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上一篇中我简单的分析了一下InnoDB缓冲池LRU算法的相关源码，其实说不上是分析，应该是自己的笔记，不过我还是发扬大言不惭的精神写成分析好了。在此之后，我继续阅读了Buf0rea.c文件，因为这里写的就是如何将block读取到内存中的函数。
这个文件里很显眼的有这样一个函数：buf_read_page，这是一个高层的函数，它的作用就是：reads a page asynchronously from a file to the buffer buf_pool if it is not already there。采用异步的方式将文件中的页读入buf_pool。大体上看一眼这个函数，发现它主要搞了以下几个工作：
1 随机预读（buf_read_ahead_random）。随机预读是一个可以提高效率的策略，它的主要思想是：给定的space和offset确定的那页，可以计算出一个范围，如果这个范围内的页（pages）有一部分已经被访问（阈值：BUF_READ_AHEAD_RANDOM_THRESHOLD），那么这个范围内的页（pages）就会被预读。看一下函数内是怎么写的：
//确定一个边界，边界内的页，都要进行条件判断
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...
//对边界内的页进行条件判断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...
//如果之前的判断都通过，则函数可以进行下面的步骤
//边界范围内的每一个页都会被预读：（buf_read_page_low），预读采用异步的方式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);
}
}
}
满足条件的页就会被预读，注意预读采用异步的方式，同时，（space,offset）指定的页，也会被预读。这里是一个我有点搞不明白的地方，这个页既然被异步预读了，后面还会在同步的读取一次，且听后话。
2 物理读取。预读结束之后，buf_read_page函数就会调度buf_read_page_low函数，进行数据的读取，注意这个函数刚才预读的时候也使用过，但是这次采用同步的方式，注释写的很明白：“ We do the i/o in the synchronous aio mode to save thread”。这个函数还会在给block->frame加x-lock锁，这个操作会在函数调度下一级函数buf_page_init_for_read的时候进行，代码：rw_lock_x_lock_gen(&(block->lock), BUF_IO_READ)。而buf_page_init_for_read函数的主要作用就是从LRU里分配一个buf_block_t*，并对这个buf_block_t*加x-lock锁。我主要看到了这几行：
//分配一个buffer block
block = buf_block_alloc();
//向buffer pool中初始化一个pagebuf_page_init(space, offset, block);
//将block插入LRU链表中，只能插入old链表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函数中最后有这样一段：
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，那么就用buf_page_io_complete函数释放所有的x-lock：rw_lock_x_unlock_gen(&(block->lock), BUF_IO_READ);
3 物理读取结束之后，会调度buf_flush_free_margin函数，在需要的情况下，flush掉LRU链表的尾部。
总结一下上面的步骤，发现这是地地道道的物理读取，即从磁盘中将数据读取到内存中。在《MySQL内核--InnoDB存储引擎》一书的12章里还介绍了一种读取方式叫做逻辑读取，现在分析如下。
从书中的描述里看，我觉得这个叫做逻辑读取有点不好理解。个人觉得这个逻辑读取其实就是一个流程：
基于我的理解画的，可能有疏漏的地方。这里就需要看这个函数：buf_page_get_gen，它的注释也写得很明白：This is the general function used to get access to a database page。提供了一个访问数据库页的通用方法。
这个函数有个很有意思的地方就是它的入参里有很多的mode，这就给该函数带来了许多种可能的返回。我无心看这些，但是有一个地方却很吸引我，就是一个goto。学C的时候老师说，goto是C语言历史上臭名昭著的一个关键字，大家初学，千万别用。但是又有持不同意见的人认为善用goto能带来意想不到的效果，我相信MySQL的作者们goto用的非常好。
函数中有一个loop标记，也就是说函数是循环着读取block的，直到满足一些条件。首先会从缓冲池里寻找：block = buf_page_hash_get(space, offset)，没有的话就会使用这个函数：buf_read_page(space, offset)将block读入，然后goto到开始的地方，将block置为NULL，重新开始，这次就能从缓冲池里找到block了。下面的代码是很多的判断，不过这里很显眼：
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);
}
这里判断了block是不是第一次被访问，但是很奇怪，这个block立刻就被make young了，这和我以前的认知倒是不太一样了，不过这篇淘宝丁奇的博文（https://yq.aliyun.com/articles/8827）里写到了这一点，可以参考一下，经过我的分析发现，make young也不是那么笨的，它要判断这个block是不是需要被make young(if (buf_block_peek_if_too_old(block)))。如果是第一次被访问，就会触发线性预读函数的调用。
终于说到了线性预读。留着明天写吧。
看代码果然过瘾啊。