缓冲区管理器、存储和后端进程之间的关系

缓存管理结构

PostgreSQL 缓冲区管理器由buffer table、buffer descriptors和buffer pool组成。buffer pool层存储表和索引等数据文件页，以及空闲空间映射和可见性映射。buffer pool是一个数组，每个槽存储数据文件的一个页面。缓冲池数组的索引称为 buffer_ids。

• Buffer pool：存储数据文件页面的数组。数组中的每个槽称为缓冲区_ids。
• Buffer descriptors：缓冲区描述符数组。每个描述符与一个缓冲池插槽一一对应，并保存相应插槽中存储页面的元数据。
• Buffer table：哈希表，用于存储已存储页面的缓冲区标签（buffer_tags）与保存已存储页面各自元数据的描述符缓冲区标识（buffer_ids）之间的关系。

Buffer table

缓冲表在逻辑上可分为三个部分：hash function、hash bucket slots和data entries

内置hash function将buffer_tags映射到hash bucket slots。尽管hash bucket的数量多于bucket slots的数量，但仍可能发生碰撞。因此，缓冲区表使用单独的链表方法来解决碰撞问题。当数据条目被映射到同一个缓冲区槽时，这种方法会将条目存储在同一个链表中。

data entries由两个值组成：页面的缓冲区标签（buffer_tag）和保存页面元数据的描述符的缓冲区 ID

Buffer_tag

/*
 * Buffer tag identifies which disk block the buffer contains.
 *
 * Note: the BufferTag data must be sufficient to determine where to write the
 * block, without reference to pg_class or pg_tablespace entries.  It's
 * possible that the backend flushing the buffer doesn't even believe the
 * relation is visible yet (its xact may have started before the xact that
 * created the rel).  The storage manager must be able to cope anyway.
 *
 * Note: if there's any pad bytes in the struct, InitBufferTag will have
 * to be fixed to zero them, since this struct is used as a hash key.
 */
typedef struct buftag
{
	Oid			spcOid;			/* tablespace oid */
	Oid			dbOid;			/* database oid */
	RelFileNumber relNumber;	/* relation file number */
	ForkNumber	forkNum;		/* fork number */
	BlockNumber blockNum;		/* blknum relative to begin of reln */
} BufferTag;

在 PostgreSQL 中，所有数据文件的每个页面都可以分配一个唯一的标签，即缓冲区标签。当缓冲区管理器收到请求时，PostgreSQL 会使用所需页面的缓冲区标签。

• specOid： 包含目标页面的关系所属表空间的 OID。
• dbOid： 包含目标页面的关系所属数据库的 OID。
• relNumber： 包含目标页面的关系文件的编号。
• blockNum： 目标页面在关系中的块编号。
• forkNum：分叉编号： 页面所属关系的 fork 编号。表、自由空间映射和可见性映射的叉号分别定义为 0、1 和 2。

Buffer Descriptor

/*
 * Flags for buffer descriptors
 *
 * Note: BM_TAG_VALID essentially means that there is a buffer hashtable
 * entry associated with the buffer's tag.
 */
#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) */

#define PG_HAVE_ATOMIC_U32_SUPPORT
typedef struct pg_atomic_uint32
{
	volatile uint32 value;
} pg_atomic_uint32;


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_pgprocno;	/* backend of pin-count waiter */
	int		freeNext;		/* link in freelist chain */
	LWLock		content_lock;	/* to lock access to buffer contents */
} BufferDesc;

• tag ：是相应缓冲池插槽中存储页面的缓冲区标签。
• buf_id ：标识描述符。
• content_lock ：是一个轻量级锁，用于控制对相关存储页面的访问。
• freeNext ：是指向生成自由列表的下一个描述符的指针。
• states ：可以保存相关存储页面的多个状态和变量，如 refcount 和 usage_count。

descriptor states

• Empty：当相应的缓冲池槽没有存储页面时（即 refcount 和 usage_count 为 0），该描述符的状态为空。
• Pinned：当相应的缓冲池槽存储了一个页面，且有任何 PostgreSQL 进程正在访问该页面（即 refcount 和 usage_count 大于或等于 1）时，该缓冲区描述符的状态就会被钉住。
• Unpinned：当相应的缓冲池插槽存储了一个页面，但没有 PostgreSQL 进程访问该页面（即 usage_count 大于或等于 1，但 refcount 为 0）时，该缓冲区描述符的状态为Unpinned。

Buffer Descriptors Layer

Buffer Descriptors集合构成一个数组，在本文档中称为Buffer Descriptors Layer。

服务器启动时，所有缓冲区描述符的状态都是空的。在 PostgreSQL 中，这些描述符由一个称为 freelist 的链表组成

加载第一页步骤：
(1) 从自由列表顶端读取一个空描述符，并将其固定（即将其 refcount 和 usage_count 增加 1）。
(2) 在缓冲区表中插入一个新条目，将第一页的标签映射到检索到的描述符的缓冲区 ID。
(3) 将新页面从存储器加载到相应的缓冲池插槽中。
(4) 将新页面的元数据保存到检索到的描述符中。

从freelist中获取的描述符始终保留页面的元数据。换句话说，非空描述符一旦被使用，就不会返回freelist。但是，当出现以下情况之一时，相应的描述符会被再次添加到自由列表中，描述符状态也会被设置为 “NULL”：

1. 表或索引被删除。
2. 数据库被删除。
3. 使用 VACUUM FULL 命令清理表或索引。

buffer pool

缓冲池是一个简单数组，用于存储表和索引等数据文件页。缓冲池数组的索引称为 buffer_ids。

缓冲池槽的大小为 8 KB，相当于一个页面的大小。因此，每个槽可以存储整个页面。

Buffer Manager Works

Accessing a Page Stored in the Buffer Pool

1. 创建所需页面的缓冲区标签，并使用哈希函数计算包含已创建缓冲区标签相关条目的哈希桶槽。
2. 以共享模式获取覆盖所获哈希桶槽的 BufMappingLock 分区（该锁将在步骤 (5) 中释放）。
3. 查找标签为 "Tag_C "的条目，并从条目中获取缓冲区 ID。在本例中，缓冲区 ID 为 2
4. 将 buffer_id 2 的缓冲区描述符钉住，同时将该描述符的 refcount 和 usage_count 增加 1
5. 释放 BufMappingLock。
6. 访问缓冲区标识为 2 的缓冲区池插槽。

然后，当从缓冲池插槽中的页面读取行时，PostgreSQL 进程会获取相应缓冲区描述符的共享 content_lock。因此，缓冲池插槽可同时被多个进程读取。

当向页面插入（以及更新或删除）记录时，PostgreSQL 进程会获取相应缓冲区描述符的独占内容锁。(注意，页面的 dirty 位必须设置为 “1”）。

访问页面后，相应缓冲区描述符的 refcount 值将减少 1。

Loading a Page from Storage to Empty Slot

将页面从存储器加载到空槽
(1) 查找缓冲区表（假设未找到）。

1. 创建所需页面的缓冲区标记（本例中缓冲区标记为 “Tag_E”）并计算哈希桶槽。
2. 以共享模式获取 BufMappingLock 分区。
3. 查找缓冲区表。(根据假设未找到）。
4. 释放 BufMappingLock。

(2) 从 freelist 中获取空缓冲区描述符，并将其固定。在本例中，获取的描述符的 buffer_id 为 4。
(3) 以独占模式获取 BufMappingLock 分区。(该锁将在步骤 (6) 中释放）。
(4) 创建一个包含缓冲区标记 "Tag_E "和缓冲区 ID 4 的新数据条目。 将创建的条目插入缓冲区表。
(5) 将所需的页面数据从存储器加载到缓冲区池插槽中，缓冲区标识为 4，具体步骤如下：

1. 在 9.5 或更早版本中，获取相应描述符的独占 io_in_progress_lock 2.
2. 将相应描述符的 io_in_progress 位设置为 “1”，以防止其他进程访问。
3. 将所需的页面数据从存储器加载到缓冲池插槽。
4. 更改相应描述符的状态：将 io_in_progress 位设置为 “0”，将有效位设置为 “1”。
5. 在 9.5 或更早版本中，释放 io_in_progress_lock 。

(6) 释放 BufMappingLock。
(7) 访问 buffer_id 为 4 的缓冲池插槽。

Loading a Page from Storage to a Victim Buffer Pool Slot

假设所有缓冲池插槽都被页面占用，但所需页面未被存储。缓冲区管理器执行以下步骤：
（1）创建所需页面的缓冲区标签，并查找缓冲区表。
（2）使用时钟扫描算法选择一个victim buffer pool slot。从缓冲区表中获取包含victim pool slot buffer_ID 的旧条目，并将victim buffer pool slot固定在缓冲区描述符层中。
（3）如果是脏数据，则清除（写入并同步）受害页数据；否则继续执行步骤 (4)。
在用新数据覆盖之前，必须先将脏页写入存储器。刷新脏页的步骤如下：

• 获取具有 5 的描述符的共享context_lock和独占的 io_in_progress 锁（在步骤 6 中释放）。
• 更改相应描述符的状态；将 io_in_progress 位设置为 “1”，将 just_dirtied 位设置为 “0”。
• 根据情况调用 XLogFlush() 函数，将 WAL 缓冲区中的 WAL 数据写入当前的 WAL 段文件。
• 将victim页面数据刷新到存储中。
• 更改相应描述符的状态；将 io_in_progress 位设置为 “0”，将 valid 位设置为 “1”。
• 释放 io_in_progress 和 content_lock 锁。

（4）以独占模式获取包含旧条目插槽的旧 BufMappingLock 分区。
（5）获取新的 BufMappingLock 分区，并在缓冲区表中插入新条目

• 创建由新缓冲区标签 "Tag_M "和victim buffer_ID 组成的新条目。
• 获取新的 BufMappingLock 分区，该分区以独占模式覆盖了包含新条目的插槽。
• 将新条目插入缓冲区表。

(6) 从缓冲区表中删除旧条目，并释放旧的 BufMappingLock 分区。
(7) 将所需的页面数据从存储器加载到受害者缓冲区插槽。然后，更新带有 buffer_id 5 的描述符的标志；将 dirty 位设置为 0，并初始化其他位。
(8) 释放新的 BufMappingLock 分区。
(9) 访问带有 buffer_id 5 的缓冲池槽。

Page Replacement Algorithm: Clock Sweep

将缓冲区描述符想象成一个循环列表。nextVictimBuffer 是一个无符号 32 位整数，始终指向其中一个缓冲区描述符，并顺时针旋转。算法的伪代码和说明如下：

     WHILE true
(1)     Obtain the candidate buffer descriptor pointed by the nextVictimBuffer
(2)     IF the candidate descriptor is unpinned THEN
(3)	       IF the candidate descriptor's usage_count == 0 THEN
	            BREAK WHILE LOOP  /* the corresponding slot of this descriptor is victim slot. */
	       ELSE
		    Decrease the candidate descriptpor's usage_count by 1
               END IF
         END IF
(4)     Advance nextVictimBuffer to the next one
      END WHILE 
(5) RETURN buffer_id of the victim

(1) 获取 nextVictimBuffer 指向的候选缓冲区描述符。
(2) 如果候选缓冲区描述符未锁定，则执行步骤 (3)。否则，进入步骤 (4)。
(3) 如果候选描述符的使用次数为 0，则选择该描述符的相应槽作为victim，并继续执行步骤 (5)。否则，将该描述符的使用次数减 1，并继续执行步骤 (4)。
(4) 将 nextVictimBuffer 提前到下一个描述符（如果在末尾，则绕一圈），然后返回步骤 (1)。重复上述步骤，直到找到victim。
(5) 返回victim的buffer_ID。

• nextVictimBuffer 指向第一个描述符（buffer_id 1）。但是，由于该描述符已被钉住，因此会被跳过。
• nextVictimBuffer 指向第二个描述符（buffer_id 2）。因此，使用次数减少 1，nextVictimBuffer 进入第三个候选对象。
• nextVictimBuffer 指向第三个描述符（buffer_id 3）。因此，它是本轮的victim。

每当 nextVictimBuffer 扫描一个未固定的描述符时，其 usage_count 就会减少 1。 因此，如果缓冲池中存在未固定的描述符，该算法总能通过旋转 nextVictimBuffer 找到一个 usage_count 为 0 的受害者。