PostgreSQL 如何進行緩存池管理

背景

為了提高數據訪問的速度，一般數據庫操作系統都會引入內存作為緩存，而為了方便管理和合并I/O，一般會開辟一個緩存池（buffer pool）。本文主要講述PostgreSQL 如何進行緩存池管理。 ?

數據庫物理結構

在下文講述緩存池管理之前，我們需要簡單介紹下PostgreSQL 的數據庫集簇的物理結構。PostgreSQL 的數據文件是按特定的目錄和文件名組成：如果是特定的tablespace 的表/索引數據，則文件名形如

$PGDATA/pg_tblspc/$tablespace_oid/$database_oid/$relation_oid.no

如果不是特定的tablespace 的表/索引數據，則文件名形如

$PGDATA/base/$database_oid/$relation_oid.num

其中PGDATA 是初始化的數據根目錄，tablespace_oid 是tablespace 的oid，database_oid 是database 的oid，relation_oid是表/索引的oid。no 是一個數值，當表/索引的大小超過了1G（該值可以在編譯PostgreSQL 源碼時由configuration的–with-segsize 參數指定大小），該數值就會加1，初始值為0，但是為0時文件的后綴不加.0。除此之外，表/索引數據文件中還包含以_fsm（與free space map 相關，詳見文檔?）和_vm （與visibility map 相關，詳見文檔?）為后綴的文件。這兩種文件在PostgreSQL 中被認為是表/索引數據文件的另外兩種副本，其中_fsm 結尾的文件為該表/索引的數據文件副本1，_vm結尾的文件為該表/索引的數據文件副本2，而不帶這兩種后綴的文件為該表/索引的數據文件副本0。無論表/索引的數據文件副本0或者1或者2，都是按照頁面（page）為組織單元存儲的，具體數據頁的內容和結構，我們這里不再詳細展開。但是值得一提的是，緩沖池中最終存儲的就是一個個的page。而每個page我們可以按照(tablespace_oid, database_oid, relation_oid, fork_no, page_no) 唯一標示，而在PostgreSQL 源碼中是使用結構體BufferTag 來表示，其結構如下，下文將會詳細分析這個唯一標示在內存管理中起到的作用。

typedef struct buftag{  RelFileNode rnode;   
   /* physical relation identifier */  ForkNumber  forkNum;  BlockNumber blockNum; 
   /* blknum relative to begin of reln */} BufferTag;typedef struct RelFileNode{
    Oid
         
spcNode; 
       /* tablespace */
    Oid     
    dbNode;  
       /* database */   
 Oid       
  relNode; 
       /* relation */} RelFileNode;

緩存管理結構

在PostgreSQL中，緩存池可以簡單理解為在共享內存上分配的一個數組，其初始化的過程如下：

BufferBlocks = (char *) ShmemInitStruct("Buffer Blocks", NBuffers * (Size) BLCKSZ, &foundBufs);

其中NBuffers 即緩存池的大小與GUC 參數shared_buffers 相關（詳見鏈接）。數組中每個元素存儲一個緩存頁，對應的下標buf_id 可以唯一標示一個緩存頁。為了對每個緩存頁進行管理，我們需要管理其元數據，在PostgreSQL 中利用BufferDesc 結構體來表示每個緩存頁的元數據，下文稱其為緩存描述符，其初始化過程如下：

BufferDescriptors = (BufferDescPadded *) 
                                
ShmemInitStruct("Buffer Descriptors",                        
 NBuffers * sizeof(BufferDescPadded),                         
 &foundDescs);

可以發現，緩存描述符是和緩存池的每個頁面一一對應的，即如果有16384 個緩存頁面，則就有16384 個緩存描述符。而其中的BufferTag 即是上文的PostgreSQL 中數據頁面的唯一標示。直到這里，我們如果要從緩存池中請求某個特定的頁面，只需要遍歷所有的緩存描述符即可。但是很顯然這樣的性能會非常的差。為了優化這個過程，PostgreSQL 引入了一個BufferTag 和緩存描述符的hash 映射表。通過它，我們可以快速找到特定的數據頁面在緩存池中的位置。概括起來，PostgreSQL 的緩存管理主要包括三層結構，如下圖：

緩存池，是一個數組，每個元素其實就是一個緩存頁，下標buf_id 唯一標示一個緩存頁。

緩存描述符，也是一個數組，而且和緩存池的緩存一一對應，保存每個緩存頁的元數據信息。

緩存hash 表，是存儲BufferTag 和緩存描述符之間映射關系的hash 表。 ?

下文，我們將分析每層結構的具體實現以及涉及到的鎖管理和緩沖頁淘汰算法，深入淺出，介紹PostgreSQL 緩存池的管理機制。

緩存hash 表

從上文的分析，我們知道緩存hash 表是為了加快BufferTag 和緩存描述符的檢索速度構造的數據結構。在PostgreSQL 中，緩存hash 表的數據結構設計比較復雜，我們會在接下來的月報去介紹在PostgreSQL 中緩存hash 表是如何實現的。在本文中，我們把緩存hash 表抽象成一個個的bucket slot。因為哈希函數還是有可能碰撞的，所以bucket slot 內可能有幾個data entry 以鏈表的形式存儲，如下圖：

而使用BufferTag 查找對應緩存描述符的過程可以簡述如下：

獲取BufferTag 對應的哈希值hashvalue

通過hashvalue 定位到具體的bucket slot

遍歷bucket slot 找到具體的data entry，其數據結構BufferLookupEnt 如下：

/* entry for buffer lookup hashtable */typedef struct{  BufferTag  key;      
/* Tag of a disk page */  int    
  id;       
 /* Associated buffer ID */} BufferLookupEnt;

BufferLookupEnt 的結構包含id 屬性，而這個屬性可以和唯一的緩存描述符或者唯一的緩存頁對應，所以我們就獲取了BufferTag 對應的緩存描述符。緩存hash 表初始化的過程如下：

InitBufTable(NBuffers + NUM_BUFFER_PARTITIONS);

可以看出，緩存hash 表的bucket slot 個數要比緩存池個數NBuffers 要大。除此之外，多個后端進程同時訪問相同的bucket slot 需要使用鎖來進行保護，后文的鎖管理會詳細講述這個過程。

緩存描述符

上文的緩存hash 表可以通過BufferTag 查詢到對應的 buffer ID，而PostgreSQL 在初始化緩存描述符和緩存頁面一一對應，存儲每個緩存頁面的元數據信息，其數據結構BufferDesc 如下：

typedef struct BufferDesc{  BufferTag  tag;    
  /* ID of page contained in buffer */  int   
   buf_id;    
  /* buffer's index number (from 0) */
  /* state of the tag, containing flags, refcount and usagecount */ 
 pg_atomic_uint32 state;
  int     
 wait_backend_pid; 
 /* backend PID of pin-count waiter */ 
 int    
  freeNext;   
 /* link in freelist chain */
  LWLock   
 content_lock; 
 /* to lock access to buffer contents */} BufferDesc;

其中：

tag 指的是對應緩存頁存儲的數據頁的唯一標示

buffer_id 指的是對應緩存頁的下標，我們通過它可以直接訪問對應緩存頁

state 是一個無符號32位的變量，包含：

18 bits refcount，當前一共有多少個后臺進程正在訪問該緩存頁，如果沒有進程訪問該頁面，本文稱為該緩存描述符unpinned，否則稱為該緩存描述符pinned

4 bits usage count，最近一共有多少個后臺進程訪問過該緩存頁，這個屬性用于緩存頁淘汰算法，下文將具體講解。

10 bits of flags，表示一些緩存頁的其他狀態，如下：

#define BM_LOCKED       
 (1U << 22)  /* buffer header is locked */#define BM_DIRTY        
(1U << 23)  /* data needs writing */#define BM_VALID       
 (1U << 24)  /* data is valid */#define BM_TAG_VALID     
 (1U << 25)  /* tag is assigned */#define BM_IO_IN_PROGRESS  
  (1U << 26)  /* read or write in progress */#define BM_IO_ERROR     
   (1U << 27)  /* previous I/O failed */#define BM_JUST_DIRTIED    
  (1U << 28)  /* dirtied since write started */#define BM_PIN_COUNT_WAITER 
   (1U << 29)  /* have waiter for sole pin */#define BM_CHECKPOINT_NEEDED  (1U << 30) 
 /* must write for checkpoint */#define BM_PERMANENT    
  (1U << 31)  /* permanent buffer (not unlogged,                     
  * or init fork) */

freeNext，指向該緩存之后第一個空閑的緩存描述符

content_lock，是控制緩存描述符的一個輕量級鎖，我們會在緩存鎖管理具體分析其作用

上文講到，當數據啟動時，會初始化與緩存池大小相同的緩存描述符數組，其每個緩存描述符都是空的，這時整個緩存管理的三層結構如下

第一個數據頁面從磁盤加載到緩存池的過程可以簡述如下：

從freelist 中找到第一個緩存描述符，并且把該緩存描述符pinned （增加refcount和usage_count）

在緩存hash 表中插入這個數據頁面的BufferTag 與buf_id 的對應新的data entry

從磁盤中將數據頁面加載到緩存池中對應緩存頁面中

在對應緩存描述符中更新該頁面的元數據信息

緩存描述符是可以持續更新的，但是如下場景會使得對應的緩存描述符狀態置為空并且放在freelist 中：

數據頁面對應的表或者索引被刪除

數據頁面對應的數據庫被刪除

數據頁面被VACUUM FULL 命令清理

緩存池

上文也提到過，緩存池可以簡單理解為在共享內存上分配的一個緩存頁數組，每個緩存頁大小為PostgreSQL 頁面的大小，一般為8KB，而下標buf_id 唯一標示一個緩存頁。緩沖池的大小與GUC 參數shared_buffers 相關，例如shared_buffers 設置為128MB，頁面大小為8KB，則有128MB/8KB=16384個緩存頁。

緩存鎖管理

在PostgreSQL 中是支持并發查詢和寫入的，多個進程對緩存的訪問和更新是使用鎖的機制來實現的，接下來我們分析下在PostgreSQL 中緩存相關鎖的實現。因為在緩存管理的三層結構中，每層都有并發讀寫的情況，通過控制緩存描述符的并發訪問就能夠解決緩存池的并發訪問，所以這里的緩存鎖實際上就是講的緩存hash 表和緩存描述符的鎖。

BufMappingLock

BufMappingLock 是緩存hash 表的輕量級鎖。為了減少BufMappingLock 的鎖爭搶并且能夠兼顧鎖空間的開銷，PostgreSQL 中把BufMappingLock 鎖分為了很多片，默認為128片，每一片對應總數/128 個bucket slot。當我們檢索一個BufferTag 對應的data entry是需要BufMappingLock 對應分區的共享鎖，當我們插入或者刪除一個data entry 的時候需要BufMappingLock 對應分區的排他鎖。除此之外，緩存hash 表還需要其他的一些原子鎖來保證一些屬性的一致性，這里不再贅述。

content_lock

content_lock 是緩存描述符的輕量級鎖。當需要讀一個緩存頁的時候，后臺進程會去請求該緩存頁對應緩存描述符的content_lock 共享鎖。而當以下的場景，后臺進程會去請求content_lock 排他鎖：

插入或者刪除/更新該緩存頁的元組

vacuum 該緩存頁

freeze 該緩存頁

io_in_progress_lock

io_in_progress_lock 是作用于緩存描述符上的I/O鎖。當后臺進程將對應緩存頁加載至緩存或者刷出緩存，都需要這個緩存描述符上的io_in_progress_lock 排它鎖。

其他

緩存描述符中的state 屬性含有很多需要原子排他性的字段，例如refcount 和 usage count。但是在這里沒有使用鎖，而是使用pg_atomic_unlocked_write_u32()或者pg_atomic_read_u32() 方法來保證多進程訪問相同緩存描述符的state 的原子性。

緩存頁淘汰算法

在PostgreSQL 中采用clock-sweep 算法來進行緩存頁的淘汰。clock-sweep 是NFU（Not Frequently Used）最近不常使用算法的一個優化算法。其算法在PostgreSQL 中的實現可以簡述如下：

獲取第一個候選緩存描述符，存儲在freelist 控制信息的數據結構BufferStrategyControl 的nextVictimBuffer 屬性中

如果該緩存描述符unpinned，則跳到步驟3，否則跳到步驟4

如果該候選緩存描述符的usage_count 屬性為0，則選取該緩存描述符為要淘汰的緩存描述符，跳到步驟5，否則，usage_count–，跳到步驟4

nextVictimBuffer 賦值為下一個緩存描述符（當緩存描述符全部遍歷完成，則從第0個繼續），跳到步驟1繼續執行，直到發現一個要淘汰的緩存描述符

返回要淘汰的緩存描述符的buf_id

clock-sweep 算法一個比較簡單的例子如下圖：

總結

至此，我們已經對PostgreSQL 的緩存池管理整個構架和一些關鍵的技術有了了解，下面我們會舉例說明整個流程。為了能夠涉及到較多的操作，我們將緩存池滿后訪問某個不在緩存池的數據頁面這種場景作為例子，其整個流程如下：

根據請求的數據頁面形成BufferTag，假設為Tag_M，用Tag_M 去從緩存hash 表中檢索data entry，很明顯這里沒有發現該BufferTag

使用clock-sweep 算法選擇一個要淘汰的緩存頁面，例如這里buf_id=5，該緩存頁的data entry 為’Tag_F, buf_id=5’

如果是臟頁，將buf_id=5的緩存頁刷新到磁盤，否則跳到步驟4。刷新一個臟頁的步驟如下： a. 獲得buffer_id=5的緩存描述符的content_lock 共享鎖和io_in_progress 排它鎖（步驟f會釋放） b. 修改該描述符的state，BM_IO_IN_PROGRESS 和BM_JUST_DIRTIED 字段設為1 c. 根據情況，執行 XLogFlush() 函數，對應的wal 日志刷新到磁盤 d. 將緩存頁刷新到磁盤 e. 修改該描述符的state，BM_IO_IN_PROGRESS 字段設為1，BM_VALID 字段設為1 f. 釋放該緩存描述符的content_lock 共享鎖和io_in_progress 排它鎖

獲取buf_id=5的bucket slot 對應的BufMappingLock 分區排他鎖，并將該data entry 標記為舊的

獲取新的Tag_M 對應bucket slot 的BufMappingLock 分區排他鎖并且插入一條新的data entry

刪除buf_id=5的data entry，并且釋放buf_id=5的bucket slot 對應的BufMappingLock 分區鎖

從磁盤上加載數據頁面到buf_id=5的緩存頁面，并且更新buf_id=5的緩存描述符state 屬性的BM_DIRTY字段為0，初始化state的其他字段。

釋放Tag_M 對應bucket slot 的BufMappingLock 分區排他鎖

從緩存中訪問該數據頁面

其過程的示意圖如下所示：

編輯：hfy

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