CMU15445实验总结(Spring 2023)

本文主要是介绍CMU15445实验总结(Spring 2023)，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

CMU15445实验总结(Spring 2023)

背景

菜鸟博主是2024届毕业生，学历背景太差，导致23年秋招无果，准备奋战春招。此前有读过LevelDB源码的经历，对数据库的了解也仅限于LevelDB。奔着”有对比才能学的深“的理念，以及缓解自身就业焦虑的想法，于是乎在2024.2.16日开始CMU15445（关系性数据库）实验之旅。截止到2.26日：将P2做完了。

因为C++的基础还凑合，而且时间紧迫，于是跳过了p0实验，建议之前没学过C++同学，可以做做p0以熟悉现代C++的语法。

课程主页链接：https://15445.courses.cs.cmu.edu/spring2023/

B站有一位up主“Moody-老师”，对着CMU15445的ppt按照自己的理解复现了每一次的讲座，链接如下：https://space.bilibili.com/23722270

Project #1 - Buffer Pool

总结

该模块是基于LRU-K Replacement Policy实现了一个内存池。简单来讲LRU-K Replacement Policy就是类似操作系统的内存页面置换。

P1模块实现的内存池，和LevelDB的Cache有相似的作用，只是LevelDB的Cache中实现的内存替换策略是最简单的LRU算法，同时，LevelDB并没有像本实验中那样一上来就分配那么多内存进行内存复用，而是采用了动态内存分配与释放的方式，新的Block(或者Table)加到Cache中时，使用malloc分配内存，淘汰时，使用free直接释放内存。可能这就是在BusTub中叫内存池，而在LevelDB中叫Cache的原因。

本实验进行的比较顺利，唯一主要弄清楚的是Frame和Page的区别。

• Frame(4K): 就是内存页，相应的frame_id就是Buffer Manager最开始申请的每个内存页的唯一id号。

• Page(4K): 就是磁盘页，相应的page_id就是磁盘上每一页的id号。

理清这两个术语，接下来直接复现本模块的业务代码即可。

1. 在实现class BufferPoolManager时，可以实现一个NewFrameUnlocked成员函数，方便在BufferPoolManager中获得空闲内存页(Frame)。

2. 明确class Page的读写锁是保护data_的，在class BufferPoolManager中无需对Page加读写锁，从实现上也可以想清楚这点。

Gradescope测试

关于6个Fail的解释

前三个是关于代码规范的测试，没有通过。。。

后三个是关于PageGuard的测试，我的实现参考了std::lock_guard，在构造时加读写锁、在析构时，解读写锁。但是因为出现了死锁，猜测测试程序可能不支持这么实现，但其实并没有错误。而且后续的B+树索引实验在使用PageGuard时并没有出现死锁。

Project #2 - B+Tree

总结

该模块就是基于磁盘（结合Buffer Pool Manager）实现一个B+树的增删查改，另外要保证线程安全。

和LevelDB对比，LevelDB使用LSM Tree的结构，其数据结构使用的是跳表、内存按层的方式，每层内部存储SSTable文件的元数据，作为表级索引，SSTable文件尾部存储着数据块的索引，作为块级索引，而每个数据块的尾部存储着数据索引，作为数据索引。在检索一个key-value对时，由于LevelDB一层的各个部分之间是有序不重叠的，所以以二分为主。查询方面，可能LevelDB会略差，但是增删改，LevelDB可以做到“O(1)”（忽略内存插入跳表的操作）的时间复杂度，而使用B+的数据库增删查改时间复杂度都是O(logn)。LevelDB其实将真正的删改延迟到了压缩阶段。具体细节有兴趣的读者可以自行看LevelDB的源码。

B+树的实现

考虑到递归方式调试困难，我采用了迭代式实现了B+树

由于B+树只在叶节点存数据，所有迭代式只需要保存从根节点定位到key的路径然后根据规则进行调整即可。

约定：

1. internal_page的kv关系如下：… key1 <= value1（value所代表的page中的key） < key2 <= value2 …

需了解的是：B+树internal_page，索引为0的entry，其key是无效value是有效。即，B+树internal_page中，key的数量 = value数量 - 1。而leaf page中，kv数量一样。也正是存在这种关系，使得在插入和删除时，internal page的处理更为复杂。

关于对我帮助很大的链接：

调试B+树可视化调试方式可以参考这篇文章：https://www.cnblogs.com/wangzming/p/17479777.html

经验贴：https://zhuanlan.zhihu.com/p/665802858?utm_id=0

B+树-查找

我实现了一个辅助函数：

INDEX_TEMPLATE_ARGUMENTS
void BPLUSTREE_TYPE::FindPath(const KeyType &key, Context& ctx, bool write, Transaction *txn)

可以查找key并保存路径。后面的插入和删除都用到了该函数。

流程如下：

从root_page开始，根据key找到leaf_page，同时保存沿路的internal_page。

官方提供的查找伪代码：

B+树-插入

插入也是先调用FindPath记录并锁住沿路的page，然后自下而上迭代操作。

插入需要注意的是节点达到MAXSize时需要分裂。

对于leaf page的分裂

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>…

要分裂page_id为vn-1的leaf_page，流程如下：

1. 以leaf_page的1/2处的kv作为分裂点，假设为<ki, vi>

2. 将leaf_page节点中，索引为i（包括i）之后的所有的entry移动到new_leaf_page（index从0开始）中。

3. 将leaf_page的next_page_id赋值给new_leaf_page的next_page_id。

4. 将new_leaf_page_id赋值给leaf_page的next_page_id。

5. 左孩子为vn-1（leaf_page的id），key为ki，右孩子为new_leaf_page_id（new_leaf_page的id）

6. 将ki插到parent_page中。（即插到parent_page的index为n的地方）

分裂后parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<ki, new_page_id>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>…

由于new_leaf_page中index为0处key还是有效的，所以，leaf page的分裂中，分裂点ki是复制并上移的。

对于internal page的分裂

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>…

要分裂page_id为vn-1的internal_page，流程如下：

1. 以internal_page的1/2处的kv作为分裂点，假设为<ki, vi>

2. 将internal_page节点中，索引为i（包括i）之后的所有的entry移动到new_internal_page（index从0开始）中。

3. 左孩子为vn-1（internal_page的id），key为ki，右孩子为new_internal_page_id（new_internal_page的id）

4. 将ki插到parent_page中。（即插到parent_page的index为n的地方）

分裂后parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<ki, new_page_id>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>…

注意和leaf_page分裂时的区别。

由于new_internal_page中index为0处key是无效的，所以，internal page的分裂中，分裂点ki是上移的。

官方提供的插入伪代码：

Gradescope测试

关于3个Fail的解释

这三个是关于代码规范的测试，所以没有通过。

B+树-删除

删除也是先调用FindPath记录并锁住沿路的page，然后自下而上迭代操作。

删除比较麻烦，需要考虑的情况比较多，但是一步一步，理清思路还是很好实现的。按规律来说，不能拆借就一定能合并，反之亦然。至于拆借和合并的时机，本文不过多赘述。

对于leaf page的拆借与合并

向left sibling拆借

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的leaf_page向left sibling借其最右端的entry，流程如下：

1. 找到left sibling的page_id假设中是vn-2。移除并获得其最右端的entryi，假设为<ki, vi>

2. 根据上面的[约定1]，将parent_page中的entryn-1（<kn-1, vn-1>）中的key更新为：ki。

3. 将<ki, vi>插到page_id为vn-1的leaf page最前方。

向left sibling拆借后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<ki, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

向left sibling合并

我实现的合并，以大页向小页追加为原则

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的leaf_page和left sibling合并，流程如下：

1. 找到left sibling的page_id假设中是vn-2。

2. 将leaf_page所有的entry都追加到left_sibling中去。

3. 将leaf_page的next_page_id赋值给left sibling的next_page_id。

4. 删除parent_page中index为n-1的entry。

和left sibling合并后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

向right sibling拆借

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的leaf_page向right sibling借其最左端的entry，流程如下：

1. 找到right sibling的page_id假设中是vn。移除并获得其最左端的entryi，假设为<ki, vi>，为方便将entryi的下一个entry设为entryi+1<ki+1, vi+1>。

2. 根据上面的[约定1]，将parent_page中的entryn（<kn, vn>）中的key更新为：ki+1。

3. 将<ki, vi>插到page_id为vn-1的leaf page最后方。

向right sibling拆借后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<ki, vn-1>、<ki+1, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

向right sibling合并

还是以大页向小页追加为原则

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的leaf_page和right sibling合并，流程如下：

1. 找到right sibling的page_id假设中是vn。

2. 将right_sibling所有的entry都追加到leaf_page中去。

3. 将right_sibling的next_page_id赋值给leaf_page的next_page_id。

4. 删除parent_page中index为n的entry。

和right sibling合并后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn+1, vn+1>、…

对于internal page的拆借与合并

向left sibling拆借

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的internal_page向left sibling借其最右端的entry，流程如下：

1. 找到left sibling的page_id假设中是vn-2。移除并获得其最右端的entryi，假设为<ki, vi>

2. 根据上面的[约定1]，parent_page的key更新如下：

   • entryn-1（<kn-1, vn-1>） -> entryn-1（<ki, vn-1>）
   • entryi（<ki, vi>） -> entryi（<kn-1, vi>）（描述成<vi, kn-1>更合适）

3. 将<kn-1, vi>按kv关系插到page_id为vn-1的internal page最前方。

向left sibling拆借后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<ki, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

向left sibling合并

以大页向小页追加为原则

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的internal_page和left sibling合并，流程如下：

1. 找到left sibling的page_id假设中是vn-2。

2. 将internal_page所有的entry（包括index为0，尽管key是无效的）都追加到left_sibling中去。

3. 在left sibling中找到原来internal_page中index为0的entry（其key是无效key），将kn-1设为其key。

4. 删除parent_page中index为n-1的entry。

和left sibling合并后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

向right sibling拆借

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的internal_page向right sibling借其最左端的entry，流程如下：

1. 找到right sibling的page_id假设中是vn。取right sibling的entry0的value，以及entry1的key，组成entryi，假设为<k1, v0>。（描述成<v0, k1>更合适）

2. 根据上面的[约定1]，parent_page的key更新如下：

   • entryn（<kn, vn>） -> entryn（<k1, vn>）
   • entryi（<k1, v0>） -> entryi（<kn, v0>）

3. 将<k1, v0>插到page_id为vn-1的internal page最后方。

向right sibling拆借后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<k1, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

向right sibling合并

还是以大页向小页追加为原则

假设parent_page中有如下entry：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn, vn> 、<kn+1, vn+1>、…

page_id为vn-1的internal_page和right sibling合并，流程如下：

1. 找到right sibling的page_id假设中是vn。

2. 将right_sibling所有的entry（包括index为0，尽管key是无效的）都追加到internal_page中去。

3. 在internal_page中找到原来right_sibling中index为0的entry（其key是无效key），将kn设为其key。

4. 删除parent_page中index为n的entry。

和right sibling合并后，parent_page的entry如下：

… 、<kn-2, vn-2>、<kn-1, vn-1>、<kn+1, vn+1>、…

官方提供的删除伪代码如下：

Gradescope测试

关于3个Fail的解释

这三个是关于代码规范的测试，所以没有通过。

大总结

p1+p2两个lab，大概花了10天，效率还是比较满意的。后面还剩两个project。目前核心在春招，所以准备放一放了。

CMU15445的lab做的还是爽的，就调试而言，起码比6.824的lab友好很多了。

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本章完结

这篇关于CMU15445实验总结(Spring 2023)的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！

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