoDB 会将数据页从磁盘加载到 Buffer Pool 中，并将其放入 LRU 列表中进行管理。

Buffer Pool 的大小直接影响数据库的性能。 较大的 Buffer Pool 可以缓存更多的数据，从而提高缓存命中率，减少磁盘 I/O，最终提升数据库的响应速度和吞吐量。

Buffer Pool 的基本结构

Buffer Pool 由多个大小相同的页面组成。 每个页面通常与磁盘上一个 16KB 的数据页或索引页相对应。 除了存储数据和索引之外，Buffer Pool 中的页面还包含一些元数据，用于管理和跟踪页面的使用情况。

Buffer Pool 的主要组成部分:

组件 描述
Page Frames 实际存储数据和索引页的内存区域。每个 Page Frame 的大小与 InnoDB 的页面大小 (通常为 16KB) 相同。
Metadata 与每个 Page Frame 关联的元数据，例如页面ID、脏页标志、LRU 链表指针等。这些元数据用于管理和跟踪页面的使用情况。
LRU List 一个双向链表，用于跟踪 Buffer Pool 中页面的访问顺序。最近访问的页面位于链表的头部，最久未使用的页面位于链表的尾部。 InnoDB 使用 LRU 列表来决定哪些页面应该被淘汰以释放空间。
Free List 一个链表，用于跟踪 Buffer Pool 中未被使用的页面。当 InnoDB 需要加载新的页面到 Buffer Pool 时，它首先从 Free List 中查找可用的页面。如果 Free List 为空，则 InnoDB 会从 LRU 列表的尾部淘汰一个页面。
Hash Table 一个哈希表，用于快速查找 Buffer Pool 中是否存在特定的页面。哈希表的键通常是页面 ID，值是指向 Buffer Pool 中对应 Page Frame 的指针。使用哈希表可以避免线性搜索整个 Buffer Pool，从而提高查找效率。

Free List：管理空闲页面

Free List 是一个链表，用于维护 Buffer Pool 中所有未被使用的页面。当 Buffer Pool 启动时，所有页面都被添加到 Free List 中。 当 InnoDB 需要加载新的页面到 Buffer Pool 时，它首先从 Free List 中分配一个页面。

Free List 的操作:

  1. 分配页面: 从 Free List 的头部移除一个页面，并将其从 Free List 中移除。
  2. 释放页面: 当 Buffer Pool 中的页面被淘汰或不再使用时，将其添加到 Free List 的头部。

示例代码（C 风格伪代码）:

typedef struct page_t {
    // ... 其他页面属性
    struct page_t *next_free;
} page_t;

typedef struct free_list_t {
    page_t *head;
    pthread_mutex_t mutex; // 保护 Free List 的互斥锁
} free_list_t;

// 从 Free List 中分配一个页面
page_t* free_list_allocate_page(free_list_t *free_list) {
    pthread_mutex_lock(&free_list->mutex);
    page_t *page = free_list->head;
    if (page != NULL) {
        free_list->head = page->next_free;
        page->next_free = NULL; // 将页面从 Free List 中移除
    }
    pthread_mutex_unlock(&free_list->mutex);
    return page;
}

// 将一个页面释放回 Free List
void free_list_free_page(free_list_t *free_list, page_t *page) {
    pthread_mutex_lock(&free_list->mutex);
    page->next_free = free_list->head;
    free_list->head = page;
    pthread_mutex_unlock(&free_list->mutex);
}

这段代码展示了如何使用链表来管理 Free List，以及如何使用互斥锁来保证并发访问 Free List 的线程安全。

LRU List：管理页面淘汰

LRU (Least Recently Used) 列表是 Buffer Pool 中最核心的组件之一。 它用于跟踪 Buffer Pool 中页面的访问顺序，并决定哪些页面应该被淘汰以释放空间。 InnoDB 使用 LRU 算法来选择淘汰的页面，该算法的基本思想是：最近被访问的页面更有可能在将来再次被访问，而最久未被访问的页面则不太可能被再次访问。

LRU List 的结构:

LRU List 通常实现为一个双向链表。 每个节点代表 Buffer Pool 中的一个页面。 链表的头部是最近被访问的页面，链表的尾部是最久未被访问的页面。

LRU List 的操作:

  1. 页面访问: 当一个页面被访问时，将其移动到 LRU 列表的头部。
  2. 页面淘汰: 当 Buffer Pool 需要分配新的页面，但 Free List 为空时，InnoDB 会从 LRU 列表的尾部淘汰一个页面。 如果被淘汰的页面是脏页（dirty page，即页面内容被修改过，但尚未刷新到磁盘），则需要先将其刷新到磁盘。

LRU List 的优化：Midpoint Insertion Strategy

为了避免全表扫描等操作导致大量页面被加载到 Buffer Pool 中，从而迅速淘汰掉有用的页面，InnoDB 引入了 Midpoint Insertion Strategy。 该策略将 LRU 列表分为两个部分：new sublist 和 old sublist。 当一个新的页面被加载到 Buffer Pool 中时，它不是被直接插入到 LRU 列表的头部，而是被插入到 midpoint（新子列表的头部）。 只有当页面在 new sublist 中被访问一定次数后，才会被移动到 LRU 列表的头部。

innodb_old_blocks_pc 参数控制着 old sublist 占整个 LRU 列表的百分比。 默认值为 37，意味着 new sublist 占 37%，old sublist 占 63%。

示例代码（C 风格伪代码）:

typedef struct page_t {
    // ... 其他页面属性
    struct page_t *next_lru;
    struct page_t *prev_lru;
    bool is_dirty; // 脏页标志
} page_t;

typedef struct lru_list_t {
    page_t *head;
    page_t *tail;
    page_t *midpoint; // Midpoint 指针
    pthread_mutex_t mutex; // 保护 LRU List 的互斥锁
    size_t size; // LRU List 的大小
    double old_blocks_pc; // old sublist 占整个 LRU 列表的百分比
} lru_list_t;

// 初始化 LRU 列表
void lru_list_init(lru_list_t *lru_list, size_t capacity, double old_blocks_pc) {
    lru_list->head = NULL;
    lru_list->tail = NULL;
    lru_list->midpoint = NULL;
    pthread_mutex_init(&lru_list->mutex, NULL);
    lru_list->size = 0;
    lru_list->old_blocks_pc = old_blocks_pc;
}

// 将页面移动到 LRU 列表的头部
void lru_list_move_to_head(lru_list_t *lru_list, page_t *page) {
    pthread_mutex_lock(&lru_list->mutex);
    // 如果页面已经在头部，则不需要移动
    if (page == lru_list->head) {
        pthread_mutex_unlock(&lru_list->mutex);
        return;
    }

    // 从 LRU 列表中移除页面
    if (page->prev_lru != NULL) {
        page->prev_lru->next_lru = page->next_lru;
    } else {
        lru_list->head = page->next_lru;
    }

    if (page->next_lru != NULL) {
        page->next_lru->prev_lru = page->prev_lru;
    } else {
        lru_list->tail = page->prev_lru;
    }

    // 将页面插入到 LRU 列表的头部
    page->prev_lru = NULL;
    page->next_lru = lru_list->head;
    if (lru_list->head != NULL) {
        lru_list->head->prev_lru = page;
    }
    lru_list->head = page;

    // 如果 LRU 列表为空，则将页面设置为尾部
    if (lru_list->tail == NULL) {
        lru_list->tail = page;
    }

    pthread_mutex_unlock(&lru_list->mutex);
}

// 将页面插入到 midpoint
void lru_list_insert_midpoint(lru_list_t *lru_list, page_t *page) {
    pthread_mutex_lock(&lru_list->mutex);

    if (lru_list->head == NULL) { //如果链表为空
        lru_list->head = page;
        lru_list->tail = page;
        lru_list->midpoint = page;
        page->next_lru = NULL;
        page->prev_lru = NULL;
    } else {
        // 插入到 midpoint (old sublist的头部)
        page->next_lru = lru_list->midpoint;
        if(lru_list->midpoint != NULL){
            lru_list->midpoint->prev_lru = page;
        }
        page->prev_lru = NULL;
        if(lru_list->head == lru_list->midpoint){
            lru_list->head = page;
        }

        lru_list->midpoint = page;
    }

    if(lru_list->tail == NULL){
        lru_list->tail = page;
    }

    pthread_mutex_unlock(&lru_list->mutex);
}

// 从 LRU 列表的尾部淘汰一个页面
page_t* lru_list_evict_tail(lru_list_t *lru_list) {
    pthread_mutex_lock(&lru_list->mutex);
    page_t *page = lru_list->tail;
    if (page != NULL) {
        // 从 LRU 列表中移除页面
        if (page->prev_lru != NULL) {
            page->prev_lru->next_lru = NULL;
            lru_list->tail = page->prev_lru;
        } else {
            lru_list->head = NULL;
            lru_list->tail = NULL;
        }

        page->next_lru = NULL;
        page->prev_lru = NULL;
    }
    pthread_mutex_unlock(&lru_list->mutex);
    return page;
}

// 刷新脏页到磁盘
int flush_page_to_disk(page_t *page) {
    // 实际的磁盘 I/O 操作，这里省略
    // ...
    return 0; // 假设刷新成功
}

// 淘汰 LRU 列表中的一个页面
page_t* lru_list_evict_page(lru_list_t *lru_list, free_list_t *free_list) {
    page_t *page = lru_list_evict_tail(lru_list);
    if (page != NULL) {
        if (page->is_dirty) {
            // 如果页面是脏页，则先将其刷新到磁盘
            if (flush_page_to_disk(page) != 0) {
                // 刷新失败，处理错误
                // ...
                return NULL;
            }
        }
        // 将页面释放回 Free List
        free_list_free_page(free_list, page);
    }
    return page;
}

这段代码展示了 LRU 列表的基本操作，包括将页面移动到头部、插入到midpoint和从尾部淘汰页面。 以及如何处理脏页。

Buffer Pool 的页面查找：哈希表

虽然 LRU 列表可以有效地管理页面的淘汰，但它并不能快速地查找特定的页面。 为了提高页面查找的效率，InnoDB 使用哈希表来维护 Buffer Pool 中所有页面的索引。

哈希表的结构:

哈希表使用页面 ID 作为键，使用指向 Buffer Pool 中对应 Page Frame 的指针作为值。 当 InnoDB 需要查找某个页面时，它首先使用哈希函数计算页面 ID 的哈希值，然后在哈希表中查找对应的指针。 如果找到指针，则表示页面在 Buffer Pool 中，可以直接从内存中读取。 如果没有找到指针，则表示页面不在 Buffer Pool 中，需要从磁盘加载。

哈希冲突处理:

由于不同的页面 ID 可能具有相同的哈希值，因此哈希表需要处理哈希冲突。 InnoDB 通常使用链地址法来解决哈希冲突，即将具有相同哈希值的页面链接到同一个链表中。

示例代码（C 风格伪代码）:

#define HASH_TABLE_SIZE 1024 // 哈希表的大小

typedef struct hash_entry_t {
    page_t *page;
    struct hash_entry_t *next;
} hash_entry_t;

typedef struct hash_table_t {
    hash_entry_t *table[HASH_TABLE_SIZE];
    pthread_mutex_t mutex; // 保护哈希表的互斥锁
} hash_table_t;

// 初始化哈希表
void hash_table_init(hash_table_t *hash_table) {
    for (int i = 0; i < HASH_TABLE_SIZE; i++) {
        hash_table->table[i] = NULL;
    }
    pthread_mutex_init(&hash_table->mutex, NULL);
}

// 计算页面 ID 的哈希值
unsigned int hash_page_id(unsigned long page_id) {
    return page_id % HASH_TABLE_SIZE;
}

// 在哈希表中查找页面
page_t* hash_table_lookup(hash_table_t *hash_table, unsigned long page_id) {
    pthread_mutex_lock(&hash_table->mutex);
    unsigned int hash_value = hash_page_id(page_id);
    hash_entry_t *entry = hash_table->table[hash_value];
    while (entry != NULL) {
        if (entry->page->page_id == page_id) {
            pthread_mutex_unlock(&hash_table->mutex);
            return entry->page;
        }
        entry = entry->next;
    }
    pthread_mutex_unlock(&hash_table->mutex);
    return NULL;
}

// 将页面添加到哈希表
void hash_table_insert(hash_table_t *hash_table, page_t *page) {
    pthread_mutex_lock(&hash_table->mutex);
    unsigned int hash_value = hash_page_id(page->page_id);
    hash_entry_t *entry = (hash_entry_t*)malloc(sizeof(hash_entry_t));
    entry->page = page;
    entry->next = hash_table->table[hash_value];
    hash_table->table[hash_value] = entry;
    pthread_mutex_unlock(&hash_table->mutex);
}

// 从哈希表中删除页面
void hash_table_delete(hash_table_t *hash_table, page_t *page) {
    pthread_mutex_lock(&hash_table->mutex);
    unsigned int hash_value = hash_page_id(page->page_id);
    hash_entry_t *entry = hash_table->table[hash_value];
    hash_entry_t *prev = NULL;
    while (entry != NULL) {
        if (entry->page == page) {
            if (prev == NULL) {
                hash_table->table[hash_value] = entry->next;
            } else {
                prev->next = entry->next;
            }
            free(entry);
            break;
        }
        prev = entry;
        entry = entry->next;
    }
    pthread_mutex_unlock(&hash_table->mutex);
}

这段代码展示了如何使用哈希表来快速查找 Buffer Pool 中的页面。

总结：Buffer Pool 的内存管理机制

InnoDB Buffer Pool 通过 Free List 管理空闲页面，LRU 列表管理页面淘汰，哈希表加速页面查找，共同协作来提升数据库性能。 理解这些机制对于优化数据库性能至关重要。 适当调整 Buffer Pool 的大小，可以显著提高缓存命中率，减少磁盘 I/O，从而提升数据库的响应速度和吞吐量。

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