导读：PostgreSQL 已获得 DB-Engines 排行榜 2017 年和2018年的“年度数据库”称号，发展如此迅猛，它究竟有什么内幕呢？接下来，我们将选择PostgreSQL重要的子系统之一缓冲区管理器展开介绍，探讨它的工作原理。

之前，我们分享了解读年度数据库PostgreSQL：基础备份与时间点恢复（上），解读年度数据库PostgreSQL：基础备份与时间恢复（下）

缓冲区管理器结构

PostgreSQL 缓冲区管理器非常高效，它管理着共享内存和持久存储之间的数据传输，对于数据库管理系统的性能有着重要的影响。它由缓冲表、缓冲区描述符和缓冲池组成。缓冲表层是一个散列表，它存储着页面buffer_tag与描述符buffer_id之间的映射关系。缓冲区描述符层是一个由缓冲区描述符组成的数组。每个描述符与缓冲池槽一一对应，并保存着相应槽的元数据。请注意，术语“缓冲区描述符层”只是在本章中为方便起见而使用的术语。缓冲池层是一个数组。每个槽都存储一个数据文件页，数组槽的索引称为buffer_id。缓冲区管理器的三层结构如图1所示。

图1　缓冲区管理器的三层结构

缓冲区管理器的工作原理

当后端进程想要访问所需页面时，它会调用ReadBufferExtended函数。

函数ReadBufferExtended的行为因场景而异，在逻辑上具体可以分为三种情况。

· 访问存储在缓冲池中的页面

当从缓冲池槽中的页面里读取行时，PostgreSQL进程获取相应缓冲区描述符的共享content_lock，因而缓冲池槽可以同时被多个进程读取。

当向页面插入（及更新、删除）行时，该postgres后端进程获取相应缓冲区描述符的独占content_lock（注意，这里必须将相应页面的脏位置设为"1"）。

访问完页面后，相应缓冲区描述符的引用计数值减1。

图2是访问存储在缓冲池中的页面示意图。

图2　访问存储在缓冲池中的页面

我们来介绍最简单的情况，即所需页面已经存储在缓冲池中。在这种情况下，缓冲区管理器会执行以下步骤：

    1. 创建所需页面的buffer_tag（在本例中buffer_tag是'Tag_C'），并使用散列函数计算与描述符相对应的散列桶槽。

    2. 获取相应散列桶槽分区上的BufMappingLock共享锁。

    3. 查找标签为'Tag_C'的条目，并从条目中获取buffer_id。本例中buffer_id为2。

    4. 将buffer_id=2的缓冲区描述符钉住，即将描述符的refcount和usage_count增加1。

    5. 释放BufMappingLock。

    6. 访问buffer_id=2的缓冲池槽。

· 将页面从存储加载到空槽

将页面从存储加载到空槽。

在第二种情况下，假设所需页面不在缓冲池中，且freelist中有空闲元素（空描述符）。这时，缓冲区管理器将执行以下步骤：

查找缓冲区表（本节假设页面不存在，找不到对应页面）。

    第一，创建所需页面的buffer_tag（本例中buffer_tag为'Tag_E'）并计算其散列桶槽。
    第二，以共享模式获取相应分区上的BufMappingLock。
    第三，查找缓冲区表（根据假设，这里没找到）。

    第四，释放BufMappingLock。

从freelist中获取空缓冲区描述符，并将其钉住。在本例中所获的描述符：buffer_id=4。

以独占模式获取相应分区的BufMappingLock（此锁将在步骤（6）中被释放）。

创建一条新的缓冲表数据项：buffer_tag='Tag_E’, buffer_id=4，并将其插入缓冲区表中。

将页面数据从存储加载至buffer_id=4的缓冲池槽中，如下所示：

    第一，以排他模式获取相应描述符的io_in_progress_lock。
    第二，将相应描述符的IO_IN_PROGRESS标记位设置为1，以防其他进程访问。
    第三，将所需的页面数据从存储加载到缓冲池插槽中。
    第四，更改相应描述符的状态，将IO_IN_PROGRESS标记位设置为"0"，且VALID标记位设置为"1"。

    第五，释放io_in_progress_lock。

释放相应分区的BufMappingLock。

访问buffer_id=4的缓冲池槽。

· 将页面从存储加载到受害者缓冲池槽

在这种情况下，假设所有缓冲池槽位都被页面占用，且未存储所需的页面。图4是将页面从存储加载到受害者缓冲池槽的示意图。

图4　将页面从存储加载到受害者缓冲池槽

· 缓冲区管理器将执行以下步骤：

    1. 创建所需页面的buffer_tag并查找缓冲表。在本例中假设buffer_tag是'Tag_M'（且相应的页面在缓冲区中找不到）。
    2. 使用时钟扫描算法选择一个受害者缓冲池槽位，从缓冲表中获取包含着受害者槽位buffer_id的旧表项，并在缓冲区描述符层将受害者槽位的缓冲区描述符钉住。本例中受害者槽的buffer_id=5，旧表项为Tag_F,id = 5。时钟扫描将在下一节介绍。
    3. 如果受害者页面是脏页，则将其刷盘（write & fsync），否则进入步骤4。
       在使用新数据覆盖脏页之前，必须将脏页写入存储中。脏页的刷盘步骤如下：
       第一，获取buffer_id=5描述符上的共享content_lock和独占io_in_progress_lock。
       第二，更改相应描述符的状态：相应IO_IN_PROCESS设置为1，JUST_DIRTIED位设置为0。
       第三，根据具体情况，调用XLogFlush()函数将WAL缓冲区上的WAL数据写入当前WAL段文件。
       第四，将受害者页面的数据刷盘至存储中。
       第五，更改相应描述符的状态；将IO_IN_PROCESS位设置为"0"，将VALID位设置为"1"。
       第六，释放io_in_progress_lock和content_lock。
    4. 以排他模式获取缓冲区表中旧表项所在分区上的BufMappingLock。
    5. 获取新表项所在分区上的BufMappingLock，并将新表项插入缓冲表：
      第一，首先需要创建一个全新的表项：由buffer_tag='Tag_M'与受害者的buffer_id组成的新表项。
      第二，以独占模式获取新表项所在分区上的BufMappingLock。
      第三，将新表项插入缓冲区表中。
    6. 从缓冲表中删除旧表项，并释放旧表项所在分区的BufMappingLock。
    7. 将目标页面数据从存储加载至受害者槽位，然后用buffer_id=5更新描述符的标识字段，将脏位设置为0，并按流程初始化其他标记位。
    8. 释放新表项所在分区上的BufMappingLock。
    9. 访问buffer_id=5对应的缓冲区槽位。

内容简介：本书介绍PostgreSQL内部的工作原理，包括数据库对象的逻辑组织与物理实现，进程与内存的架构，并依次剖析几个重要子系统——查询处理、外部数据包装器、并发控制、清理过程、缓冲区管理、WAL、备份及流复制。本书为 DBA 与系统开发者提供一幅全景概念地图，有助于读者形成对数据库实现的整体认识，亦可作为PostgreSQL源代码深入学习的导读手册，对于理解数据库原理与PostgreSQL内部实现大有裨益。本书适合数据库开发人员及相关领域的研究人员、数据库DBA及高等院校相关专业的学生阅读。