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？
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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。
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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。
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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。
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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
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buffer pool
buffer pool是什么？
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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
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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
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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
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innodb_buffer_pool_size参数是控制buffer pool缓冲池的大小，一般建议大一点！；
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查看当前的buffer pool大小：show global variables like ‘innodb_buffer_pool_size’;
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修改当前的buffer pool大小（2g）：set global innodb_buffer_pool_size= 2147483648；
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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。
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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）
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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
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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
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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。
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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
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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；
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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；
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mysql在lru算法上做了优化
mysql的buffer pool使用的算法
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将lru分为两个部分：新生代(new sublist)、老生代(old sublist)
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老生代默认占比37%，可以通过 innodb_old_blocks_pct 进行配置
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新老生代收尾相连，即：新生代的尾(tail)连接着老生代的头(head)；
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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；
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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。
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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
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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。
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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。
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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
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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
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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
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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。
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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。
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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
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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
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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.
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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。
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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）
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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。