Lab1.Buffer Pool

这是CMU数据库系列的第一个实验,第一个实验需要我们完成关于Buffer的一些功能.在完善Buffer的功能之前,我们先了解一下buffer的一些基本知识.

buffer在这里面和操作系统很像,是主存和辅存的缓冲地带,我们需要完成的是两个特别重要的数据结构,一个是Disk Manager,用我的话说就是页表,一个是LRU Replacer,这个数据结构研究,在缓冲地带满的时候我们应该替换谁进入到辅存.这两个数据结构所存储的信息单位量是一样的(也就是说这两个数据结构都存储了n个块[你也可以认为是“页”]的信息).两个数据结构通过Pin和Unpin来互相作用.

实验1.1 LRU REPLACEMENT

实验提示:修改src/include/buffer/lru_replacer.h和src/buffer/lru_replacer.cpp.

首先我们知道LRU Replacer是一个依赖LRU算法进行替换的一个结构体,我们在操作系统和组成原理的课程中已经知道,模拟LRU算法一般使用堆栈,我们现在使用堆栈来进行模拟:

首先在头文件中添加有关堆栈的一些信息;

  size_t capacity;      //容量
  size_t size;          //当前大小
  std::list<frame_id_t> lists;           //存储帧的栈,用list实现
  std::unordered_map<frame_id_t , int> maps;      //哈希映射,映射帧和是否在LRU Replacer里面.
  std::mutex locks;

定义了这么多成员,我们可以实现类的方法了:

1、构造函数.(略)

LRUReplacer::LRUReplacer(size_t num_pages) {
    capacity = num_pages;
    maps.clear();
    lists.clear();
    size = lists.size();
}

2、Victim函数:

这个函数选择一个帧来被替换.返回值是是否成功输出.具体的做法是从栈中选择栈顶返回即可.然后在maps中删除掉这个帧即可.

bool LRUReplacer::Victim(frame_id_t *frame_id) { 
    if(lists.empty()) return false; 
    locks.lock();
    frame_id_t lasts = lists.back();
    maps.erase(lasts);
    lists.pop_back();
    *frame_id = lasts; 
    locks.unlock();
    return true;
}

3、Pin函数

Pin的意思就是固定,这个意思就是Disk Manager固定了某一个页,希望这个页不会被LRU Replacer选中然后被替换掉.那么首先调用maps,看看LRU Replacer中是否存在这个帧,存在的话就删除,不存在的话就不作任何处理.

void LRUReplacer::Pin(frame_id_t frame_id) {
    if(maps.count(frame_id) == 0) return;
    locks.lock();
    lists.remove(frame_id);
    maps.erase(frame_id);
    locks.unlock();
}

4、UnPin函数

UnPin函数的意思是解除固定,这个意思就是Disk Manager解除固定某一个页,表示Disk Manager最近不需要使用这个页了,LRU Replacer最近可以对其进行替换操作.首先第一步就是查看这个帧是否存在于LRU Replacer中.如果没有就需要放进LRU Replacer中,那么就会存在问题,问题就是,万一我LRU Replacer满了怎么办?满了的话就可以选择一个元素替换下去,然后在插入.(跟我们在操作系统课程上面学习的一样,从栈顶取一个元素,然后把它放入栈底)

void LRUReplacer::Unpin(frame_id_t frame_id) {
    if(maps.count(frame_id) != 0) return;
    locks.lock();
    //如果已经满了,则需要淘汰一个然后放入 LRUReplacer 中
    if (lists.size() == capacity) {
        frame_id_t last_frame = lists.back();
        maps.erase(last_frame);
        lists.pop_back();
    }
    lists.push_front(frame_id);
    maps[frame_id] = 1;
    locks.unlock();
}

先看实验的最后怎么make的吧,一开始太智障直接cd进目录调gcc,这下丑大了,重写了一份…

实验1.2 BUFFER POOL MANAGER INSTANCE

提示:修改src/include/buffer/buffer_pool_manager_instance.h和src/buffer/buffer_pool_manager_instance.cpp

首先我们先来了解一下BUFFER POOL的一些成员(这个实验不需要我们添加成员),一个是存储每个页的指针的指针数组,在后面我们会使用这个结构来给定页的id获得一个页的指针,接着就是页表成员,将物理帧和页的id进行对应,接着就是空闲物理帧以及之前做的替换器元素.(其实页和物理帧是相互统一的概念,物理帧是一个物理概念,代表了一块空闲的内存空间,页就是记录数据的单位,当物理帧被赋值,被填入数据的时候,它就变成了一个页.**当然,页表的id某种程度上反映了辅存的位置**)

  /** Array of buffer pool pages. */
  Page *pages_;
  /** Pointer to the disk manager. */
  DiskManager *disk_manager_ __attribute__((__unused__));
  /** Pointer to the log manager. */
  LogManager *log_manager_ __attribute__((__unused__));
  /** Page table for keeping track of buffer pool pages. */
  std::unordered_map<page_id_t, frame_id_t> page_table_;
  /** Replacer to find unpinned pages for replacement. */
  Replacer *replacer_;
  /** List of free pages. */
  std::list<frame_id_t> free_list_;
  /** This latch protects shared data structures. We recommend updating this comment to describe what it protects. */
  std::mutex latch_;

1、NewPgImp函数

这个函数主要让我们申请一个新的Page,然后把Page的ID放入到page_id中,然后返回这个Page的指针.关于这个函数,提示已经说明地很明显了:

首先第一步,遍历一遍pool_size_,看看是不是所有的Page都被Pin了,如果是,那么就返回空指针,代表找不到可以申请的页.

第二步就是从freelist中获取一个新的帧,如果freelist为空,就代表我们不得不得替换一个页下来,这个页可以调用Replacer的Victim函数获得.如果要替换的页是脏的,我们要把这个页写进磁盘中.(脏块,参考组成原理)

第三步就是从给这个页一些初始数据,比如说引用数为1,页的id是page_id,存储的内容为空,最后Pin一下这个页,返回即可.然后把这个页填入到物理帧中然后加入到页表中.

代码略

2、FetchPgImp函数

这个函数主要根据页面的id来获取一个页的指针,这个提示说明的也很明显了

首先第一步,在页表中寻找page_id,看这个页是否真正存在,如果存在就跳过,如果不存在,按照第一个函数的方式申请一个页,然后把页号加载一下,把辅存的内容加载到p->data_里面,Pin一下即可.

代码如下:

Page *BufferPoolManagerInstance::FetchPgImp(page_id_t page_id) {
  // 1.     Search the page table for the requested page (P).
  // 1.1    If P exists, pin it and return it immediately.
  // 1.2    If P does not exist, find a replacement page (R) from either the free list or the replacer.
  //        Note that pages are always found from the free list first.
  // 2.     If R is dirty, write it back to the disk.
  // 3.     Delete R from the page table and insert P.
  // 4.     Update P's metadata, read in the page content from disk, and then return a pointer to P.
  frame_id_t fid;
  Page* p = nullptr;
  // step 1.1.
  if(page_table_.find(page_id) != page_table_.end()){
    fid = page_table_[page_id];
    pages_[fid].pin_count_++;
    // pin it.
    replacer_->Pin(fid);
    return &pages_[fid];
  }
  latch_.lock();
  // step 1.2.
  if (free_list_.empty()) {  // pick from free list first.
    //can't find a page that can be flushed.
    if (!replacer_->Victim(&fid)) {
      return nullptr;
    } else {
      // the page placed in the lrureplacer need to be flushed.
      // send it to the disk
      p = &pages_[fid];
      if (p->is_dirty_) {
        disk_manager_->WritePage(p->page_id_, p->data_);
        p->is_dirty_ = false;
      }
      // erase the pagetable_.
      page_table_.erase(p->page_id_);
    }
  } else {
    //found:
    fid = free_list_.front();
    free_list_.pop_front();
    p = &pages_[fid];
  }
  // Step 3.
  page_table_[page_id] = fid;
  replacer_->Pin(fid);
  // Step 4.
  p->page_id_ = page_id;
  p->pin_count_ = 1;
  disk_manager_->ReadPage(page_id, p->data_);
  latch_.unlock();
  return p;
}

3、DeletePgImp函数

这个函数要求我们删除某个页.当然,代码的注释也给出了很详细的说明.

首先判断要删除的那个页到底存不存在,如果不存在的话就跳过,然后判断被删除的那个页到底有没有被Pin,如果被Pin了的话也是不能删除的,接着判断这个页是不是为脏,如果是脏页就要写回,最后把这个页的一些信息初始化,然后把这个页的信息加入到freelist里面.

bool BufferPoolManagerInstance::DeletePgImp(page_id_t page_id) {
  // 0.   Make sure you call DeallocatePage!
  // 1.   Search the page table for the requested page (P).
  // 1.   If P does not exist, return true.
  // 2.   If P exists, but has a non-zero pin-count, return false. Someone is using the page.
  // 3.   Otherwise, P can be deleted. Remove P from the page table, reset its metadata and return it to the free list.
  
  if (page_table_.find(page_id) == page_table_.end()) {
    return true;
  }
  // P does exists.
  frame_id_t fid = page_table_[page_id];
  Page* deletepage = &pages_[fid];
  // P is pinned
  if (deletepage->pin_count_ != 0) {
      return false;
  }
  // if dirty rewrite:
  // flush the page before deallocate it.
  latch_.lock();
  if (deletepage->is_dirty_) {
    disk_manager_->WritePage(page_id, deletepage->data_);
    deletepage->is_dirty_ = false;
  }
  DeallocatePage(page_id);
  // remove P from the page table.
  page_table_.erase(page_id);
  // reset its metadata.
  // the page returned to freelist does not stores any page.
  deletepage->page_id_ = INVALID_PAGE_ID;
  deletepage->is_dirty_ = false;
  deletepage->pin_count_ = 0;
  // return it to free_list_.
  free_list_.push_back(fid);
  latch_.unlock();
  return true;
}

好了,最难的几个函数我们都做完了,剩下的几个都比较简单.

4、FlushPgImp函数

刷新一个页,把这个页里面的数据写入磁盘.

找到这个页,然后调用WritePage就可以了.

bool BufferPoolManagerInstance::FlushPgImp(page_id_t page_id) {
  // Make sure you call DiskManager::WritePage!
  std::lock_guard<std::mutex> lock(latch_);
  if (page_table_.find(page_id) == page_table_.end() || page_id == INVALID_PAGE_ID)
    return false;
  disk_manager_->WritePage(page_id, pages_[page_table_[page_id]].data_);
  return true;
}

5、UnpinPgImp函数

让一个页的pin数减1.

找到一个页,首先置脏位,然后让pin数-1,如果减为0就调用Replacer的Unpin函数.

bool BufferPoolManagerInstance::UnpinPgImp(page_id_t page_id, bool is_dirty) {
  std::lock_guard<std::mutex> lock(latch_); 
  frame_id_t fid = page_table_[page_id];
  Page* p = &pages_[fid];
  p->is_dirty_ = is_dirty;  // hold the state until victim.
  if (p->pin_count_ <= 0)
    return false;
  --p->pin_count_;
  if (p->pin_count_ == 0) {
    replacer_->Unpin(fid);
    return true;
  }
  return false;
}

实验1.3 PARALLEL BUFFER POOL MANAGER

并行的manager,先前是一个manager工作,现在是多个manager工作,具体的思路大同小异,就是先选择究竟是哪一个manager,然后再调用这个manager的函数.

选择的方式比较淳朴,假设有N个manager,那个调用manager的序号就是id % N.

这一部分的函数,除了创建新页面这个不确定初始页面id的情况下,其他的都一模一样.

1、NewPgImp函数.

遍历一遍所有的Manager,然后调用所有的Manager的NewPgImp函数,找得到就返回,找不到就算了,返回空指针吧.

Page *ParallelBufferPoolManager::NewPgImp(page_id_t *page_id) {
  // create new page. We will request page allocation in a round robin manner from the underlying
  // BufferPoolManagerInstances
  // 1.   From a starting index of the BPMIs, call NewPageImpl until either 1) success and return 2) looped around to starting index and return nullptr    
  // 2.   Bump the starting index (mod number of instances) to start search at a different BPMI each time this function is called
  for(size_t i = 0; i < num_instances_; i++){
    BufferPoolManager* one_manager_instance = manager_[next_instacnce_];
    Page *page = one_manager_instance->NewPage(page_id);
    if(page != nullptr){
      return page;
    }
    next_instacnce_ = (next_instacnce_ + 1) % num_instances_;
  }
  return nullptr;
}

当然,有小伙伴就问了,你这样子做,有没有这样一种可能,就是生成这个页的时候是由i号Manager生成的,但是调用这个页的时候是由j号Manager管理,这个可以说应该是不可能的,因为next_instacnce_可以认为是和page_id同步的(起码模 N是一样的),各位做实验可以验证这个结论.

2、其他函数.

先选Manager,再调用,没啥好说的.

BufferPoolManager *ParallelBufferPoolManager::GetBufferPoolManager(page_id_t page_id) {
  // Get BufferPoolManager responsible for handling given page id. You can use this method in your other methods.
  return manager_[page_id % num_instances_];
}

Page *ParallelBufferPoolManager::FetchPgImp(page_id_t page_id) {
  // Fetch page for page_id from responsible BufferPoolManagerInstance
  return GetBufferPoolManager(page_id)->FetchPage(page_id);
}

bool ParallelBufferPoolManager::UnpinPgImp(page_id_t page_id, bool is_dirty) {
  // Unpin page_id from responsible BufferPoolManagerInstance
  return GetBufferPoolManager(page_id)->UnpinPage(page_id,is_dirty);
}

bool ParallelBufferPoolManager::FlushPgImp(page_id_t page_id) {
  // Flush page_id from responsible BufferPoolManagerInstance
  return GetBufferPoolManager(page_id)->FlushPage(page_id);
}

Lab2.EXTENDIBLE HASH INDEX

概要

左边那个就是directory page，它有一个参数叫做global depth，1<<global depth为directory的大小。它存储了指向各个bucket page的指针。bucket page里面存储的则是实际的数据（在本实验中是std::pair类型的键值），每个bucket都有一个自己的local depth。

插入一个键值的过程是：先把key代入hash函数计算得到一个中间结果，取这个中间结果的最后global depth位（这就是global depth mask的作用,就是 数据&global mask(具体请看下面的例子) ），得到一个数组下标，bucket的page id就在这个下标里。根据page id调入bucket，然后把这个键值插入到bucket里面。

实验2.1 PAGE LAYOUTS

提示:完成两种页的设计,一个是桶一个是目录.

修改src/include/storage/page/hash_table_bucket_page.h、src/storage/page/hash_table_bucket_page.cpp、src/include/storage/page/hash_table_directory_page.h和src/storage/page/hash_table_directory_page.cpp

实验2.1.1 目录页的设计

我们先来看看头文件(头文件不需要修改)

  page_id_t page_id_; // 页的id
  lsn_t lsn_;
  uint32_t global_depth_{0};//全局深度,也就是说下面的数组有几个元素.2^i的关系,所有局部深度不能比全局深度大
  uint8_t local_depths_[DIRECTORY_ARRAY_SIZE];//每一个页的局部深度,这个类似三级页表.第一级的页表局部深度就是2.局部深度代表你作为目录项离叶结点(bucket有多远)
  page_id_t bucket_page_ids_[DIRECTORY_ARRAY_SIZE];//下一级的页号

1、GetGlobalDepthMask函数

这个函数要求我们返回一个掩码,掩码的概念我们在计算机网络中学过,对于网络地址,网络地址有几位,就有几个1,在这里,全局深度为几就有几个1.

uint32_t HashTableDirectoryPage::GetGlobalDepthMask() { 
  uint32_t global_depth_mask =  ((1 << GetGlobalDepth()) - 1);
  return global_depth_mask; 
}

2、IncrGlobalDepth函数

这需要我们增长全局深度,根据CMU的PPT里面介绍,我们不仅要增加变量的值(value),还需要进行local_depths和bucket的初始化.初始化的方法就是1:1复制,因为这种增长是成倍增长的,对于1~N的节点,给N+1~2N赋值的时候直接完全复制就可以了.

void HashTableDirectoryPage::IncrGlobalDepth() { 
  int original_depth = 1 << global_depth_;
  int new_index = original_depth;
  for(int i = 0;i < original_depth;i++){
    local_depths_[new_index] = local_depths_[i];
    bucket_page_ids_[new_index] = bucket_page_ids_[i];
    new_index++;
  }
  global_depth_++;
}

3、CanShrink函数

能否缩小全局变量,那就判断有没有一个局部深度比全局深度深.

bool HashTableDirectoryPage::CanShrink() {
  int original_depth = 1 << global_depth_;
  for(int i = 0;i < original_depth;i++){
    if(local_depths_[i] >= global_depth_) return false;
  }
  return true;
}

其他的函数都是set和get,相信各位都可以做出来.

2.1.2 桶页的设计

首先我们来看头文件:

  //  For more on BUCKET_ARRAY_SIZE see storage/page/hash_table_page_defs.h
  char occupied_[(BUCKET_ARRAY_SIZE - 1) / 8 + 1];
  // 0 if tombstone/brand new (never occupied), 1 otherwise.
  char readable_[(BUCKET_ARRAY_SIZE - 1) / 8 + 1];
  MappingType array_[0];

首先就是MappingType,保存了一系列键值对,还有一个bitmap,来表示占用与存储有效信息.

1、可读和占用的判断和设置

这个bitmap是一个char[]的数组,首先我们要判断出它们是在数组的哪一个元素,然后从这个元素中进行恰当的位运算.int A = id/8(哪一个元素) int B = id % 8(这个元素的哪一位),这个就很像xv6文件系统中的bitmap.

然后就是设置,设置的思路其实也是一样的,找到位置和具体哪一位,然后置0或者是1,大体上类似于get和set,但是有一点不一样的就是set和get的粒度是具体到bit的,这个需要我们使用正确且高效的位运算.

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::IsOccupied(uint32_t bucket_idx) const {
  size_t c = occupied_[bucket_idx / 8];
  c = c & (1 << (bucket_idx % 8));
  return c != 0;
}

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
void HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::SetOccupied(uint32_t bucket_idx) {
  size_t c = occupied_[bucket_idx / 8];
  c = c | (1 << (bucket_idx % 8));
  occupied_[bucket_idx / 8] = static_cast<char>(c);
}

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::IsReadable(uint32_t bucket_idx) const {
  size_t c = readable_[bucket_idx / 8];
  c = c & (1 << (bucket_idx % 8));
  return c != 0;
}

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
void HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::SetReadable(uint32_t bucket_idx) {
  size_t c = readable_[bucket_idx / 8];
  c = c | (1 << (bucket_idx % 8));
  readable_[bucket_idx / 8] = static_cast<char>(c);
}

还记得我们在大一做的C语言位运算的题目嘛?这下用上了.

2、Remove系列函数

首先基础的函数就是RemoveAt函数,RemoveAt函数其实类似于SetReadable(i,0).接着就是Remove,基本思路就是比较,找到匹配的值然后删除掉即可.

其实可以思考一下,为什么Key类型的需要使用比较器,但是Value的值不需要比较器,为什么设置的模版只有3个参数.

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::Remove(KeyType key, ValueType value, KeyComparator cmp) {
  for(size_t i = 0; i < BUCKET_ARRAY_SIZE ; i++){
    if(IsReadable(i)){
      if(cmp(key,array_[i].first) == 0 && value == array_[i].second){
        RemoveAt(i);
        return true;
      }
    }
  }
  return false;
}

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
void HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::RemoveAt(uint32_t bucket_idx) {
  size_t c = readable_[bucket_idx / 8];
  c = c & (~(1 << (bucket_idx % 8)));
  readable_[bucket_idx / 8] = static_cast<char>(c);
}

3、是否全满,是否全空.

这类思路都是一样的,对于bitmap的全部数据,进行遍历.只不过这一次遍历的粒度不需要下降到位的级别,只需要看看,char[]里面的值是不是全0或者是全1,这下我们可以使用mask=0xFF来进行与或运算.

这时候有小伙伴会问,万一桶的元素不为8的整数,剩下的5个怎么比较呢?我们可以把最后一个char类型的元素取出来,然后可以利用10000000取高位来进行取值.

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_BUCKET_TYPE::IsEmpty() {
  u_int8_t mask = 0;
  size_t times = BUCKET_ARRAY_SIZE / 8;
  for (size_t i = 0; i < times; i++) {
    char c = readable_[i];
    uint8_t ic = static_cast<uint8_t>(c);
    if ((ic | mask) != mask) {
      return false;
    }
  }
//剩下的
  size_t remain = BUCKET_ARRAY_SIZE % 8;
  if (remain > 0) {
    char c = readable_[times];
    uint8_t ic = static_cast<uint8_t>(c);
    for (size_t i = 0; i < remain; i++) {
//每次取1位
      if ((ic & 1) != 1) {
        return false;
      }
//迭代
      ic = ic >> 1;
    }
  }
  return true;
}

实验2.2 HASH TABLE IMPLEMENTATION

0、概要

这一个部分我们需要结合之前的BufferPoolManager来完善哈希表的增删改查的操作.

初始情况下global depth为0，directory大小为1<<0=1，因此只有一个bucket，此bucket的local depth为0。这时插入键值，取哈希函数中间结果的后0位，得到的directory下标总是为0，所有的元素全进入这个初始bucket。

如果一个桶满了,就需要分裂成两个桶,分裂的伪代码如下:

split--伪代码
 
	bucket_page = Fetch(bucket_idx);
    if(bucket为空){
        构造分裂映像
        split_page = NewPage(&split_idx);
        if(全局深度 == 局部深度){
            需要增长目录;
            产生的许多空索引需要进行填入page_id信息以及局部深度信息
            指向相同的page_id的索引之间相差了1<<(全局深度);
            修改目录的信息以及设置分裂后的桶的相关信息            
        }else{
            仅需要分裂桶;
            先增加局部深度，接着确定兄弟索引的个数;
            修改分裂后兄弟索引的指向;
        }
        分配旧桶里面的数据，一般会均分到两个桶里面
    }
	执行插入即可

下面用图片介绍一下分裂的内容.

假设global_depth=1,就是两个桶:(目录桶对应的是key的最后一位)

假设桶b满了,这个时候local_depth=1=global_depth.这个时候目录页需要扩充.

桶b的内容(1),平均分成01和11.桶a的内容被00和10指着

这个时候local_depth变成了2,原来的a桶depth还是1.

如果a满了,也是一样分裂,但是local_depth=1<2,目录页是不用分裂的.

插入讲完了,现在我们需要讲一讲合并.

在删除bucket_page 000 后，如果这里的000空了，空了就尝试merge。参考官方做法就是：

（1）两哈希桶均为空桶；

（2）目录项及其目标目录项（一个目录项的目标目录项可由其低第j位反转得到）的局部深度相同且不为0。

满足上述两个条件后就可以进行合并了。

1、查(getValue)

了解一下函数的做法首先第一步获取目录页,然后根据目录页调用KeyToPageId获取具体位于哪一个桶里面.然后调用getdata和getvalue函数进行查找.查找的返回值是有没有查找到相关信息,查找的结果返回在result变量里面.(注意page只是一个指针,你还是需要通过GetData来获得指针里面具体指向的内容),注意在最后需要调用unpin函数取消对页的pin.

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_TYPE::GetValue(Transaction *transaction, const KeyType &key, std::vector<ValueType> *result) {
  table_latch_.RLock();
  HashTableDirectoryPage *dir_page = FetchDirectoryPage();
  page_id_t bucket_page_id = KeyToPageId(key,dir_page);
  Page* page = FetchBucketPage(bucket_page_id);
  page->RLatch();

  HASH_TABLE_BUCKET_TYPE *bucket_page = reinterpret_cast<HASH_TABLE_BUCKET_TYPE*>(page->GetData());
  bool res = bucket_page->GetValue(key,comparator_,result);

  page->RUnlatch();

  buffer_pool_manager_->UnpinPage(directory_page_id_,false);
  buffer_pool_manager_->UnpinPage(bucket_page_id,false);

  table_latch_.RUnlock();

  return res;
}

2、增(Insert)

这是基本的插入操作.基本的操作还是和之前一样,获取目录,根据目录来获取桶,如果这个桶没有满的话,那么就可以直接调用桶页的相关操作,然后Unpin,返回即可.但是万一桶是满的怎么办,请往下看.

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_TYPE::Insert(Transaction *transaction, const KeyType &key, const ValueType &value) {
  table_latch_.WLock();
  HashTableDirectoryPage* dir_page = FetchDirectoryPage();
  page_id_t bucket_page_id = KeyToPageId(key,dir_page);
  Page* page = FetchBucketPage(bucket_page_id);

  page->WLatch();

  HASH_TABLE_BUCKET_TYPE* bucket_page = reinterpret_cast<HASH_TABLE_BUCKET_TYPE*>(page->GetData());

  bool flag = bucket_page->IsFull();
  if(!flag){
    bool ret = bucket_page->Insert(key,value,comparator_);
    page->WUnlatch();

    buffer_pool_manager_->UnpinPage(bucket_page_id,true);
    buffer_pool_manager_->UnpinPage(dir_page->GetPageId(),false);

    table_latch_.WUnlock();
    return ret;
  }
  page->WUnlatch();
  buffer_pool_manager_->UnpinPage(bucket_page_id,false);
  buffer_pool_manager_->UnpinPage(dir_page->GetPageId(),false);

  table_latch_.WUnlock();
  return SplitInsert(transaction,key,value);
}

3、可扩展的增(Insert)

对于一个比较大而且满的页,一个比较直观的想法就是分裂成两个页,这两个页都可以继续执行插入操作.这个操作比较复杂,在这里我就只用分步的形式来进行描述.

• 跟前几个函数一样,首先获取要分裂的页.(这个页就是key对应的上一层的目录页)
• 如果这个页的深度已经到达了最大深度,那么就不能再分裂下去,返回false.
• 如果这个页和全局深度一样,就增加一下全局深度.
• 然后获取这个桶里面的所有元素以及元素的数量.
• 然后构造(申请一个新的)镜像页,把镜像页的基本信息写入到目录页里面,比如说页的局部深度以及ID等等.

4、删(Remove)

删除一个键值对.

首先还是基础操作,获取桶页,然后调用remove函数就可以了.

template <typename KeyType, typename ValueType, typename KeyComparator>
bool HASH_TABLE_TYPE::Remove(Transaction *transaction, const KeyType &key, const ValueType &value) {
  table_latch_.RLock();

  HashTableDirectoryPage* dir_page = FetchDirectoryPage();
  uint32_t bucket_page_id = KeyToPageId(key,dir_page);
  Page* page = FetchBucketPage(bucket_page_id);
  page->WLatch();
  HASH_TABLE_BUCKET_TYPE* bucket_page = reinterpret_cast<HASH_TABLE_BUCKET_TYPE*>(page->GetData())  ;

  bool ret = bucket_page->Remove(key,value,comparator_);

  page->WUnlatch();
  buffer_pool_manager_->UnpinPage(dir_page->GetPageId(),false);
  buffer_pool_manager_->UnpinPage(bucket_page_id,true); 
  table_latch_.RUnlock();

  if(bucket_page->IsEmpty()){
    Merge(transaction,key,value);
    return ret;
  }
  return ret;
}

5、合并(Merge)

删除了一个元组之后有可能产生空页,空页是没有意义的,要把空页和相对应的页做一个merge操作,合并在一起.