free链表管理空白页： 基节点-》控制块-》控制块(存放的是空白页指针)
flush链表管理脏页： 基节点-》控制块-》控制块(存放的是脏页指针)
LRU链表管理全部：分为冷区热区， 基节点-》控制块(热区)-》控制块(热区)-》控制块(热区) -》控制块(冷区)-》控制块(冷区)
作用：当bufferpool里面的页需要淘汰，先淘汰冷区的最后一个，把新的页，加到冷区的头部 select * from t1 全表扫描 若扫描的页很多，会把bufferpoll里的热点数据所在的页都覆盖
解决：mysql认为 若你在访问冷区的页里面的数据时间间隔 >1秒的话，这是正常的，就会把那一页加到热区 但若<1秒(每一页有很多条记录，全表扫描需要访问每一条记录)，这样的话就会认为你在全表扫描，不会把这页放到热区。从而解决覆盖热点数据
关于redolog
1.修改buffer pool 里面的数据页 -》脏页
2.update语句 -》 生成一个redo log(理解为一个redo log对象吧) 存的是哪一页哪个地方被修改了
3.redo log 持久化(存进内存中) 写日志到磁盘中是比较快的，因为他是一个顺序IO，不用随机IO那样去寻找。
mysql在启动的时候就生成了两个文件 logfile0,logfile1来保存这个redo log，就是说直接写进去行了，不像下面那种方式要在磁盘中这找那找
检查点的概念：首先这个redo log在内存生成保存在log buffer中，持久化(理解为将redolog写入logfile0,logfile1文件)，当这两个文件写满redolog,那么还有redolog要写进来，触发 Check_point检查点，就会看看已存在logfile1中的redolog日志中对应在内存中的脏页，把那个脏页先持久化一次到这个磁盘，此时mysql处于效率比较低的状态，那个脏页都持久化到磁盘了，那对应的redolog没用了，新的redolog覆盖它。
这个redo log什么时候持久化可以设置的
猜想哪种效率高？ 上面的效率高 为什么？？ -》
1.修改buffer pool里的数据页-》脏页
2.修改磁盘中的数据
3.修改成功
这种效率很低，为什么？ 因为假如若修改了一条记录就要把这一页都存回去磁盘，要知道这个页里面的记录在磁盘中不是连续的，只是逻辑上我们说他是连续的，这是一个随机IO的概念。 而写redo log是顺序写
