本篇作为学习笔记，文章内容来自“极客时间”专栏《MySQL实战45讲》，如有侵权，请告知，必即时删除。
全表扫描对Server层的影响
假设，我们现在要对一个 200G 的 InnoDB 表 db1. t，执行一个全表扫描。当然，你要把扫描结果保存在客户端，会使用类似这样的命令：
mysql -h$host -P$port -u$user -p$pwd -e "select * from db1.t" > $target_file
InnoDB 的数据是保存在主键索引上的，所以全表扫描实际上是直接扫描表 t 的主键索引。这条查询语句由于没有其他的判断条件，所以查到的每一行都可以直接放到结果集里面，然后返回给客户端。
那么，这个“结果集”存在哪里呢？实际上，服务端并不需要保存一个完整的结果集。取数据和发数据的流程是这样的：
- 获取一行，写到 net_buffer 中。这块内存的大小是由参数 net_buffer_length 定义的，默认是 16k。
- 重复获取行，直到 net_buffer 写满，调用网络接口发出去。
- 如果发送成功，就清空 net_buffer，然后继续取下一行，并写入 net_buffer。
- 如果发送函数返回 EAGAIN 或 WSAEWOULDBLOCK，就表示本地网络栈（socket send buffer）写满了，进入等待。直到网络栈重新可写，再继续发送。
这个过程对应的流程图如下所示。
内存1.jpg
也就是说，MySQL 是“边读边发的”，这个概念很重要。这就意味着，如果客户端接收得慢，会导致 MySQL 服务端由于结果发不出去，这个事务的执行时间变长。
全表扫描对 InnoDB 的影响
内存的数据页是在 Buffer Pool (BP) 中管理的，在 WAL 里 Buffer Pool 起到了加速更新的作用。而实际上，Buffer Pool 还有一个更重要的作用，就是加速查询。
而 Buffer Pool 对查询的加速效果，依赖于一个重要的指标，即：内存命中率。
你可以在 show engine innodb status 结果中，查看一个系统当前的 BP 命中率。一般情况下，一个稳定服务的线上系统，要保证响应时间符合要求的话，内存命中率要在 99% 以上。执行 show engine innodb status ，可以看到“Buffer pool hit rate”字样，显示的就是当前的命中率。比如图 5 这个命中率，就是 99.0%。
内存2.png
InnoDB Buffer Pool 的大小是由参数 innodb_buffer_pool_size 确定的，一般建议设置成可用物理内存的 60%~80%。
如果一个 Buffer Pool 满了，而又要从磁盘读入一个数据页，那肯定是要淘汰一个旧数据页的。InnoDB 内存管理用的是最近最少使用 (Least Recently Used, LRU) 算法，这个算法的核心就是淘汰最久未使用的数据。下图是一个 LRU 算法的基本模型。
内存3.jpg
InnoDB 管理 Buffer Pool 的 LRU 算法，是用链表来实现的。
- 在图中的状态 1 里，链表头部是 P1，表示 P1 是最近刚刚被访问过的数据页；假设内存里只能放下这么多数据页；
- 这时候有一个读请求访问 P3，因此变成状态 2，P3 被移到最前面；
- 状态 3 表示，这次访问的数据页是不存在于链表中的，所以需要在 Buffer Pool 中新申请一个数据页 Px，加到链表头部。但是由于内存已经满了，不能申请新的内存。于是，会清空链表末尾 Pm 这个数据页的内存，存入 Px 的内容，然后放到链表头部。
- 从效果上看，就是最久没有被访问的数据页 Pm，被淘汰了。
假设按照这个算法，我们要扫描一个 200G 的表，而这个表是一个历史数据表，平时没有业务访问它。
那么，按照这个算法扫描的话，就会把当前的 Buffer Pool 里的数据全部淘汰掉，存入扫描过程中访问到的数据页的内容。也就是说 Buffer Pool 里面主要放的是这个历史数据表的数据。对于一个正在做业务服务的库，这可不妙。你会看到，Buffer Pool 的内存命中率急剧下降，磁盘压力增加，SQL 语句响应变慢。
所以，InnoDB 不能直接使用这个 LRU 算法。实际上，InnoDB 对 LRU 算法做了改进。
内存4.png
在 InnoDB 实现上，按照 5:3 的比例把整个 LRU 链表分成了 young 区域和 old 区域。图中 LRU_old 指向的就是 old 区域的第一个位置，是整个链表的 5/8 处。也就是说，靠近链表头部的 5/8 是 young 区域，靠近链表尾部的 3/8 是 old 区域。改进后的 LRU 算法执行流程变成了下面这样。
- 图中状态 1，要访问数据页 P3，由于 P3 在 young 区域，因此和优化前的 LRU 算法一样，将其移到链表头部，变成状态 2。
- 之后要访问一个新的不存在于当前链表的数据页，这时候依然是淘汰掉数据页 Pm，但是新插入的数据页 Px，是放在 LRU_old 处。
- 处于 old 区域的数据页，每次被访问的时候都要做下面这个判断：
3.1 若这个数据页在 LRU 链表中存在的时间超过了 1 秒，就把它移动到链表头部；
3.2 如果这个数据页在 LRU 链表中存在的时间短于 1 秒，位置保持不变。1 秒这个时间，是由参数 innodb_old_blocks_time 控制的。其默认值是 1000，单位毫秒。
这个策略，就是为了处理类似全表扫描的操作量身定制的。以扫描 200G 的历史数据表为例，我们看看改进后的 LRU 算法的操作逻辑：
- 扫描过程中，需要新插入的数据页，都被放到 old 区域 ;
- 一个数据页里面有多条记录，这个数据页会被多次访问到，但由于是顺序扫描，这个数据页第一次被访问和最后一次被访问的时间间隔不会超过 1 秒，因此还是会被保留在 old 区域；
- 再继续扫描后续的数据，之前的这个数据页之后也不会再被访问到，于是始终没有机会移到链表头部（也就是 young 区域），很快就会被淘汰出去。
可以看到，这个策略最大的收益，就是在扫描这个大表的过程中，虽然也用到了 Buffer Pool，但是对 young 区域完全没有影响，从而保证了 Buffer Pool 响应正常业务的查询命中率。
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