详解Oracle数据库LRU算法：LRU链、脏块与脏LRU链

详解***数据库LRU算法：LRU链、脏块与脏LRU链

概述

所谓的LRU(Least recently used)算法的基本概念是当内存的剩余的可用空间不够时,缓冲区尽可能的先保留使用者最常使用的数据,换句话说就是优先清除”较不常使用的数据”,并释放其空间.之所以”较不常使用的数据”要用引号是因为这里判断所谓的较不常使用的标准是人为的、不严格的.所谓的MRU(Most recently used)算法的意义正好和LRU算法相反。

***在高速缓冲区工作机制中就用到了这个算法，下面一起看看吧~

LRU链：

任何缓存的大小都是有限制的，并且总不如被缓存的数据多。就像Buffer cache用来缓存数据文件，数据文件的大小远远超过Buffer cache。

因此，缓存总有被占满的时候。当缓存中已经没有空闲内存块时，如果新的数据要求进入缓存，就只有从缓存中原来的数据中选出一个牺牲者，用新进入缓存的数据覆盖这个牺牲者。这个牺牲者的选择，是很重要的。缓存是为了数据可以重用，因此，通常应该挑选缓存中最没有可能被重用的块当作牺牲者。牺牲者的选择，从CPU的L1、L2缓存，到共享池、Buffer cache池，绝大多数的缓存池都是采用著名的LRU算法，不过在***中，***采用了经过改进的LRU算法。具体的算法它没有公布，不过LRU算法总的宗旨就是“最近最少”，其意义是将最后被访问的时间距现在最远的内存块作为牺牲者。

比如说，现在有三个内存块，分别是A、B、C，A被访问过10次，最后一次访问是在10:20，B被访问过15次，最后一次访问是10:18，C也被访问10次，最后一次被访问是在10:22。当需要选择牺牲者时，B访问次数最多，牺牲者肯定不是它。A、C访问次数一样，但A在10:20被访问，而C在10:22被访问，A最后被访问的更早些，牺牲者就是A。

为了实现LRU的功能，***在Buffer cache中创建了一个LRU链表，***将Buffer cache中所有内存块，按照访问次数、访问时间排序串在链表中。链表的两头我们分别叫做热端与冷端， 如下图：

当你第一次访问某个块时，如果这个块不在Buffer cache中，***要选将它读进Buffer cache。在Buffer cache中选择牺牲者时，***将从冷端头开始选择，在上图的例子中，内存块U将是牺牲者。

如上图，新块将会被读入U，覆盖U原来的内容。这里，我们假设新块是V。但是块V不会被放在冷端头，因为冷端头的块，会很快被当作牺牲者权覆盖的。这不符合“将最后访问时间距现在最远的块作为牺牲者”的宗旨。块V是最后时间距当前时刻最近的，它不应该作为下一个牺牲者。***是如何实验LRU的，我们继续看。

***将LRU链从中间分为两半，一半记录热端块、一半记录冷端块。如上图，而刚刚被访问的块V，如下图：

如过再有新的块进入Buffer cache，比如块X被读入Buffer cache，它将覆盖T，并且会被移至块V的前面，如下图：

如果按照这面的方式继续下去，最右边冷端头处的块，一定是最后一次访问时间距现在最远的块。那么，访问次数多的块是不会被选做牺牲者的，这一点***是如何实现的?这很简单，***一般以2次为准，块被访问2次以上了，它就有机会进入热端。

***为内存中的每个块都添加了一个记录访问次数的标志位，假设图中每个块的访问次数如下：

如果现在又有新块要被读入Buffer cache，***开始从冷端头寻找牺牲者，冷端头第一个块S，它的访问次数是2，那么，它不能被覆盖，只要访问次数大于等于2的块，***会认为它可能会被经常访问到，***要把它移到热端，它会选择R做为本次的牺牲者：

块S会被从冷端移到热端，并且它的访问次数会被清零。此时，块R就是牺牲者了，因为它的访问次数不到两次。

新块Y覆盖了块R，并被移到了冷端块开始处，它的访问次数是1。如果块Y再被访问了一次，它的访问次数变为了2：

虽然Y的访问次数达到了两次，但它不会马上被移到热端，它仍然留在原来的位置，随着不断有新块加入，被插入到它的前面，它会不断的被向后推移。

如上图，又加入了很多的新块，Y又被推到了冷端头，当再有新块进入Buffer cache时，Y不会是牺牲者，它会被移到热端头S的前面，Y后面的Z，它的访问次数没有达到2，它将会是牺牲者。

上面就是***中Buffer cache管理LRU的原理。按照这种方式运作，***可以把常用的块尽量长的保持在Buffer cache中。而且，每有新块进入Buffer cache，***都会从冷端头处，从右向左搜索牺牲块。因为越靠近冷端，块的访问次数有可能越少、最后的访问时间离现在最远。

脏块与脏LRU链：

***中修改块的规则是只对Buffer cache中的块进行修改，并不直接修改磁盘中的块。如果要修改的块不在Buffer cache中，***会先将它读入Buffer cache，再在Buffer cache中进行修改。

当Buffer cache中的块被修改后，***会把它标记为“脏”块。脏块含有脏数据，脏数据就是用户修改过的数据。***会定期的将脏块写到磁盘中。有一个专门的后台进程就是专门负责写脏块到磁盘的，它就是DBWn。我们也把DBWn写脏块到磁盘这个过程叫做刷新脏块，刷新过后，脏块就不脏了，又变成了干净块。其实，有一个块A，如果Buffer cache中此块的数据和磁盘上块中数据不一致，那么，这个块就是脏块。否则，就是干净块。当修改完成后，因为***只修改Buffer cache，因此，块中数据和磁盘肯定不一致，这时块就是脏块。当块被刷新后，块被写到磁盘，那么，磁盘中块数据和Buffer cache中块的数据又是一致的，此时，块就又变成了干净块。

脏块在被写回磁盘前，也就是在它还是脏块时，它是不能被覆盖的，因为，脏块含有用户修改过的数据，而这些数据还没被写到磁盘，如果此时覆盖了脏块，用户的修改结果将会丢失。

设当前LRU链如上图所示，其中V、L、O、P、Q是脏块。当新的块要进入Buffer cache时，***从冷端头开始选择牺牲块，Q、P和O都不能做作牺牲块，因为它们是脏块，N是这一次的牺牲者，新进入的块将会覆盖N，然后将新的块插入到Y之前。然后呢，下一次有块进入Buffer cache时，***从冷端头开始搜索，它还要检查一边Q、P和O，发现它们都不能覆盖，再将M定为牺牲者。等等，每一次都要检查一边O、P、Q，这太浪费时间了，***不会这么傻，***有准备了一个脏LRU链，专门保存脏块。当块变脏时，块不会马上被移到脏LRU中，只有当***从冷端头开始，寻找牺牲者时，才会将发现的脏块移动到脏LRU链中。这样做的目的就是下次再寻找牺牲者时，可以不用再检查这些脏块。

总结

从LRU链与脏LRU链的原理，我们可以发现***把很多工作，都留到了在LRU的冷端搜索牺牲者时。当块的访问次数增加的超过2时，块在LUR链的位置不变;当块变脏时，块的LRU链位置也不变。只有当从LRU的冷端搜索牺牲者时，才会将发现的脏块移到脏LRU链，将访问次数超过2的，插入到热端，这就是***改进了的LRU算法。

当访问次数大于2的块太多，或才脏块太多，反正这些块都是不能覆盖的，***不得不移动它们到它们该去的位置。当碰到的这样的块超过LRU中总块数的40%时，也就是说搜索了一小半LRU链，还是没有发现可以覆盖的牺牲者，***就不在找了，它会唤醒DBWn刷新脏块。在DBWn刷新期间的等待，就会被记入到free buffer waits事件中。

在寻找牺牲者过程中发现脏块，***将其移动到脏LRU链，但是脏LRU链中脏块数目达到限制，DBWn被唤醒开始刷新脏块，***必须等待刷新脏块完毕，才能再继续寻找牺牲者，这其间的等待事件，也会被记入free buffer inspected。

总之，free buffer waits事件发生的主要原因就是在LRU中寻找牺牲者的时间过长。如果 这个等待事件频繁出现，说明Buffer cache中脏块太多了，这通常是DBWn写刷新速度慢造成的。

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