[MySQL学习]Innodb压缩表之内存分配/回收

最近看到Yoshinori Matsunobu在官方buglist上提交的一个Bug#68077,大意是说,当使用压缩表时,在bp吃紧时,存在过度碎片合并的情况。Innodb压缩表由于存在不同的Page Size,因此使用buddy allocator的方式进行内存分配,他的内存块来自于buffer pool中。

如bug#68077所提到的,如果我们使用的全部是4kb的内存块,那么把他们合并成8k的又有什么意义呢?并且在碎片整理的过程中,函数buf_buddy_free

的效率是很低的。在之前已经碰到过很多类似的案例,例如DROP TABLE,在遍历block,释放adaptive hash index记录时,可能会在这里hang住。

但从Marko的角度来看,由于内存是从buffer pool中分配的,如果不做碎片合并的话,很容易导致大量的4KB的页面存留在内存中,这对非压缩表而言是不可用的;如果你释放了4*n*4k的压缩页内存,那在buffer pool中就有n个16kb的block是可以为非压缩表所用的。

不过合并成8KB的block对只使用4kb和16kb的场景用处并不大,在回收内存时,也存在时间复杂度较高的情况

简单看看buddy allocator如何分配和回收内存。

 

A.分配内存

接口函数:buf_buddy_alloc

参数描述:

buf_pool_t* buf_pool //当前page所在的bp对象

ulint size  //压缩页需要的内存大小

ibool* lru  //表示是否是从bp->LRU上分配的内存

通过size,计算出其在buf_pool->zip_free[]数组中的slot(buf_buddy_get_slot),例如1kb,对应slot 0,4kb对应slot 2

具体内存分配实现函数是buf_buddy_alloc_low,注意调用这个函数需要持有bp->mutex,并且不可持有bp->zip_mutex或者任何block->mutex。内存分配的方式也是典型的binary buddy allocator 算法

 

1.首先尝试从buf_pool->zip_free[]数组中查找(buf_buddy_alloc_zip),优先从buddy system中分配block

>>根据slot,查看bp->zip_free对应数组元素链表,如果有的话,则将其从zip_free中移除,以占用这个block(buf_buddy_remove_from_free)

>>如果没有对应slot的空闲块,则查找更大的空闲块,例如,如果没有4kb的空闲块,我们就去看有没有8kb的空闲块,这里采用递归调用buf_buddy_alloc_zip(buf_pool, i + 1)的方法来返回block。

虽然递归算法存在效率问题,不过幸好这里的递归深度不会很大,最多4层调用

例如,我们申请4kb的内存块,这里我们获得一个8kb的内存块,只将低位的拿来用,而高位的4kb则放到bp->zip_free链表上,状态设置为BUF_BLOCK_ZIP_FREE

如果我们申请的是2kb的内存块,当前只有8kb的空闲块,那么会产生一个新的4kb的和2Kb的空闲块

这种情况下,我们可以直接返回获得的block首地址;

 

2.如果bp->zip_free上没有空闲块,就从bp->free上取一个block(buf_LRU_get_free_only)

如果buffer pool没有的话,就调用buf_LRU_get_free_block,获得的block的状态被设置为BUF_BLOCK_READY_FOR_USE

这里存在的困惑是,buf_LRU_get_free_block同样也会调用buf_LRU_get_free_only,因为它是一个通用的获取空闲块的函数,同样也会先去看看free list上有没有空闲块,这里似乎存在着重复调用,尽管这对性能影响不大。

 

3.当我们从LRU或Free List上得到一个空闲块后,就:

首先将其状态设置为BUF_BLOCK_MEMORY,再将其插入到bp->zip_hash中(buf_buddy_block_register)

再从其中首地址取得想要的内存块大小,剩下的进行切分,放到bp->zip_free中(buf_buddy_alloc_from)

 

B.回收内存

接口函数:buf_buddy_free

参数描述

buf_pool_t* buf_pool  //当前Page所在的bp对象

void* buf   //将被释放的块首地址

ulint size  //块大小

相对于分配,回收内存要复杂一些,因为这里还涉及到内存整理。回收内存具体函数为buf_buddy_free_low,由于函数中存在大量的goto,以下按照正常思维的逻辑,而非代码的至上而下分析:

首先,判断是否需要进行碎片整理:

1.如果相同大小的碎片数小于16,不进行整理(UT_LIST_GET_LEN(buf_pool->zip_free[i]) < 16);

2.看看相邻的block(buf_buddy_get),称为buddy

如果这个block被标记为BUF_BLOCK_ZIP_FREE,会遍历当前slot对应的bp->zip_free,看看buddy是不是在其中。

这一步的目的实际上是为了确认邻居block和当前要释放的block是否是同样大小的,但不幸的是,这里采用遍历bp->zip_free的方法,复杂度为O(n)。如果zip_free链表很长的话,显然开销是不可接受的。

如果邻居节点可以用来合并,那就将其从zip_free中移除(buf_buddy_remove_from_free),并继续去尝试合并;

例如,我们要释放2kb的block,发现邻近有个空闲2kb的,合并成4kb后,如果发现邻近还有个4kb的,就会去合并成8kb的block。

当合并成16kb的block后,已经和普通非压缩表使用的块一样了,就将其“还”给bp,从bp->zip_hash中删除,并将其加入到bp->free空闲链表中(buf_LRU_block_free_non_file_page),这种情况就直接返回,不进行下面的逻辑了。

当发现无法再合并buddy后,查看当前slot在zip_free中是否存在空闲块,如果有的话,则先将这个page从zip_free中移除(buf_buddy_remove_from_free),然后尝试把buddy的数据转移到zip_free链表头(buf_buddy_relocate,在某些情况下不可以迁移,例如这个buddy是被IO FIX的),将其置为BUF_BLOCK_ZIP_FREE,再去进行合并。如果不能块迁移,就再把这个block加入到free list上。

以上都是比较典型的binary buddy allocator算法。但也可以看到,这里面涉及到大量的内存操作和内存块迁移,难怪会被人吐槽该函数的效率太低下。。。 

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另外最近一个跟Percona相关的bug#1100159,属于Percona在引入新的特性时的失误导致,一个用buf_page_alloc_descriptor分配的内存块,却使用buf_buddy_free来释放,尽管对应的code path不容易触发,但这依然是一个很严重的问题,如果碰到了,直接就导致crash了。Percona应该在下一个版本,也就是Percona Server 5.5.30版本Fix这个问题

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