InnnoDB的数据都是放在磁盘上的，而磁盘的速度和CPU的速度之间有难以逾越的鸿沟，为了提升效率，就引入了缓冲池技术，在InnoDB中称之为Buffer Pool。
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1.什么是buffer pool？
? ? ? ? 缓冲池是主内存中的一个区域，InnoDB 在访问时缓存表和索引数据。 缓冲池允许直接从内存中访问经常使用的数据，从而加快处理速度。 在专用服务器上，高达 80% 的物理内存通常分配给缓冲池。为了提高大容量读取操作的效率，缓冲池被划分为可能包含多行的页面。 为了缓存管理的效率，缓冲池被实现为页链表； 很少使用的数据使用最近最少使用 (LRU) 算法的变体从缓存中老化。了解如何利用缓冲池将频繁访问的数据保存在内存中是 MySQL 调优的一个重要方面。
? ? ? ?咱们在使用mysql的时候，比如很简单的select * from table;这条语句，具体查询数据其实是在存储引擎中实现的，（这里要注意了和缓存不一样，缓存实在Mysql Server层面实现的）大家都知道mysql数据其实是放在磁盘里面的，如果每次查询都直接从磁盘里面查询，这样势必会很影响性能，所以一定是先把数据从磁盘中取出，然后放在内存中，下次查询直接从内存中来取。但是一台机器中往往不是只有mysql一个进程在运行的，很多个进程都需要使用内存，所以mysql中会有一个专门的区域来处理这些数据，这个专门为mysql准备的区域，就叫buffer pool。buffer pool里面采用的是页链表实现的，也就是放在里面的数据都是一页一页的。当首次加载的时候是将从磁盘中取出来的数据放到了空白页面的，被称为Free Page.
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?free链表的结构：free链表里面每个节点的控制块指向buffer pool里面的一个Free Page.
? ? ? ?我们在对数据库执行增删改操作的时候，不可能直接更新磁盘上的数据的，因为如果你对磁盘进行随机读写操作，那速度是相当的慢，随便一个大磁盘文件的随机读写操作，可能都要几百毫秒。如果要是那么搞的话，可能你的数据库每秒也就只能处理几百个请求了！?在对数据库执行增删改操作的时候，实际上主要都是针对内存里的Buffer Pool中的数据进行的，对数据库的内也就是实际上主要是存里的数据结构进行了增删改，修改后的页被称为Dirty Page，那么这个脏页是要刷进磁盘的，这时mysql的后台里面会起一个线程，定时的去找这个脏页，然后刷新到磁盘中.
后台线程根据flush List去寻找脏页
??flush链表的结构：
?当buffer pool缓存池中的数据都装满了，我们就会基于LRU链表进行淘汰
，用的最多的就会放到最前面?
? 但是直接这样去设计是有问题的昂，有什么问题呢？当然会有问题
? 预读失效：
?上面我们提到了缓冲池的预读机制可能会预先加载相邻的数据页。假如加载了 20、21 相邻的两个数据页，如果只有页号为 20 的缓存页被访问了，而另一个缓存页却没有被访问。此时两个缓存页都在链表的头部，但是为了加载这两个缓存页却淘汰了末尾的缓存页，而被淘汰的缓存页却是经常被访问的。这种情况就是预读失效，被预先加载进缓冲池的页，并没有被访问到，这种情况是不是很不合理。
缓冲池污染?：
? ? ?还有一种情况是当执行一条 SQL 语句时，如果扫描了大量数据或是进行了全表扫描，此时缓冲池中就会加载大量的数据页，从而将缓冲池中已存在的所有页替换出去，这种情况同样是不合理的。这就是缓冲池污染，并且还会导致 MySQL 性能急剧下降。
基于以上的两种问题：
? ? ? Msyql 基于 LRU 设计了冷热数据分离的处理方案。也就是将 LRU 链表分为两部分，一部分为热数据区域，一部分为冷数据区域。
? ??当数据页第一次被加载到缓冲池中的时候，先将其放到冷数据区域的链表头部，1s（由 innodb_old_blocks_time 参数控制）?后该缓存页被访问了再将其移至热数据区域的链表头部。
? ??
? ? ?
? ?查询 缓冲池的大小：
show variables like 'innodb_buffer_pool_size';? 调整缓冲池的大小，调整为2G
??SET GLOBAL innodb_buffer_pool_size = 2147483648
2.页链表：三种Page
1.1Free Page（空闲页）
表示此Page 未被使用，位于 Free 链表。
1.2. Clean Page（干净页）
此Page 已被使用，但是页面未发生修改，位于LRU 链表。
1.3. Dirty Page（脏页）
此Page 已被使用，页面已经被修改，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Page 就变成了干净页。脏页 同时存在于LRU 链表和Flush 链表。
3..redo log
? ??其实每个人都担心一个事，就是你在数据库的内存里执行了一堆增删改的操作，内存数据是更新了，但是这个时候如果数据库突然崩溃了，那么内存里更新好的数据不是都没了吗？?MySQL就怕这个问题，所以引入了一个redo log机制，你在对内存里的数据进行增删改的时候，他同时会把增删改对应的日志写入redo log中， 万一你的数据库突然崩溃了，没关系，只要从redo log日志文件里读取出来你之前做过哪些增删改操作，瞬间就可以重新把这些增删改操作在你的内存里执行一遍，这就可以恢复出来你之前做过哪些增删改操作了。?当然对于数据更新的过程，他是有一套严密的步骤的，还涉及到undo log、binlog、提交事务、buffer pool脏数据刷回磁盘，等等。
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Buffer Pool就是数据库的一个内存组件，里面缓存了磁盘上的真实数据，然后我们的系统对数据库执行的增删改操作，其实主要就是对这个内存数据结构中的缓存数据执行的。通过这种方式，保证每个更新请求，尽量就是只更新内存，然后往磁盘顺序写日志文件。
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比较高的，因为顺序写磁盘文件，他的性能要远高于随机读写磁盘文件。
刷盘是随机 I/O，而记录日志是顺序 I/O，顺序 I/O 效率更高。因此先把修改写入日 志，可以延迟刷盘时机，进而提升系统吞吐? 这是为什么要使用重写日志的原因，并且这个重写日志的空间早就给你开辟好了 默认单个文件是48M.
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4. update语句的执行流程
上图可以大概概括为以下几步：
1、先根据更新语句的条件，查询出对应的记录，如果有缓存，也会用到缓存
2、Server端调用InnoDB引擎API接口，InnoDB引擎将这条数据写到内存，同时写入redo log，并将redo log状态设置为prepare
3、通知Server层，可以正式提交数据了
4、Server层收到通知后立刻写入bin log，然后调用InnoD对应接口发出commit请求
5、InnoDB收到commit请求后将数据设置为commit状态
上面的步骤中，我们注意到，redo log会经过两次提交，这就是两阶段提交。
两阶段提交
两阶段提交是分布式事务的设计思想，就是首先会有请求方发出请求到各个服务器，然后等其他各个服务器都准备好之后再通知请求方可以提交了，请求方收到请求后再发出指令，通知所有服务器一起提交。
而我们这里redo log是属于存储引擎层的日志，bin log是属于Server层日志，属于两个独立的日志文件，采用两阶段提交就是为了使两个日志文件逻辑上保持一致
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5.什么时候redo log会往数据库的磁盘上面刷呢？
默认的值是2
6.bin log
MySQL整体来看，其实就有两块：一块是 Server 层，它主要做的是 MySQL功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。上面讲的redo log是InnoDB 引擎特有的日志，而Server 层也有自己的日志，称为 binlog（归档日志），也叫做二进制日志。
可能有人会问，为什么会有两份日志呢？
因为最开始 MySQL 里并没有 InnoDB 引擎。MySQL 自带的引擎是 MyISAM，但是 MyISAM是不支持事物的，也没有崩溃恢复(crash-safe)的能力，binlog日志只能用于归档。那么既然InnoDB是需要支持事务的，那么就必须要有崩溃恢复(crash-safe)能力，所以就使用另外一套自己的日志系统，也就是基于redo log 来实现 crash-safe 能力。
bin log和redo log的区别
1、redo log 是 InnoDB 引擎特有的；binlog 是 MySQL 的Server层实现的，所有引擎都可以使用。
2、redo log 是物理日志，记录的是“在某个数据页上做了什么修改”；binlog 是逻辑日志，记录的是这个语句的原始逻辑，比如“给id=2 这一行的c字段加 1 ”。
3、redo log 是循环写的，空间固定会用完；binlog 是可以追加写入的。“追加写”是指 binlog 文件写到一定大小后会切换到下一个，并不会覆盖以前的日志。
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