一、简介
mysql的数据都是存放在磁盘下的，为了加快cpu从磁盘i/o读取数据的效率，Innodb存储引擎在cpu和磁盘中间添加了一个缓冲区buffer pool。当一个请求进来，会先从buffer pool中去看需要的查询结果数据是否已经存在，存在则直接返回，不存在，则从磁盘读取记录所在页的数据，加载到buffer pool中缓存起来。
1.buffer pool大小
可以通过以下命令查看缓冲池的大小：
show variables like 'innodb_buffer_pool_size'
Buffer pool的默认值是128M，我们可以通过变量innodb_buffer_pool_size的大小来设置，最小不能小于5M，若是设置为5M以下，则系统会自动设置为5M。在专用数据库中，buffer pool的大小一般设置为服务器内存的60%。
二、缓存页
1.使用页为存储单位
mysql在磁盘中是按页为单位进行数据存储的，默认的页大小是16kb，当我们查询一条数据时，会把这条数据所属的这一页数据都加载进来；buffer pool中缓存数据也是按页为单位进行存储的，默认大小也是16kb。
2.使用控制块关联缓存页
缓存页存放的是数据的具体记录，为了便于定位缓存页、记录缓存页信息，buffer pool中使用控制块来维护这些信息，控制块与缓存页是一一对应的，在mysql服务启动的时候，会完成buffer pool的初始化，申请的内存空间会被划分为若干的控制块和缓存页，此时的控制块记录着对应的缓存页地址，缓存页是空数据的状态。对应关系图如下：
控制块记录的信息包括：缓存页在buffer pool的地址、该页所属的表空间编号、页号、链表节点信息、锁信息。
每个控制块大约占缓存页的5%，而系统设置的innodb_buffer_pool_size的大小不包括控制块，所以Innodb存储引擎向操作系统申请的内存空间，会比设置的innodb_buffer_pool_size大5%左右。控制块排在前面，缓存页排在后面，他们之间会存在没有分配完的内存碎片。
3.使用哈希记录缓存页
当存储引擎执行sql，获取到结果值所在的表空间号、页号后，需要知道结果页是否已经缓存在buffer pool中，此时不能去遍历所有的控制块看是否已经存在，这样会特别耗时；Innodb是这样处理的：维护一个哈希表，以表空间号+页号作为key，缓存页内存地址为value，在时间复杂度为O(1)的情况下即可判断结果页是否在缓存页中。若是存在，则直接使用此缓存页的数据；若是不存在，则从磁盘中加载对应的页到内存中，找一个空闲控制块，把页的表空间号、页号添加到控制块中，根据控制块的缓存页地址找到缓存页，把查询的此页数据添加到缓存页中。
4.预读机制加载缓存页
innodb提供了预读（read_ahead）加载缓存页的机制，就是当innodb执行一个请求查询到某个页数据后，会把之后有可能使用到的其它页数据也读取加载到buffer pool中。触发预读的方式分为两种：随机预读、线性预读。
在开始说预读之前，先了解一下mysql区（extent）的概念。区（extent）：区是页的集合，一个区内包含物理上连续的64个页，一个页的默认大小是16kb，一个区的默认大小是64*16kb=1mb。一个表空间划分为多个区，每256个区划分为一个组。
区的结构图是这样的：
表空间结构图是这样:
随机预读
如果Buffer pool已经缓存了某个区（extent）连续的13个页面，不管这13个页面是顺序读取还是间隔读取进来的，会触发一次异步读取本区下的其它页加载到buffer pool的请求。innodb使用系统变量innodb_random_read_ahead来设置是否开启随机预读，默认是OFF关闭的状态，如果想要开启，可以通过修改启动参数，或者通过SET GLOBAL把该参数值设置为ON。
线性预读
如果Innodb顺序访问了某个区（extent）下的页面数量超过某个值，则会触发预读机制，异步读取下一个区中全部的页面到buffer pool的请求。此值由系统变量innodb_read_ahead_threshold预读因子来控制，默认为56，此系统变量的设置范围为0-64，因为一个区最多有64个页。若是想改变此值，可以通过修改启动参数，或者通过SET GLOBAL设置该参数值。
三、Free链表
当我们从磁盘读取一页的数据，需要把它加载到buffer pool中时，需要知道哪些缓存页是空闲的，哪些缓存页已经被占用了，此时不能去遍历所有的缓存页看是否空闲。innodb是这样处理的：使用一个空闲链表即free链表来存放还处于空闲状态的缓存页对应的控制块，当需要把页的数据加入到buffer pool时，从free链表中获取一个控制块，通过控制块记录的缓存页地址，找到缓存页，把查询到的页数据加入到缓存页中，把此页所属的表空间编号、页号信息写入此缓存页对应的控制块，最后从free链表中移出此控制块。
当mysql启动，完成buffer pool的初始化，划分好控制块和缓存页对后，会把所有的控制块加入到free链表中，因为mysql刚启动，所有的缓存页都是空闲状态，这也是free链表的初始化。当有新的页需要加入到buffer pool，则从free链表选择一个控制块移除；当存放在buffer pool的缓存页被淘汰，则会把此缓存页对应的控制块加入到free链表中，标识此控制块对应的缓存页现在已经空闲。
free链表的效果图是这样：
在free链表中定义了一个基节点，它记录了链表的start头节点地址、end尾节点地址、count=n当前链表中的节点数量。
四、Flush链表
当innodb执行更新sql的时候，更新的是buffer pool中对应的缓存页数据。当更新完缓存页的数据后，此时更新的这一页数据与从磁盘中加载来时的页数据已经不一致了，也不能每次更新完缓存页的记录，立马同步更新到磁盘中的对应页去，因为磁盘的io速率是远远不及内存的。innodb是这样处理的：当修改完缓存页的数据后，不会立马把修改同步到磁盘对应页中，而是使用一张冲刷链表即flush链表记录此变动缓存页对应的控制块，在未来的某个时间点把变动页从flush链表中刷新到磁盘去，然后把此控制块从flush链表中移除。
flush链表的效果图是这样：
五、LRU链表
buffer pool的大小是有限的，一直往里面加入缓存页，free链表会有移除为空的时候，当free链表为空，有新的页数据需要加入进来，就需要对已经加载到buffer pool中的缓存页进行淘汰处理，系统肯定希望淘汰最不频繁使用的缓存页。innodb是这样处理的：使用LRU（Least Recently Used）最近最少使用算法来淘汰缓存页，LRU链表记录访问过的缓存页对应的控制块。
LRU链表的工作流程是这样的：当访问某个页时，如果此页不在buffer pool中，则从磁盘加载此页数据到缓存页中，把该缓存页对应的控制块加入到LRU链表的头部；当此页已经在buffer pool中，则把该页对应的控制块移动到LRU链表头部。
这样LRU链表的尾部就是最近最少使用的控制块，当缓存页不够的时候，可以从LRU链表尾部淘汰控制块，连带淘汰控制块对应的缓存页。
1.LRU优化
这样每次有访问缓存页就把对应的控制块放到LRU链表的头部，会有一些问题。比如通过预读机制加载进来的页数据、全表扫描（没有where过滤条件）加载进来的页数据，使用频率可能不高，可能会把使用频率较高的缓存页数据淘汰掉，甚至会使buffer bool中的缓存页进行一次大清洗，而使用buffer pool就是为了提高缓存的命中率，减少对磁盘io的次数。
Innodb是这样优化LRU的：把LRU链表按照一定比例分成两截，第一部分存储使用频率非常高的缓冲页对应的控制块，这一部分链表也叫热数据，或者young区域；第二部分存储使用频率不是很高的缓存页对应的控制块，这一部分链表也叫冷数据，或者old区域。Innodb规定，当某个页初次加载到buffer pool中时，缓存页对应的控制块加到LRU链表的old区域的头部，这样通过预读加载进来的页，放到old区域，不影响young区域的数据，后续会从old区域逐渐被淘汰；当再次访问old区域控制块对应的缓存页时，此控制块会从old区域移动到young区域的头部，此缓存页作为热数据处理；当young区域放满后，又有新的控制块需要从old区域移动到young，则young区域的链尾移动到old区域的链头；当再次访问young区域控制块对应的缓存页时，此控制块移动到young区域的头部。
LRU链表的效果图是这样：
young和old区域的划分比例由一个系统变量innodb_old_blocks_pct来控制，此值设置了old区域所占的百分比，默认情况下，old区域在LRU链表中所占的比例是37%，大约占LRU链表的3/8，这个比例可以通过修改启动参数，或者通过SET GLOBAL设置该参数值。可以通过此命令查看old区域占比：
show variables like 'innodb_old_blocks_pct'
2.全表扫描优化
但是此种方式对于全表扫描的操作会存在问题，全表扫描的时候，一个页有多条记录需要访问，每访问一条记录就算是访问一次缓存页，则会多次访问此缓存页，还是存在把young区域大清洗的情况，针对这个问题，innodb对每次访问old区域控制块时，都在控制块中记录下当前访问时间，当再次访问时，会比较这次时间与上次访问时间间隔，若是时间间隔小于某个值，则不会把此控制块从old区域移动到young区域，此时间间隔值由系统变量innodb_old_blocks_time，默认值是1000，单位毫秒，即默认1S。这样在进行全表扫描时，多次访问一个页面的时间间隔不会超过1S，即不会把此页对应的控制块移动到young区域头部。
3.young区域优化
当再次访问young区域控制块对应的缓存页时，此控制块移动到young区域的头部，这样每次访问young区域都要进行移动，开销太大了。可以使用一些优化措施，只有被访问的控制块所处的位置在young区域1/4之后，才移动此控制块到young的头部，这样也能降低调整LRU链表的频率。
六、脏页刷新
Innodb有专门的后台线程每隔一段时间把有变动的缓存页，即存放在flush链表中控制块对应的缓存页，刷新到磁盘对应的页中，这样不影响系统正常的访问请求。刷新有三种方式：
1.BUF_FLUSH_LRU：从LRU链表的old区域刷新一部分控制块对应的缓存页到磁盘中，后台线程会定时从LRU链表的尾部开始扫描，一次扫描的数量由系统变量innodb_lru_scan_depth来定义，如果扫描到的控制块存在于flush链表，即控制块对应的缓存页有变动，则把缓存页的数据刷新到磁盘中。之所以选择从LRU链表old区域尾部去扫描刷新，是因为当有新的页需要添加到buffer pool中，而当前已经没有空闲缓存页，需要从LRU中去淘汰缓存页腾出空间，若是淘汰的缓存页有变动，则需要等此缓存页刷新到磁盘才能淘汰，这样等待的时间太久，异步定时刷新LRU中控制块对应缓存页有变动的数据到磁盘中，可以大大提高效率。
2.BUF_FLUSH_LIST：后台线程会定时从flush链表刷新一部分控制块对应的缓存页到磁盘中，flush链表中存的都是有变动的缓存页对应的控制块。
3.BUF_FLUSH_SINGLE_PAGE：当有新的页需要添加到buffer pool中，而当前已经没有空闲缓存页，会从LRU链表的old区域尾部淘汰一个控制块对应的缓存页，若是此控制块存在于flush链表中，表示此缓存页有变动还没有同步到磁盘，则需要先把此缓存页刷新到磁盘中，再从LRU中淘汰对应的控制块。
七、多个Buffer pool
Buffer pool是Innodb向操作系统申请的一块连续的内存空间，在多线程环境下，访问buffer pool的各种链表都需要加锁处理，在多线程并发的情况下，会严重影响请求的速度。Innodb支持同时使用多个buffer pool，每个buffer pool都称为一个实例，他们独立去申请内存空间，独立管理各种链表，在多线程并发访问的情况下互不影响，提高并发能力。
多个buffer pool实例的效果图是这样的：
可以在mysql服务启动的时候设置系统变量innodb_buffer_pool_instances的值来修改buffer pool的实例数。每个buffer pool实际占用的内存空间=innodb_buffer_pool_size / innodb_buffer_pool_instances。
并不是buffer pool的实例数越多越好，因为管理每一个buffer pool都需要花销。innodb规定：当innodb_buffer_pool_size小于1G时，设置的innodb_buffer_pool_instances大于1会被重置为1，也就是说要想设置多个实例，innodb_buffer_pool_size的值要大于1G，innodb_buffer_pool_instances的最大值是64。
八、Chunk单位
在mysql 5.7.5之前，buffer pool的大小只能在mysql启动之前通过innodb_buffer_pool_size设置，在mysql运行过程中是不允许进行修改的。在mysql5.7.5及之后的版本中支持运行过程中修改innodb_buffer_pool_size的值，每次修改都需要重新向服务器申请连续的内存空间，把旧的buffer pool数据放到新的buffer pool中，这样的操作是特别费时的。innodb使用chunk为单位来申请连续的内存空间，一个buffer pool由多个chunk组成，每个chunk里面存放控制块和缓存页对，一个chunk的默认大小是128M。这样在运行过程中修改buffer pool的大小，只用增加或者删除chunk的数量，使chunk的累计大小等于新的buffer pool值即可达到修改的效果。
chunk的效果图是这样的：
chunk的大小由系统变量innodb_buffer_pool_chunk_size来设置，不过chunk的大小只能在mysql系统启动之前设置，运行过程中是不允许设置的，因为在运行过程中设置会导致所有的buffer pool中的chunk都需要变动，都需要重新申请chunk，再把旧的chunk里的数据放到新chunk中，是非常耗时的。
配置chunk值需要注意的点：
1.innodb_buffer_pool_size的值必须是innodb_buffer_pool_chunk_size * innodb_buffer_pool_instances的整数倍，为了保证每个buffer pool的chunk数量相同；当innodb_buffer_pool_size不是他们两乘积的整数倍时，会自动把innodb_buffer_pool_size的值设置为他们乘积的整数倍。
2.当innodb_buffer_pool_chunk_size * innodb_buffer_pool_instances > innodb_buffer_pool_size时，一个buffer pool实例都分不到一个chunk的大小，此时会重新计算innodb_buffer_pool_chunk_size = innodb_buffer_pool_size/innodb_buffer_pool_instances 。