从一条sql的执行流程来详细了解Buffer Pool

一条更新语句的执行流程

为什么Mysql不能直接更新磁盘上的数据而且设置这么一套复杂的机制来执行SQL？

• 因为来一个请求就直接对磁盘文件进行随机读写，然后更新磁盘文件里的数据性能可能相当差。
• 因为磁盘随机读写的性能是非常差的，所以直接更新磁盘文件是不能让数据库抗住很高并发的。
• Mysql这套机制看起来复杂，但它可以保证每个更新请求都是更新内存BufferPool，然后顺序写日志文件，同时还能保证各种异常情况下的数据一致性。
• 更新内存的性能是极高的，然后顺序写磁盘上的日志文件的性能也是非常高的，要远高于随机读写磁盘文件。
  正是通过这套机制，才能让我们的MySQL数据库在较高配置的机器上每秒可以抗下几干甚至上万的读写请求。

大幅提高性能的核心点

• buffer pool

buffer pool是什么？

• 是一块内存区域，当数据库操作数据的时候，把硬盘上的数据加载到buffer pool，不直接和硬盘打交道，操作的是buffer pool里面的数据
• 数据库的增删改查都是在buffer pool上进行，和undo log/redo log/redo log buffer/binlog一起使用，后续会把数据刷到硬盘上
• 默认大小 128M

mysql的buffer pool使用的算法的空间大小配置：innodb_buffer_pool_size

• innodb_buffer_pool_size参数是控制buffer pool缓冲池的大小，一般建议大一点！；
• 查看当前的buffer pool大小：show global variables like 'innodb_buffer_pool_size';
• 修改当前的buffer pool大小（2G）：SET GLOBAL innodb_buffer_pool_size= 2147483648；
• 数据库只要一启动，就会按照你设置的Buffer Pool大小，稍微再加大一点，去找操作系统申请一块内存区域，作为Buffer Pool的内存区域。
• 当内存区域申请完毕之后，数据库就会按照默认的缓存页的16KB的大小以及对应的800个字节左右的描述数据的大小，在Buffer Pool中划分出来一个一个的缓存页和一个一个的他们对应的描述数据

buffer pool的数据结构

写数据不一致：脏缓存页（flush链表）

• 被更新过的缓存页，数据和磁盘上的数据不一致，所以是脏缓存页
• 脏缓存页的数据是要刷到磁盘上的

大量的非常用页加入到buffer pool中：缓冲池污染

• 触发条件：当一个表的数据量比加大，并且查询的结果集比较大，之后需要拿出来进行匹配的时候。会将大量的页加入到buffer pool中。
• 解决条件：只有满足“被访问”并且“在老生代停留时间”大于T，才会被放入新生代头部。简单说就是修改innodb_old_blocks_pct、innodb_old_blocks_time配置。（下文详细介绍了这俩个配置）

最常用缓存算法：LRU

• 页已经在缓冲池里，那就只做“移至”LRU头部的动作，而没有页被淘汰；
• 页不在缓冲池里，除了做“放入”LRU头部的动作，还要做“淘汰”LRU尾部页的动作；
• mysql在LRU算法上做了优化

mysql的buffer pool使用的算法

• 将LRU分为两个部分：新生代(new sublist)、老生代(old sublist)
• 老生代默认占比37%，可以通过 innodb_old_blocks_pct 进行配置
• 新老生代收尾相连，即：新生代的尾(tail)连接着老生代的头(head)；
• 新页（例如被预读的页）加入缓冲池时，只加入到老生代头部：如果数据真正被读取（预读成功），才会加入到新生代的头部；如果数据没有被读取，则会比新生代里的“热数据页”更早被淘汰出缓冲池；
• 数据页加载到缓存页后，在1s之后，访问该缓存页，该缓存页会被移动到热数据区头部。数据页刚加载到缓存页后，在1s之内，访问该缓存页，该缓存页是不会被移动到热数据区头部的。
• 热数据区的前1/4的缓存页如果被访问，是不会移动到热数据区头部的；后3/4的缓存页被访问了，才会移动到热数据区头部

预读

• 磁盘读写，并不是按需读取，而是按页读取，一次至少读一页数据（一般是16K），如果未来要读取的数据就在页中，就能够省去后续的磁盘IO，提高效率。
• 数据访问，通常都遵循“集中读写”的原则，使用一些数据，大概率会使用附近的数据，这就是所谓的“局部性原理”，它表明提前加载是有效的，确实能够减少磁盘IO。
• 预读失效：由于预读(Read-Ahead)，提前把页放入了缓冲池，但最终MySQL并没有从页中读取数据，称为预读失效

mysql的buffer pool的淘汰策略

• 当缓存页用完的时候，把冷数据区尾部的缓存页刷盘清空，缓存页对应的信息描述块从lru链表中移除，加入到free链表当中
• 有一个后台线程，他会运行一个定时任务，这个定时任务每隔一段时间就会把LRU链表的冷数据区域的尾部的一些缓存页，刷入磁盘里去，清空这几个缓存页，把他们加入回free链表去；如果该缓存页也在flush链表中（该缓存页更新过），也需要把该缓存页从flush链表中移除

mysql的buffer pool的刷新机制

• 当innodb中的脏页比例超过innodb_max_dirty_pages_pct_lwm（默认值为0，对于innodb_max_dirty_pages_pct_lwm表示不启动这个功能，也就是说innodb_buffer_pool中的脏页比例会操持在75%左右）的值时，这个时候innodb就会开始刷新脏页到磁盘。
• 当innodb中的脏页比例超过innodb_max_dirty_pages_pct_lwm（默认是75）的值，而且还超过innodb_max_dirty_pages_pct时innodb就会进入勤快刷新模式(agressively flush）这个模式下innodb会把脏页更快的刷新到磁盘。
• sharp checkpoint：当innodb要重用它之前的redo文件时，就会把innodb_buffer_pool中所有与这个文件有关的页面都要刷新到磁盘；这样做就有可能引起磁盘的IO风暴了，轻者影响性能，重者影响可用性。

mysql的buffer pool使用的算法的核心配置：innodb_old_blocks_pct、innodb_old_blocks_time

• innodb缓存池有2个区域一个是sublist of old blocks存放不经常被访问到的数据，另外一个是sublist of new blocks存放经常被访问到的数据
• innodb_old_blocks_pct参数是控制进入到sublist of old blocks区域的数量，初始化默认是37.
• innodb_old_blocks_time参数是在访问到sublist of old blocks里面数据的时候控制数据不立即转移到sublist of new blocks区域，而是在多少微秒之后才会真正进入到new区域，这也是防止new区域里面的数据不会立即被踢出。
• 如果在业务中做了大量的全表扫描，那么你就可以将innodb_old_blocks_pct设置减小，增到innodb_old_blocks_time的时间，不让这些无用的查询数据进入old区域，尽量不让缓存在new区域的有用的数据被立即刷掉。（这也是治标的方法，大量全表扫描就要优化sql和表索引结构了）
• 如果在业务中没有做大量的全表扫描，那么你就可以将innodb_old_blocks_pct增大，减小innodb_old_blocks_time的时间，让有用的查询缓存数据尽量缓存在innodb_buffer_pool_size中，减小磁盘io，提高性能。