InnoDB原始碼分析--緩衝池（二）
轉載請附原文連結：http://blog.csdn.net/uncle_six/article/details/51648972
上一篇中我簡單的分析了一下InnoDB緩衝池LRU演算法的相關原始碼，其實說不上是分析，應該是自己的筆記，不過我還是發揚大言不慚的精神寫成分析好了。在此之後，我繼續閱讀了Buf0rea.c檔案，因為這裡寫的就是如何將block讀取到記憶體中的函式。
這個檔案裡很顯眼的有這樣一個函式：buf_read_page，這是一個高層的函式，它的作用就是：reads a page asynchronously from a file to the buffer buf_pool if it is not already there。採用非同步的方式將檔案中的頁讀入buf_pool。大體上看一眼這個函式，發現它主要搞了以下幾個工作：
1 隨機預讀（buf_read_ahead_random）。隨機預讀是一個可以提高效率的策略，它的主要思想是：給定的space和offset確定的那頁，可以計算出一個範圍，如果這個範圍內的頁（pages）有一部分已經被訪問（閾值：BUF_READ_AHEAD_RANDOM_THRESHOLD），那麼這個範圍內的頁（pages）就會被預讀。看一下函式內是怎麼寫的：
//確定一個邊界，邊界內的頁，都要進行條件判斷
low = (offset / BUF_READ_AHEAD_RANDOM_AREA) * BUF_READ_AHEAD_RANDOM_AREA; high= (offset / BUF_READ_AHEAD_RANDOM_AREA + 1) * BUF_READ_AHEAD_RANDOM_AREA; if (high > fil_space_get_size(space)) { high = fil_space_get_size(space); } 省略部分...
//對邊界內的頁進行條件判斷 for (i = low; i < high; i++) { block = buf_page_hash_get(space, i); if ((block)&& (block->LRU_position > LRU_recent_limit) && block->accessed) { recent_blocks++; } } mutex_exit(&(buf_pool->mutex)); if (recent_blocks < BUF_READ_AHEAD_RANDOM_THRESHOLD) { /* Do nothing */ return(0); } 省略部分...
//如果之前的判斷都通過，則函式可以進行下面的步驟
//邊界範圍內的每一個頁都會被預讀：（buf_read_page_low），預讀採用非同步的方式 for (i = low; i < high; i++) { /* It is only sensible to do read-ahead in the non-sync aio mode: hence FALSE as the first parameter */ if (!ibuf_bitmap_page(i)) { count += buf_read_page_low( &err, FALSE, ibuf_mode | OS_AIO_SIMULATED_WAKE_LATER, space, tablespace_version, i); if (err == DB_TABLESPACE_DELETED) { ut_print_timestamp(stderr); fprintf(stderr, " InnoDB: Warning: in random" " readahead trying to access\n" "InnoDB: tablespace %lu page %lu,\n" "InnoDB: but the tablespace does not" " exist or is just being dropped.\n", (ulong) space, (ulong) i); } } }
滿足條件的頁就會被預讀，注意預讀採用非同步的方式，同時，（space,offset）指定的頁，也會被預讀。這裡是一個我有點搞不明白的地方，這個頁既然被非同步預讀了，後面還會在同步的讀取一次，且聽後話。
2 物理讀取。預讀結束之後，buf_read_page函式就會排程buf_read_page_low函式，進行資料的讀取，注意這個函式剛才預讀的時候也使用過，但是這次採用同步的方式，註釋寫的很明白：“ We do the i/o in the synchronous aio mode to save thread”。這個函式還會在給block->frame加x-lock鎖，這個操作會在函式排程下一級函式buf_page_init_for_read的時候進行，程式碼：rw_lock_x_lock_gen(&(block->lock), BUF_IO_READ)。而buf_page_init_for_read函式的主要作用就是從LRU裡分配一個buf_block_t*，並對這個buf_block_t*加x-lock鎖。我主要看到了這幾行：
//分配一個buffer block
block = buf_block_alloc();
//向buffer pool中初始化一個page buf_page_init(space, offset, block);
//將block插入LRU連結串列中，只能插入old連結串列 buf_LRU_add_block(block, TRUE); /* TRUE == to old blocks */ rw_lock_x_lock_gen(&(block->lock), BUF_IO_READ);
注意，buf_read_page_low函式中最後有這樣一段：
if (sync) { /* The i/o is already completed when we arrive from fil_read */ buf_page_io_complete(block); }
如果是同步方式，那麼就用buf_page_io_complete函式釋放所有的x-lock：rw_lock_x_unlock_gen(&(block->lock), BUF_IO_READ);
3 物理讀取結束之後，會排程buf_flush_free_margin函式，在需要的情況下，flush掉LRU連結串列的尾部。
總結一下上面的步驟，發現這是地地道道的物理讀取，即從磁碟中將資料讀取到記憶體中。在《MySQL核心--InnoDB儲存引擎》一書的12章裡還介紹了一種讀取方式叫做邏輯讀取，現在分析如下。
從書中的描述裡看，我覺得這個叫做邏輯讀取有點不好理解。個人覺得這個邏輯讀取其實就是一個流程：
基於我的理解畫的，可能有疏漏的地方。這裡就需要看這個函式：buf_page_get_gen，它的註釋也寫得很明白：This is the general function used to get access to a database page。提供了一個訪問資料庫頁的通用方法。
這個函式有個很有意思的地方就是它的入參裡有很多的mode，這就給該函式帶來了許多種可能的返回。我無心看這些，但是有一個地方卻很吸引我，就是一個goto。學C的時候老師說，goto是C語言歷史上臭名昭著的一個關鍵字，大家初學，千萬別用。但是又有持不同意見的人認為善用goto能帶來意想不到的效果，我相信MySQL的作者們goto用的非常好。
函式中有一個loop標記，也就是說函式是迴圈著讀取block的，直到滿足一些條件。首先會從緩衝池裡尋找：block = buf_page_hash_get(space, offset)，沒有的話就會使用這個函式：buf_read_page(space, offset)將block讀入，然後goto到開始的地方，將block置為NULL，重新開始，這次就能從緩衝池裡找到block了。下面的程式碼是很多的判斷，不過這裡很顯眼：
mutex_exit(&buf_pool->mutex); /* Check if this is the first access to the page*/ accessed = block->accessed; block->accessed = TRUE; mutex_exit(&block->mutex); buf_block_make_young(block); 省略部分... if (!accessed) { /* In the case of a first access, try to apply linear read-ahead */ buf_read_ahead_linear(space, offset); }
這裡判斷了block是不是第一次被訪問，但是很奇怪，這個block立刻就被make young了，這和我以前的認知倒是不太一樣了，不過這篇淘寶丁奇的博文（https://yq.aliyun.com/articles/8827）裡寫到了這一點，可以參考一下，經過我的分析發現，make young也不是那麼笨的，它要判斷這個block是不是需要被make young(if (buf_block_peek_if_too_old(block)))。如果是第一次被訪問，就會觸發線性預讀函式的呼叫。
終於說到了線性預讀。留著明天寫吧。
看程式碼果然過癮啊。