深度解析MySQL Buffer Pool工作原理
深度解析MySQL Buffer Pool工作原理
MySQL的Buffer Pool是其存储引擎InnoDB的核心组件之一，主要负责缓存磁盘上的数据页，以减少磁盘I/O操作，从而提升数据库的读写性能。本文将深入探讨Buffer Pool的工作原理，包括其大小配置、缓存内容管理、碎片空间处理、空闲页和脏页的管理方式，以及如何通过LRU算法优化缓存命中率等。
前言
在系统分层架构中，为了加速数据访问，通常会将最常访问的数据存储在缓存（cache）中，避免每次都直接访问数据库。操作系统通过缓冲池（buffer pool）机制，可以避免频繁的磁盘访问，从而加速数据访问速度。作为存储系统的MySQL，同样采用了缓冲池（Buffer Pool）机制，以避免每次查询数据时都进行磁盘I/O操作。
为什么会有Buffer Pool
虽然MySQL的数据主要存储在磁盘上，但每次都从磁盘读取数据的性能较差。为了提升查询性能，可以在内存中添加缓存。将磁盘上的数据加载到内存中，可以避免每次访问都进行磁盘I/O操作，从而加速数据访问。因此，InnoDB设计了一个缓冲池（Buffer Pool），以提高数据库的读写性能。
有了缓冲池后，我们可以看到：
- 当读取数据时，如果数据存在于Buffer Pool中，客户端就会直接读取Buffer Pool中的数据，否则再去磁盘中读取。
- 当修改数据时，首先是修改Buffer Pool中数据所在的页，然后将其页设置为脏页，最后由后台线程将脏页写入到磁盘。
Buffer Pool介绍
Buffer Pool有多大
Buffer Pool是在MySQL启动时向操作系统申请的一片连续的内存空间，默认配置下Buffer Pool只有128MB。不过，你可以根据innodb_buffer_pool_size参数来设置Buffer Pool的大小。
Buffer Pool缓存什么呢
InnoDB会将存储的数据划分为若干个“页”，以页作为磁盘和内存交互的基本单位，一个页的默认大小为16KB。因此，Buffer Pool同样需要按“页”来划分。
InnoDB会为Buffer Pool申请一片连续的内存空间，然后按照默认的16KB的大小划分出一个个的页，Buffer Pool中的页就叫做缓存页，此时这些缓存页都是空闲的，之后随着程序的运行，才会有磁盘上的页被缓存到Buffer Pool中。
Buffer Pool除了缓存“索引页”和“数据页”，还包括了undo页、插入缓存、自适应哈希索引、锁信息等等。数据类型一多就不好管理了，所以为每个缓存页都设置了一个控制块，控制块的信息包括：缓存页的表空间、页号、缓存页地址、链表节点等。
控制块也是占有内存空间的，它是放在Buffer Pool的最前面，接着才是缓存页。上图中控制块和缓存页之间灰色部分称为碎片空间。
Buffer Pool碎片空间
每一个控制块都对应一个缓存页，那在分配足够多的控制块和缓存页后，可能剩余的那点儿空间不够一对控制块和缓存页的大小，用不到的那点儿内存空间就被称为碎片了。
查询一条记录，就只需要缓冲一条记录吗
不是的。当我们查询一条记录时，InnoDB会把整个页的数据加载到Buffer Pool中，因为，通过索引只能定位到磁盘中的页，而不能定位到页中的一条记录。将页加载到Buffer Pool后，再通过页里的页目录去定位到某条具体的记录。
如何管理Buffer Pool
如何管理空闲页
为了能够快速找到空闲的缓存页，可以使用链表结构，将空闲缓存页的“控制块”作为链表的节点，这个链表称为Free链表（空闲链表）。
Free链表上除了有控制块，还有一个头节点，该头节点包含链表的头节点地址、尾节点地址，以及当前链表中节点的数量等信息。
Free链表节点是一个一个的控制块，而每个控制块包含着对应缓存页的地址，所以相当于Free链表节点都对应一个空闲的缓存页。
有了Free链表后，每当需要从磁盘中加载一个页到Buffer Pool中时，就从Free链表中取一个空闲的缓存页，并且把该缓存页对应的控制块的信息填上，然后把该缓存页对应的控制块从Free链表中移除。
如何管理脏页
设计Buffer Pool除了能提高读性能，还能提高写性能，也就是更新数据的时候，不需要每次都要写入磁盘，而是将Buffer Pool对应的缓存页标记为脏页，然后再由后台线程将脏页写入到磁盘。
那为了能快速知道哪些缓存页是脏的，于是就设计出Flush链表，它跟Free链表类似的，链表的节点也是控制块，区别在于Flush链表的元素都是脏页。
如何提高缓存命中率
Buffer Pool的大小是有限的，对于一些频繁访问的数据我们希望可以一直留在Buffer Pool中，而一些很少访问的数据希望可以在某些时机可以淘汰掉。要实现这个，最容易想到的就是LRU（Least recently used）算法。
该算法的思路是，链表头部的节点是最近使用的，而链表末尾的节点是最久没被使用的。
那么，当空间不够了，就淘汰最久没被使用的节点，从而腾出空间。
简单的LRU算法的实现思路是这样的：
- 当访问的页在Buffer Pool里，就直接把该页对应的LRU链表节点移动到链表的头部。
- 当访问的页不在Buffer Pool里，除了要把页放入到LRU链表的头部，还要淘汰LRU链表末尾的节点。
比如下图，假设LRU链表长度为5，LRU链表从左到右有1，2，3，4，5的页。
如果访问了3号的页，因为3号页在Buffer Pool里，所以把3号页移动到头部即可。
而如果接下来，访问了8号页，因为8号页不在Buffer Pool里，所以需要先淘汰末尾的5号页，然后再将8号页加入到头部。
到这里我们可以知道，Buffer Pool里有三种页和链表来管理数据。
- Free Page（空闲页），表示此页未被使用，位于Free链表；
- Clean Page（干净页），表示此页已被使用，但是页面未发生修改，位于LRU链表。
- Dirty Page（脏页），表示此页“已被使用”且“已经被修改”，其数据和磁盘上的数据已经不一致。当脏页上的数据写入磁盘后，内存数据和磁盘数据一致，那么该页就变成了干净页。脏页同时存在于LRU链表和Flush链表。
LRU带来的问题
简单的LRU算法并没有被MySQL使用，简单的LRU算法无法避免下面这两个问题：
- 预读失效；
- Buffer Pool污染；
预读失效
预读机制：程序是有空间局部性的，靠近当前被访问数据的数据，在未来很大概率会被访问到。
MySQL在加载数据页时，会提前把它相邻的数据页一并加载进来，目的是为了减少磁盘IO。
预读失效：但是可能这些被提前加载进来的数据页，并没有被访问，相当于这个预读是白做了，
如果这些预读页如果一直不会被访问到，就会出现一个很奇怪的问题：
- 不会被访问的预读页却占用了LRU链表前排的位置
- 末尾淘汰的页，可能是频繁访问的页
这样大大降低了缓存命中率。
如何解决呢？
要避免预读失效带来影响，最好就是让预读的页停留在Buffer Pool里的时间要尽可能的短，让真正被访问的页才移动到LRU链表的头部，从而保证真正被读取的热数据留在Buffer Pool里的时间尽可能长。
那到底怎么去做呢？
MySQL是这样做的，它改进了LRU算法，将LRU划分了2个区域：old区域和young区域。
young区域在LRU链表的前半部分，old区域则是在后半部分，如下图：
old区域占整个LRU链表长度的比例可以通过innodb_old_blocks_pct参数来设置，默认是37，代表整个LRU链表中young区域与old区域比例是63:37。
划分这两个区域后，预读的页就只需要加入到old区域的头部，
当页被真正访问的时候，才将页插入young区域的头部。
如果预读的页一直没有被访问，就会从old区域移除，这样就不会影响young区域中的热点数据。
举例子来看：
假设有一个长度为10的LRU链表，其中young区域占比70%，old区域占比30%。
现在有个编号为20的页被预读了，这个页只会被插入到old区域头部，而old区域末尾的页（10号）会被淘汰掉。
如果20号页一直不会被访问，它也没有占用到young区域的位置，而且还会比young区域的数据更早被淘汰出去。
如果20号页被预读后，立刻被访问了，那么就会将它插入到young区域的头部，young区域末尾的页（7号），会被挤到old区域，作为old区域的头部，这个过程并不会有页被淘汰。
但是但是，还有个问题无法解决，那就是Buffer Pool污染的问题。
Buffer Pool污染
当某一个SQL语句扫描了大量的数据时，在Buffer Pool空间比较有限的情况下，可能会将Buffer Pool里的所有页都替换出去，导致大量热数据被淘汰了，等这些热数据又被再次访问的时候，由于缓存未命中，就会产生大量的磁盘IO，MySQL性能就会急剧下降，这个过程被称为Buffer Pool污染。
如何解决呢？
发生BufferPool污染本质上是：像前面这种全表扫描的查询，很多缓冲页其实只会被访问一次，但是它却只因为被访问了一次而进入到young区域，从而导致热点数据被替换了。
LRU链表中young区域就是热点数据，只要我们提高进入到young区域的门槛，就能有效地保证young区域里的热点数据不会被替换掉。
MySQL是这样做的，进入到young区域条件增加了一个停留在old区域的时间判断。
具体规则是这样：
在对某个处在old区域的缓存页进行第一次访问时，就在它对应的控制块中记录下来这个访问时间。
- 如果后续的访问时间与第一次访问的时间在某个时间间隔内，那么该缓存页就不会被从old区域移动到young区域的头部；
- 如果后续的访问时间与第一次访问的时间不在某个时间间隔内，那么该缓存页移动到young区域的头部；
这个间隔时间是由innodb_old_blocks_time控制的，默认是1000ms。
只有同时满足“被访问”与“在old区域停留时间超过1秒”两个条件，才会被插入到young区域头部。
还有一点：MySQL针对young区域其实做了一个优化，为了防止young区域节点频繁移动到头部。young区域前面1/4被访问不会移动到链表头部，只有后面的3/4被访问了才会。
脏页什么时候会被刷入磁盘
若每次修改数据都刷入磁盘，则性能会很差，因此一般都会在一定时机进行批量刷盘。
InnoDB的更新操作采用的是Write Ahead Log策略，即先写日志，再写入磁盘，通过redo log日志让MySQL拥有了崩溃恢复能力。
下面几种情况会触发脏页的刷新：
- 当redo log日志满了的情况下，会主动触发脏页刷新到磁盘；
- Buffer Pool空间不足时，需要将一部分数据页淘汰掉，如果淘汰的是脏页，需要先将脏页同步到磁盘；
- MySQL认为空闲时，后台线程会定期将适量的脏页刷入到磁盘；
- MySQL正常关闭之前，会把所有的脏页刷入到磁盘；
总结
Innodb存储引擎设计了一个缓冲池（Buffer Pool），来提高数据库的读写性能。
Innodb通过三种链表来管理缓页：
- Free List（空闲页链表），管理空闲页；
- Flush List（脏页链表），管理脏页；
- LRU List，管理脏页+干净页，将最近且经常查询的数据缓存在其中，而不常查询的数据就淘汰出去。
InnoDB对LRU做了一些优化，我们熟悉的LRU算法通常是将最近查询的数据放到LRU链表的头部，而InnoDB做2点优化：
- 将LRU链表分为young和old两个区域，加入缓冲池的页，优先插入old区域；页被访问时，才进入young区域，目的是为了解决预读失效的问题。
- 当页被访问且old区域停留时间超过innodb_old_blocks_time阈值（默认为1秒）时，才会将页插入到young区域，否则还是插入到old区域，目的是为了解决批量数据访问，大量热数据淘汰的问题。
- 为了防止young区域节点频繁移动到头部。young区域前面1/4被访问不会移动到链表头部，只有后面的3/4被访问了才会。