数据库内存与Buffer Pool

一：MySQL内存结构

JVM & MySQL

实际上MySQL内存模型和JVM类似，JVM内存主要会划分为线程共享区和线程私有区

上图中的MySQL内存区域，左边则是线程私有区域，每条工作线程中都会分配的区域，各线程之间互不影响，而右边的三大板块，则属于线程共享区域，即所有线程都可访问的内存。

然而，MySQL线程共享区这块也会细分，右边上面的两个板块，都属于MySQL-Server层使用的内存，也就意味着这两块内存是所有引擎都共享的区域

而最下面这个区域，每个存储引擎都不相同，也就是InnoDB会构建自己的Buffer缓冲区，MyISAM也会构建自己的缓冲区

1：MySQL工作组件

这个比较容易理解，也就是对应着MySQL架构图中的组件层

因为后续客户端连接时，都需要经过一系列的连接工作，处理SQL时也需要经过一系列的解析、验证、优化工作

所以MySQL会在启动时，会先将这些工作组件初始化到内存中，方便后续处理客户端的操作。

数据库的连接池中，存的到底是什么？

存的实际上就是数据库连接对象，MySQL内部的连接对象，其中包含了客户端连接信息，如客户端IP、登录的用户、所连接的DB…等这类信息

同时这些连接对象在内部会绑定一条工作线程，因此你也可以将它理解成是一个线程池！

MySQL复用连接的本质，实则是在复用线程，出现一个新的客户端连接时，首先会根据客户端信息为其创建连接对象，然后再复用连接池中的空闲线程。

2：工作线程的本地内存

工作线程的本地内存区域，也被称之为线程私有区，即MySQL在创建每条线程时，都会为其分配这些内存：

可以看到，在工作线程的本地内存中，除开最基本的线程堆栈外，MySQL还往内部“塞了”一堆东西

这些东西在不同的SQL运行时，都有各自的作用，但基本上是为了更好的保存临时数据而设计的。

为啥不是直接在共享内存中搞一块大的空间，然后提供给所有线程来操作呢？

因为这些数据本身就是一条线程在执行SQL时产生的临时数据，其他线程压根不会去用到另一条线程的临时数据，所以这些临时数据没有必要被共享。

除此之外，将这些缓冲区都放在线程本地内存中，还有一点最大的好处：能够提升多线程并发执行的性能！

不过也并非所有数据都适合放在线程的本地内存中，有一些多条线程之间都会访问的数据，如果再放到本地内存中，就会造成很大的冗余性，比如典型的索引根节点数据，每条线程都有可能会通过索引查询数据，因此每条线程都“缓存”一份放在自己的内存中，就会占用大量的内存空间，这样反而弊大于利。

3：共享内存区域

这里解释下文件描述符：File Descriptor

比如我现在想要操作users表的数据，那首先得找到这张表，但表的位置可能分布在磁盘的任何一处，总不能触发磁盘IO把整个磁盘检索一遍

所以内存中直接设计了一个缓存区，专门缓存这些表数据文件的磁盘位置

要对某张表进行操作时，直接去文件描述符缓存中找，然后根据其中记录的地址，去磁盘中固定的位置上操作表数据。

表结构的文件描述符缓存，作用也是相同的，直接根据内存中的文件描述符，去操作磁盘中对应位置的表结构文件。

MySQL8.x为什么移除了Query Cache

Query Cache的核心工作原理是对于一些频繁执行的查询SQL，直接将结果缓存在内存中，之后再次来查询相同数据时，就无需走磁盘，而是直接从查询缓存中获取数据并返回。看似使用，其实很鸡肋，原因如下：

1. 缓存命中率低：几乎大部分SQL都无法从查询缓存中获得数据。
2. 占用内存高：将大量查询结果放入到内存中，会占用至少几百MB的内存。
3. 增加查询步骤：查询表之前会先查一次缓存，查询后会将结果放入缓存，额外多几步开销。
4. 缓存维护成本不小，需要LRU算法淘汰缓存，同时每次更新、插入、删除数据时，都要清空缓存中对应的数据。
5. InnoDB引擎构建出的缓冲区中，也会类似的功能，因为与查询缓存也存在冲突。
6. 项目中一般都会使用Redis先做业务缓存，因此能来到MySQL的查询语句，几乎都是要从表中读数据的，所以查询缓存的地位就显得更加突兀

4：存储引擎缓冲区

几乎任何存储引擎都会在启动时，向操作系统申请一块内存，用来作为缓冲区

每个引擎的缓冲区也并不相同，但有一点是共通的：即所有引擎的缓冲区，对于MySQL的工作线程而言，都是一块共享的内存区域

为何各大存储引擎都会设计一个缓冲池?

虽然MySQL是基于磁盘存储数据的，但总不能每次读写操作都走磁盘

这样绝对会导致资源开销极大，同时性能也极低，因此各引擎都在内存中设计了一个缓冲池，用来提升数据库整体的读写性能。

🎉 而InnoDB引擎，是尤为特殊的存在，几乎将所有的操作都放在了内存中完成，这也是InnoDB能取代MyISAM作为默认引擎的原因之一

二：InnoDB的核心：Buffer Pool

MySQL众多存储引擎中，应用最为广泛的是InnoDB，Buffer-Pool中主要有下面的内容：

Buffer Pool到底会占用多大内存呢?

show global variables like "%innodb_buffer_pool_size%";

MySQL5.6以后的版本中，默认大小为128MB，这块内存是MySQL启动时向OS申请的一块连续空间。

当然，也可以手动调整innodb_buffer_pool_size参数来控制，一般建议设置为机器内存的60~80%。

1：数据页(Data Page)

主要用来缓冲磁盘的表数据，将写操作转移到内存进行。

InnoDB引擎为了方便读取，会将磁盘中的数据划分为一个个的「页」，每个页的默认大小为16KB，以页作为内存和磁盘交互的基本单位

而InnoDB的缓冲池也会以页作为单位，也就意味着：当InnoDB拿到申请的连续内存后，会按照16KB的尺寸将整块空间，划分成一个个的缓冲页。

在MySQL运行之初，这些划分出的缓冲页，都属于空闲页，也就是未使用的内存

随着运行时长的慢慢增长，会将磁盘中的数据页，一点点的载入内存当中

因为磁盘中的表数据是以16KB作为单位划分的，而内存中的缓冲页也是这个大小，因此发生一次磁盘IO读到的数据（读一页磁盘数据），会放入到一个缓冲页中存储，而这些承载磁盘数据的缓冲页，就被称之为数据页

当磁盘中的数据被载入到内存之后，带来的优势会极为明显：

• 读数据时：如果在数据页中有，则直接会从内存中读取数据并返回，没有再去磁盘检索数据。
• 写数据时：会先修改数据页的数据，修改后会标记相应的数据页，然后直接返回，再由后台线程去完成数据的落盘工作。

MySQL会将哪些表数据放到缓冲池中呢?

其实刚启动时里面并不会有数据，而是随着业务SQL的执行，一点点将磁盘中的数据加载进内存的

比如执行一条查询语句，因为最初内存中并没有加载数据页，因此会走磁盘检索数据，检索数据的过程中，不管此次IO读到的数据是不是目标数据，都会将它们放在内存中，而不是直接回收。这样做的好处是方便后续其他SQL要操作对应数据时，可以直接在内存中读到数据。

在条件允许，即内存充足的情况下，InnoDB会试图将磁盘中的所有表数据全部载入内存。

不过一般的机器，磁盘空间都会比内存要大出很多倍，所以当表数据较大时，也不可能无限制的载入

因而InnoDB会有一套完善的内存管理与淘汰机制，以此防止内存溢出风险

2：索引缓冲页(Index Page)

上面提到InnoDB会将部分乃至所有表数据载入内存，以此达到提升性能的目的，但不可能无限制载入

比如现在机器的内存为16GB，但磁盘中有30GB表数据，这显然无法放入进内存，所以无可避免的一点：在运行过程中，MySQL会走磁盘读数据。

比如一条查询语句要读的数据，在内存中没有相关的缓冲数据页，因此需要触发磁盘IO检索数据

但此时这条SQL可以命中索引，那会通过索引去查找数据，但问题是索引的根节点可能位于磁盘的任意位置

所以InnoDB也会有对应的优化机制，即内存中也会缓冲索引页。

在MySQL启动时，就会将当前库中所有已存在的索引，其根节点放入到内存缓冲区中，因为索引的根节点只有16KB，因此就算目前库中就算创建了1000个索引，所有索引的根节点加起来占用的内存空间，也不过才15MB左右。

将索引的根节点载入内存后，对于需要走索引查询的SQL，就会直接以相应的索引根节点为起始，然后去走索引查找数据

这样就避免了全盘查找索引根节点的这步操作。

Buffer Pool中有一块专门的区域：Index Page，专门用来存放载入的索引数据，存储这些数据的缓冲页，则被称之为索引页。

随着运行时间的增长，也会将一些非根节点的索引页载入内存中，这是一种对于访问频率较高的索引页，专门推出的优化机制。

3：锁空间(Lock Space)

每个事务会生成自己的锁结构，而这些锁结构也同样需要空间来存储，而锁空间就是专门用来存储锁结构的一块内存区域。

但锁空间也不仅仅只会存储锁结构，还会存储一些并发事务的链表，例如死锁检测时需要的「事务等待链表、锁的信息链表」等。

锁空间一般都是有大小限制的，当锁空间内存不足时，就会导致行锁粗化成表锁，以此来减少锁结构的数量，释放一定程度上的内存，但此时并发冲突就会变高！

4：数据字典(Dict Info)

为啥我们可以通过SQL语句查询到库中的表信息、查询一张表的索引、约束等信息呢？

-- 查询当前库中的所有表
show tables;

-- 查询一张表的全部索引
show index from tableName;

这些语句执行后都能查询出对应的信息，但这些信息咋来的呢？

这首先跟MySQL的系统表有关，在InnoDB引擎中主要存在SYS_TABLES、SYS_COLUMNS、SYS_INDEXES、SYS_FIELDS这四张系统表

主要是用来维护用户定义的所有表的各种信息，如下：

• SYS_TABLES：这张表中会存储所有引擎为InnoDB的表信息。
  • ID：一张表的ID号。
  • NAME：一张表的名称。
  • N_COLS：一张表的字段数量。
  • TYPE：一张表所使用的存储引擎、编码格式、压缩算法、排序规则等。
  • SPACE：一张表所位于的表空间。
• SYS_COLUMNS：这张表用来存储所有用户定义的表字段信息。
  • TABLE_ID：表示一个字段属于那张表。
  • POS：一个字段在一张表中属于第几列。
  • NAME：一个字段的名称。
  • MTYPE：一个字段的数据类型。
  • PRTYPE：一个字段的精度值。
  • LEN：一个字段的存储长度限制。
• SYS_INDEXES：这张表用来存储所有InnoDB引擎表的索引信息。
  • TABLE_ID：表示这个索引属于哪张表。
  • ID：一个索引的ID号。
  • NAME：一个索引的名称。
  • N_FIELDS：一个索引由几个字段组成。
  • TYPE：一个索引的类型，如唯一、联合、全文、主键索引等。
  • SPACE：一个索引的数据所位于的表空间位置。
  • PAGE_NO：这个索引对应的B+Tree根节点位置。
• SYS_FIELDS：这张表用来存储所有索引的定义信息。
  • INDEX_ID：当前这个索引字段属于哪个索引。
  • POS：当前这个索引字段，位于索引的第几列。
  • COL_NAME：当前索引字段的名称。

这四张表也被称为InnoDB的内部表，这四张表在载入内存前，位于.ibdata文件中

在MySQL启动时会开始加载，载入内存后就会放入到Dict Info这块区域，当利用show语句查询表的结构信息时，就会在字典信息中检索数据。

5：日志缓冲区(log buffer)

InnoDB的缓冲池中，主要存在两个日志缓冲区，即undo_log_buffer、redo_log_buffer，分别对应着撤销日志和重做日志

它俩的作用主要是用来提升日志记录的写入速度，因为日志文件在磁盘中，执行SQL时直接往磁盘写日志，其效率太低了

因此会先写缓冲区，再由后台线程去刷写日志。

6：自适应哈希索引(Adaptivity Hash)

这种技术可以算的上是一种AI技术

哈希算法查找数据的效率非常高，在没有哈希冲突的情况下复杂度为O(1)，而B+Tree检索数据的效率，取决于树的高度。

建立索引时，只能选用一种数据结构来作为索引的底层结构：

• 如果选择哈希结构，虽然效率高，但数据是无序的，因此不方便做排序查询。
• 如果选择B+Tree结构，虽然有序，但查询的效率会受到树高的影响。

两种结构各有优劣，但一般为了满足业务按序查询的需求，所以会折中选择B+Tree结构，虽然没有哈希索引那么快，但速度也还可以。

而正是由于此原因，InnoDB创始人在研发时，就实现了一种名为自适应哈希索引的技术

在MySQL运行过程中，InnoDB引擎会对表上的索引做监控，如果某些数据经常走索引查询，那InnoDB就会为其建立一个哈希索引，以此来提升数据检索的效率，并且减少走B+Tree带来的开销

由于这种哈希索引是运行过程中，InnoDB根据B+Tree的索引查询次数来建立的，因此被称之为自适应哈希索引。

自适应哈希索引和普通哈希索引的区别在哪儿呢？

普通哈希索引是在创建索引时将结构声明为Hash结构，这种索引会以索引字段的整表数据建立哈希，而自适应哈希索引是根据缓冲池的B+树构造而来，只会基于热点数据构建，因此建立的速度会非常快，毕竟无需对整表都建立哈希索引。

自适应哈希索引在InnoDB中是默认开启的，可以通过手动调整innodb_adaptive_hash_index参数来控制关闭，但一般尽量不要去关闭它，因为该技术能让MySQL的整体性能翻倍。

在MySQL8.0以下的版本中，如果同时删除一张大表的很多数据，有可能会因为自适应哈希索引的原因，造成线上MySQL出现抖动，不过该问题在MySQL8.x版本中已经被修复，但如若你的MySQL版本在此之下，那尽量不要在业务高峰期删除大量数据。

对于自适应哈希索引的使用情况，可以通过show engine innodb status \G;命令查看

但哈希索引由于自身特性的原因，因此也仅只能用于等值查询的场景，无法支持排序、范围查询。

7：写缓冲区(Change buffer)

如果要变更的数据页在缓冲区中存在，则会直接修改缓冲区中的数据页，然后标记一下变更过的数据页

但如果要操作的数据页并未被加载到缓冲区，那依旧会走磁盘去操作数据

走磁盘显然会影响性能，因此InnoDB就创造了一个「写入缓冲」

以insert语句为例，不管在MySQL的任何版本中，执行一条插入语句之前，因为这条数据在磁盘中都不存在，因此缓冲区中自然也不可能会有对应的数据页

而「写入缓冲」出现的原因，就是为了解决此问题，当一条写入语句执行时，流程如下：

1. 判断要变更的数据页是否被载入到内存。
2. 如果内存中有对应的数据页，则直接变更缓冲区中的数据页，完成标记后则直接返回。
3. 如果内存中没有对应的数据页，则将要变更的数据放入到「写入缓冲」中，然后返回。

此时会发现，不管内存中是否存在相应的数据页，InnoDB都不会走磁盘写数据，而是直接在内存中完成所有操作

⚠️ 并不是所有的写入动作，都可以在内存中完成，「写入缓冲」是有限制的：插入的数据字段不能具备唯一约束或唯一索引

因为如果存在唯一字段的表，在插入数据前必须要先判断表中是否存在相同值

一张表的数据不可能全部都载入数据，所以这个判断重复值的工作必须依赖磁盘中的表数据来完成，所以插入具备唯一性的数据时，就必须要走磁盘。

那如果我的表上有一个主键id岂不是一定要走磁盘了？

其实并不一定，如果表的主键声明了是一个自增ID，那这个自增序列会由MySQL-Server自己来维护，因此ID会由MySQL来生成，是绝对不会出现重复值的。

因此对于这种情况，会将要插入的数据放到「写入缓冲区」中。

如果表中存在唯一索引、或者表的主键未声明是自增ID，难道插入数据时就不会用到这个「写入缓冲区」吗？

其实也会用，前面说过，一条插入语句的执行过程如下：

1. 先向聚簇索引中，插入一条相应的行记录（数据）。
2. 对于非聚簇索引，都插入一个新的索引键，并将值指向聚簇索引中插入的主键值。

所以插入数据时还需额外维护表中的次级索引，会为插入的新数据构建次级索引的索引键，并且将索引键插入到次级索引树当中

这个过程就会用到「写入缓冲区」。

因为首先需要走一次磁盘，先插入行记录，插入完成后，假设表中存在三个非聚簇索引（次级索引），都会将要插入的索引键放在「写入缓冲区」。

「写入缓冲区」中的数据究竟啥时候会真正写入到磁盘呢？

• 当一条SQL需要用到对应的索引键查询数据时，会触发后台线程执行刷盘工作。
• 当「写入缓冲区」内存空间不足时，会触发后台线程执行刷盘工作。
• 当距离上一次刷盘的时间，间隔达到一定程度（默认10s），会触发后台线程执行刷盘工作。
• MySQL-Server正在关闭时，也会触发后台线程执行刷盘工作。

上述这四种情况，都会导致后台线程执行刷盘工作，从而将数据真正的落入磁盘中存储。

三：InnoDB缓冲池内存是如何管理的

InnoDB虽然在启动时，会将连续的内存划分为一块块的缓冲页，但这仅是逻辑上的划分，本质上所有的缓冲页之间，也是连续的内存。

但随着MySQL在线上运行的时间越来越长，自然会导致这片连续的缓冲页变得七零八落

当从磁盘加载一个数据页时，总不能将所有的缓冲页全部遍历一次，所以为了更好的管理缓冲池，InnoDB会为每个缓冲页创建一个控制块。

1：什么是缓冲页的控制块

控制块是专门用于管理缓冲页而设计的一种结构，其中会包含：数据页所属的表空间、页号、缓冲页地址、链表节点指针等信息

所有的控制块都会放在缓冲池最前面

控制块也会占用缓冲池的内存空间，InnoDB会为每一个缓冲页都分配一个对应的控制块，后续InnoDB可以基于控制块去管理每一块缓冲页

2：空闲页的管理

为了能够更快的找到缓冲池中的空闲页，InnoDB会以控制块作为节点，将所有空闲的缓冲页组成一个空闲链表，即Free链表

因为控制块对应着一个个的缓冲页，以控制块作为链表节点，也就等价于是由缓冲页组成的链表，在链表中会存在一个头结点，内部主要有三个值：

• head：这是一根指针，指向空闲链表的第一个控制块。
• tail：同样是一根指针，指向空闲链表的最后一个控制块。
• count：这是一个数字，用来记录空闲链表的节点数量。

有了空闲链表后，会有什么好处呢？

当需要一块新的缓冲页存储磁盘数据时，直接找到空闲链表，根据空闲链表的指针，从中拿一块空闲缓冲页使用即可。

3：标记页的管理

当线程变更了内存中的数据页之后，会先对这个数据页做个标记，然后直接给客户端返回「执行成功」的响应。

在这个过程中，被线程变更并标记过的数据页，则被称之为标记页，有些地方也被称之为“脏页”。

对于内存中变更过的数据页，最终绝对是需要刷写到磁盘中的，这个工作会由MySQL的后台线程完成

当后台线程要刷盘时，它咋知道哪些数据页是变更过的呢？

为了后台线程刷盘时效率更高，InnoDB同样又创造了一个Flush链表，它的结构和Free链表一模一样，两者的不同点在于：

• Free链表：记录空闲缓冲页，为了使用时能更快的找到空闲缓冲页。
• Flush链表：记录标记过的缓冲页，为了刷盘时能够更快的找到变更数据页。

当后台线程开始刷盘工作时，会直接找到Flush链表，然后直接将该链表中对应的缓冲页，其变更过的数据刷写到磁盘。

4：淘汰机制(重点)

Buffer Pool的内存空间是有限的，因此无法支撑所有数据源源不断的载入内存，所以InnoDB内部有一套自己的淘汰机制

首先明确下淘汰的含义：淘汰是指将一个已使用的缓冲页，其中的所有数据清空，使其变为一个空闲页。

淘汰愿景：那些频繁被访问的数据页可以长期驻留在内存中，一些很少被访问的数据页能够淘汰掉。

与Free空闲链表、Flush刷写链表相同，对于要可淘汰的数据页，也会被组合成一个LRU淘汰链表

对于空闲页和标记页是不会纳入淘汰范围的

• 空闲页：本身这些缓冲页都没有被使用，内存都是空白的，淘汰空闲页没有任何意义。
• 标记页：被标记过的缓冲页中，由于存在数据还未落盘，所以淘汰掉之后代表数据会丢失。

因此LRU链表是由已使用、但未曾变更过的缓冲页组成的，不过要注意：有些数据页会在Flush、LRU两个链表之间“跳动”：

• 当LRU链表中的一个数据页发生变更后，会从LRU链表转到Flush链表。
• 当标记页中的变更数据落盘后，此时标记页又会从Flush链表回到LRU链表。

末位淘汰机制 - 残酷的森林法则

• 当一条线程来读写数据时，命中了缓冲区中的某个数据页，那就直接将该页挪到LRU链表最前面。
• 当未命中缓冲数据页时，需要走磁盘载入数据页，此时内存不够的情况下，会淘汰链表末尾的数据页。

假设此时LRU链表由8个缓冲页组成，并且此时缓冲区空间已满

此时假设一条查询语句，命中了其中的第6个数据页，此时这个数据页会被挪到最前面：

此时又来了一条SQL，要操作的数据在缓冲区不存在，因此会从磁盘读取数据并载入内存，但因为目前缓冲区已经满了，所以需要淘汰一个缓冲页，用来存放载入的新数据，此时就会将末尾的数据页淘汰

5：末位淘汰的问题

5.1：预读失效问题(young, old解决)

因为局部性原理，MySQL在读取数据时，也就是读取一个数据时，默认会将其附近的16KB数据一次性全部载入内存

当数据载入内存后会分配一个缓冲页来存放，并且会将相应的数据页放在LRU链表的最前面，而这个数据页一共是有16KB数据的，也就意味着里面会有多行表数据，假设此时程序只读取了这页数据中的一行记录，对于其他数据并不需要读取，这也就是所谓的预读失效问题

同时，MySQL读取数据时，除开会利用局部性原理将一整页数据载入内存外，InnoDB也有自己的预读机制

InnoDB并未采用最基本的末尾淘汰算法，而是对其做了些许优化，会将整个LRU算法划分为old、young两个区域组成。

young、old两个区域在LRU链表中的占比，默认为63:37，你也可以通过innodb_old_blocks_pc这个参数，来手动调整old区在整个LRU链表中的占比。

默认不改的情况下，假设LRU链表中由100缓冲页构成，那么前63个属于young区，后37个属于old区

LRU链表被划分为两个区域后，从磁盘中预读的数据页，就只需要加入到old区域的头部，当这个数据页被真正访问时，才会将其插入young区的头部。

如果预读的这页在后续一直没有被访问，就会从old区域移除，从而不会影响young区域中的热点数据。

也就是说，在划分为两个区域后，young区域是用来存储真正的热点数据页，而old区则是用来存放有可能成为热点数据页的“候选人”

当需要淘汰缓冲页时，会优先淘汰old区中的数据页，毕竟young区中留下的都是久经考验的精英！

5.2：缓冲池污染问题(young区晋升解决)

什么是缓冲池污染问题

假设一条线程在执行SQL语句，目前是需要查询一张百万级别的所有表数据，由于Buffer Pool空间有限，所以如果按照原本的淘汰规则来清理内存，这次查询过程可能会导致Buffer Pool里面的所有热点数据全部被换出。

等这次查询结束后，内存中只剩下了这次查询载入的数据页，当有线程访问原本哪些热点数据时，由于缓冲区中的数据页被换出了，因此就会产生大量的磁盘IO。

上述这个过程，则被称之为Buffer Pool污染问题。

⚠️ 并不是需要查询大量结果才会导致这个问题出现，而是当扫描的数据过多时，都会引发此问题，比如典型的对大表执行了全表扫描

young区晋升限制

在JVM中，为了防止新生代过早晋升年老代，从而频繁触发FullGC的问题，在设计时也有晋升条件限制

默认情况下，一个对象只有达到了15岁之后，才能从新生代晋升年老代，毕竟能够熬过16轮新生代GC的对象，也绝对不会无缘无故突然挂掉。

而InnoDB中的young区晋升限制，同样是这个原理

加入了young区的晋升限制后，就能有效避免这种访问一次的数据页过早进入young区

InnoDB加了一个停留时间的限制，如果一个数据页想从old区晋升到young区，必须要在old区中存活一定时间，这个时间默认为1s/1000ms

也可以通过参数innodb_old_blocks_time调整。

由于存在这个时间限制，所以old区的数据页，想要进入young区，就必须达成两个条件：

• 在old区中停留的时间超过了1000ms。
• 在old区中，一秒后有线程再次访问了这个数据页。

通过这种晋升限制的方式，就能完美的解决全表扫描引起的缓冲池污染问题，这也是InnoDB最终的淘汰机制

当一个缓冲页的数据被淘汰后，也就是一个缓冲页的数据被清空后，会将其再次加入到Free空闲链表中等待分配。