PG wal 日志的物理存储分析

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PostgreSQL 事务日志WAL探秘（上篇）

原作者：何小栋（EthanHE）　创作时间：2019-01-02 09:03:46+08 采编： redraiment

发布时间： 2019-01-02 09:03:46

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摘要

事务日志是数据库的重要组成部分，存储了数据库系统中所有更改和操作的历史，以确保数据库不会因为故障(例如掉电或其他导致服务器崩溃的故障)而丢失数据。在PostgreSQL(以下简称PG)中，事务日志文件称为Write Ahead Log（以下简称WAL）。

本文对PG中事务日志文件的结构进行了简要的剖析，内容包括WAL基本术语、WAL文件组成、WAL segment file内部结构和内容剖析、XLOG Record内存组织以及 pg_waldump 工具简介。本篇是第一部分，内容包括WAL基本术语、WAL文件组成以及WAL segment file的内部结构。

一、WAL基本术语

为了更好的理解WAL和便于沟通，有必要首先对相关的WAL术语进行简要的介绍。

1、REDO log

Redo log通常称为重做日志，在写入数据文件前，每个变更都会先行写入到Redo log中。其用途和意义在于存储数据库的所有修改历史，用于数据库故障恢复（Recovery）、增量备份（Incremental Backup）、PITR(Point In Time Recovery)和复制（Replication）。

2、WAL segment file

为了便于管理，PG把事务日志文件划分为N个segment，每个segment称为WAL segment file，每个WAL segment file大小默认为16MB。

3、XLOG Record

这是一个逻辑概念，可以理解为PG中的每一个变更都对应一条XLOG Record，这些XLOG Record存储在WAL segment file中。PG读取这些XLOG Record进行故障恢复/PITR等操作。

4、WAL buffer

WA缓冲区，不管是WAL segment file的header还是XLOG Record都会先行写入到WAL缓冲区中，在"合适的时候"再通过WAL writer写入到WAL segment file中。

5、LSN

LSN即日志序列号Log Sequence Number。表示XLOG record记录写入到事务日志中位置。LSN的值为无符号64位整型（uint64）。在事务日志中，LSN单调递增且唯一。

6、checkpointer

checkpointer是PG中的一个后台进程，该进程周期性地执行checkpoint。当执行checkpoint时，该进程会把包含checkpoint信息的XLOG Record写入到当前的WAL segment file中，该XLOG Record记录包含了最新Redo pint的位置。

7、checkpoint

检查点checkpoint由checkpointer进程执行，主要的处理流程如下：

1. 获取Redo point，构造包含此Redo point检查点（详细请参考Checkpoint结构体）信息的XLOG Record并写入到WAL segment file中；
2. 刷新Dirty Page到磁盘上；
3. 更新Redo point等信息到 pg_control 文件中。

8、REDO point

REDO point是PG启动恢复的起始点，是最后一次checkpoint启动时事务日志文件的末尾亦即写入Checkpoint XLOG Record时的位置（这里的位置可以理解为事务日志文件中偏移量）。

9、 pg_control

pg_control 是磁盘上的物理文件，保存检查点的基本信息，在数据库恢复中使用，可通过命令 pg_controldata 查看该文件中的内容。

二、WAL文件组成

如前所述，事务日志存储了数据库系统中所有更改和操作的历史，随着数据库的运行，事务日志大小不断的增长，那么事务日志有大小限制吗？在PG中，答案是肯定的：大小有限制。

PG使用无符号64bit整型（uint64）作为事务日志文件的寻址空间，理论上，PG的事务日志空间最大为2^64Bytes(即16EB)。这个大小有多大呢？假设某个数据库比较繁忙，每天可以产生16TB的日志文件，那么要达到事务日志文件大小的上限需要的时间是1024*1024/365天≈2800年。也就是说，虽然大小有限制，但从现阶段来看已然足够了。

显然，对于16EB的文件，OS是无法高效管理的，为此，PG把事务日志文件划分为N个大小为16M(默认值)的WAL segment file，其总体结构如下图所示：

图一 事务日志总体结构

1、WAL segment file

WAL segment file文件名称为24个字符，由3部分组成，每个部分是8个字符，每个字符是一个16进制值（即0~F）。每一部分的解析如下（在WAL segment file文件大小为16MB的情况下）：

1. 第1部分是TimeLineID，取值范围是0x00000000 -> 0xFFFFFFFF
2. 第2部分是逻辑文件ID，取值范围是0x00000000 -> 0xFFFFFFFF
3. 第3部分是物理文件ID，取值范围是0x00000000 -> 0x000000FF

逻辑文件ID、物理文件ID和文件大小这三部分的组合，实现了64bit的寻找空间：

1. 逻辑文件ID是32bit的uint32（unsigned int 32bit）
2. 物理文件ID是8bit的unit8
3. 16M的文件大小是24bit的unit24

三者共同组成unit64（32+8+24），达到最大64bit的文件寻址空间。

2、再谈LSN

事务日志文件的LSN表示XLOG Record记录写入到事务日志文件中的位置。LSN可以理解为XLOG Record在事务日志文件中的偏移(Offset)。

LSN由3部分组成，分别是逻辑文件ID，物理文件ID和文件内偏移。如LSN：1/4288E228，其中1为逻辑文件ID，42为物理文件ID，88E228为WAL segment file文件内偏移（注：3Bytes的寻找空间为16MB）。

按此规则,给定一个LSN，很容易根据LSN号推算得到其对应的日志文件(假定时间线TimeLineID为1)。

如：LSN 1/4288E228对应的WAL segment file文件为00000001 00000001 00000042，该文件名称的前8位为时间线ID（00000001），中间8位（00000001）为逻辑文件ID，最后8位（00000042）为物理文件ID。

另外，PG也提供了相应的函数根据LSN获取日志文件名：

testdb=# SELECT pg_walfile_name('1/4288E228');     pg_walfile_name      -------------------------- 000000010000000100000042(1 row)

三、WAL segment file内部结构

WAL segment file默认大小为16MB,其内部结构如下图所示：

图二 WAL segment file内部结构

1、WAL segment file

WAL segment file内部划分为N个page(Block)，每个page大小为8192 Bytes即8K，每个WAL segment file第1个page的header在PG源码中相应的数据结构是XLogLongPageHeaderData，后续其他page的header对应的数据结构是XLogPageHeaderData。在一个page中，page header之后是N个XLOG Record。

2、XLOG Record

XLOG Record由两部分组成，第一部分是XLOG Record的头部信息，大小固定（24 Bytes），对应的结构体是XLogRecord；第二部分是XLOG Record data。

XLOG Record的整体布局如下:

头部数据(固定大小的XLogRecord结构体)XLogRecordBlockHeader 结构体XLogRecordBlockHeader 结构体...XLogRecordDataHeader[Short|Long] 结构体block datablock data...main data

XLOG Record按存储的数据内容来划分，大体可以分为三类：

1. Record for backup block：存储full-write-page的block，这种类型Record是为了解决page部分写的问题。在checkpoint完成后第一次修改数据page，在记录此变更写入事务日志文件时整页写入（需设置相应的初始化参数，默认为打开）；
2. Record for tuple data block：存储page中的tuple变更，使用这种类型的Record记录；
3. Record for Checkpoint：在checkpoint发生时，在事务日志文件中记录checkpoint信息(其中包括Redo point)。

其中XLOG Record data是存储实际数据的地方，由以下几部分组成：

1. 0..N个XLogRecordBlockHeader，每一个XLogRecordBlockHeader对应一个block data；
2. XLogRecordDataHeader[Short|Long]，如数据大小<256 Bytes，则使用Short格式，否则使用Long格式；
3. block data：full-write-page data和tuple data。对于full-write-page data，如启用了压缩，则数据压缩存储，压缩后该page相关的元数据存储在XLogRecordBlockCompressHeader中；
4. main data： /checkpoint等日志数据.

以INSERT数据为例，在插入数据时的XLOG Record data内部结构如下图所示:

图三 XLOG Record data for DML Statement

3、数据结构

1、XLogPageHeaderData结构体定义

/* * Each page of XLOG file has a header like this: * 每一个事务日志文件的page都有头部信息,结构如下: *///可作为WAL版本信息#define XLOG_PAGE_MAGIC 0xD098  /* can be used as WAL version indicator */typedef struct XLogPageHeaderData{    //WAL版本信息,PG V11.1 --> 0xD98    uint16      xlp_magic;      /* magic value for correctness checks */    //标记位(详见下面说明)    uint16      xlp_info;       /* flag bits, see below */    //page中第一个XLOG Record的TimeLineID,类型为uint32    TimeLineID  xlp_tli;        /* TimeLineID of first record on page */    //page的XLOG地址(在事务日志中的偏移),类型为uint64    XLogRecPtr  xlp_pageaddr;   /* XLOG address of this page */    /*     * When there is not enough space on current page for whole record, we     * continue on the next page.  xlp_rem_len is the number of bytes     * remaining from a previous page.     * 如果当前页的空间不足以存储整个XLOG Record,在下一个页面中存储余下的数据     * xlp_rem_len表示上一页XLOG Record剩余部分的大小     *     * Note that xl_rem_len includes backup-block data; that is, it tracks     * xl_tot_len not xl_len in the initial header.  Also note that the     * continuation data isn't necessarily aligned.     * 注意xl_rem_len包含backup-block data(full-page-write);     * 也就是说在初始的头部信息中跟踪的是xl_tot_len而不是xl_len.     * 另外要注意的是剩余的数据不需要对齐.     */    //上一页空间不够存储XLOG Record,该Record在本页继续存储占用的空间大小    uint32      xlp_rem_len;    /* total len of remaining data for record */} XLogPageHeaderData;#define SizeOfXLogShortPHD  MAXALIGN(sizeof(XLogPageHeaderData))typedef XLogPageHeaderData *XLogPageHeader;

2、XLogLongPageHeaderData结构体定义

/* * When the XLP_LONG_HEADER flag is set, we store additional fields in the * page header.  (This is ordinarily done just in the first page of an * XLOG file.)  The additional fields serve to identify the file accurately. * 如设置了XLP_LONG_HEADER标记,在page header中存储额外的字段. * (通常在每个事务日志文件也就是segment file的的第一个page中存在). * 附加字段用于准确识别文件。 */typedef struct XLogLongPageHeaderData{    //标准的头部域字段    XLogPageHeaderData std;     /* standard header fields */    //pg_control中的系统标识码    uint64      xlp_sysid;      /* system identifier from pg_control */    //交叉检查    uint32      xlp_seg_size;   /* just as a cross-check */    //交叉检查    uint32      xlp_xlog_blcksz;    /* just as a cross-check */} XLogLongPageHeaderData;#define SizeOfXLogLongPHD   MAXALIGN(sizeof(XLogLongPageHeaderData))//指针typedef XLogLongPageHeaderData *XLogLongPageHeader;/* When record crosses page boundary, set this flag in new page's header *///如果XLOG Record跨越page边界,在新page header中设置该标志位#define XLP_FIRST_IS_CONTRECORD     0x0001//该标志位标明是"long"页头/* This flag indicates a "long" page header */#define XLP_LONG_HEADER             0x0002/* This flag indicates backup blocks starting in this page are optional *///该标志位标明从该页起始的backup blocks是可选的(不一定存在)#define XLP_BKP_REMOVABLE           0x0004//xlp_info中所有定义的标志位(用于page header的有效性检查)/* All defined flag bits in xlp_info (used for validity checking of header) */#define XLP_ALL_FLAGS               0x0007#define XLogPageHeaderSize(hdr)     \    (((hdr)->xlp_info & XLP_LONG_HEADER) ? SizeOfXLogLongPHD : SizeOfXLogShortPHD)

3、XLogRecord结构体定义

/* * The overall layout of an XLOG record is: *      Fixed-size header (XLogRecord struct) *      XLogRecordBlockHeader struct *      XLogRecordBlockHeader struct *      ... *      XLogRecordDataHeader[Short|Long] struct *      block data *      block data *      ... *      main data * XLOG record的整体布局如下: *         固定大小的头部(XLogRecord 结构体) *        XLogRecordBlockHeader 结构体 *        XLogRecordBlockHeader 结构体 *        ... *        XLogRecordDataHeader[Short|Long] 结构体 *        block data *        block data *        ... *        main data * * There can be zero or more XLogRecordBlockHeaders, and 0 or more bytes of * rmgr-specific data not associated with a block.  XLogRecord structs * always start on MAXALIGN boundaries in the WAL files, but the rest of * the fields are not aligned. * 其中,XLogRecordBlockHeaders可能有0或者多个,与block无关的0或多个字节的rmgr-specific数据 * XLogRecord通常在WAL文件的MAXALIGN边界起写入,但后续的字段并没有对齐 * * The XLogRecordBlockHeader, XLogRecordDataHeaderShort and * XLogRecordDataHeaderLong structs all begin with a single 'id' byte. It's * used to distinguish between block references, and the main data structs. * XLogRecordBlockHeader/XLogRecordDataHeaderShort/XLogRecordDataHeaderLong开头是占用1个字节的"id". * 用于区分block依赖和main data结构体. */typedef struct XLogRecord{    //record的大小    uint32      xl_tot_len;     /* total len of entire record */    //xact id    TransactionId xl_xid;       /* xact id */    //指向log中的前一条记录    XLogRecPtr  xl_prev;        /* ptr to previous record in log */    //标识位,详见下面的说明    uint8       xl_info;        /* flag bits, see below */    //该记录的资源管理器    RmgrId      xl_rmid;        /* resource manager for this record */    /* 2 bytes of padding here, initialize to zero */    //2个字节的crc校验位,初始化为0    pg_crc32c   xl_crc;         /* CRC for this record */    /* XLogRecordBlockHeaders and XLogRecordDataHeader follow, no padding */    //接下来是XLogRecordBlockHeaders和XLogRecordDataHeader} XLogRecord;//宏定义:XLogRecord大小#define SizeOfXLogRecord    (offsetof(XLogRecord, xl_crc) + sizeof(pg_crc32c))/* * The high 4 bits in xl_info may be used freely by rmgr. The * XLR_SPECIAL_REL_UPDATE and XLR_CHECK_CONSISTENCY bits can be passed by * XLogInsert caller. The rest are set internally by XLogInsert. * xl_info的高4位由rmgr自由使用. * XLR_SPECIAL_REL_UPDATE和XLR_CHECK_CONSISTENCY由XLogInsert函数的调用者传入. * 其余由XLogInsert内部使用. */#define XLR_INFO_MASK           0x0F#define XLR_RMGR_INFO_MASK      0xF0/* * If a WAL record modifies any relation files, in ways not covered by the * usual block references, this flag is set. This is not used for anything * by PostgreSQL itself, but it allows external tools that read WAL and keep * track of modified blocks to recognize such special record types. * 如果WAL记录使用特殊的方式(不涉及通常块引用)更新了关系的存储文件,设置此标记. * PostgreSQL本身并不使用这种方法，但它允许外部工具读取WAL并跟踪修改后的块， *   以识别这种特殊的记录类型。 */#define XLR_SPECIAL_REL_UPDATE  0x01/* * Enforces consistency checks of replayed WAL at recovery. If enabled, * each record will log a full-page write for each block modified by the * record and will reuse it afterwards for consistency checks. The caller * of XLogInsert can use this value if necessary, but if * wal_consistency_checking is enabled for a rmgr this is set unconditionally. * 在恢复时强制执行一致性检查. * 如启用此功能,每个记录将为记录修改的每个块记录一个完整的页面写操作，并在以后重用它进行一致性检查。 * 在需要时,XLogInsert的调用者可使用此标记,但如果rmgr启用了wal_consistency_checking, *   则会无条件执行一致性检查. */#define XLR_CHECK_CONSISTENCY   0x02

4、XLogRecordBlockHeader结构体定义

/* * Header info for block data appended to an XLOG record. * 追加到XLOG record中block data的头部信息 * * 'data_length' is the length of the rmgr-specific payload data associated * with this block. It does not include the possible full page image, nor * XLogRecordBlockHeader struct itself. * 'data_length'是与此块关联的rmgr特定payload data的长度。 * 它不包括可能的full page image，也不包括XLogRecordBlockHeader结构体本身。 * * Note that we don't attempt to align the XLogRecordBlockHeader struct! * So, the struct must be copied to aligned local storage before use. * 注意:我们不打算尝试对齐XLogRecordBlockHeader结构体! * 因此,在使用前,XLogRecordBlockHeader必须拷贝到对齐的本地存储中. */typedef struct XLogRecordBlockHeader{    //块引用ID    uint8       id;             /* block reference ID */    //在关系中使用的fork和flags    uint8       fork_flags;     /* fork within the relation, and flags */    //payload字节大小    uint16      data_length;    /* number of payload bytes (not including page                                 * image) */    /* If BKPBLOCK_HAS_IMAGE, an XLogRecordBlockImageHeader struct follows *//* If BKPBLOCK_SAME_REL is not set, a RelFileNode follows *//* BlockNumber follows */    //如BKPBLOCK_HAS_IMAGE,后续为XLogRecordBlockImageHeader结构体        //如BKPBLOCK_SAME_REL没有设置,则为RelFileNode    //后续为BlockNumber} XLogRecordBlockHeader;#define SizeOfXLogRecordBlockHeader (offsetof(XLogRecordBlockHeader, data_length) + sizeof(uint16))

5、XLogRecordDataHeader[Short|Long]结构体定义

/* * XLogRecordDataHeaderShort/Long are used for the "main data" portion of * the record. If the length of the data is less than 256 bytes, the short * form is used, with a single byte to hold the length. Otherwise the long * form is used. * XLogRecordDataHeaderShort/Long用于记录的"main data"部分。 * 如果数据的长度小于256字节，则使用短格式，用一个字节保存长度。 * 否则使用长形式。 * * (These structs are currently not used in the code, they are here just for * documentation purposes). * (这些结构体不会再代码中使用,在这里是为了文档记录的目的) */typedef struct XLogRecordDataHeaderShort{    uint8       id;             /* XLR_BLOCK_ID_DATA_SHORT */    uint8       data_length;    /* number of payload bytes */}           XLogRecordDataHeaderShort;#define SizeOfXLogRecordDataHeaderShort (sizeof(uint8) * 2)typedef struct XLogRecordDataHeaderLong{    uint8       id;             /* XLR_BLOCK_ID_DATA_LONG */    /* followed by uint32 data_length, unaligned */    //接下来是无符号32位整型的data_length(未对齐)}           XLogRecordDataHeaderLong;#define SizeOfXLogRecordDataHeaderLong (sizeof(uint8) + sizeof(uint32))/* * Block IDs used to distinguish different kinds of record fragments. Block * references are numbered from 0 to XLR_MAX_BLOCK_ID. A rmgr is free to use * any ID number in that range (although you should stick to small numbers, * because the WAL machinery is optimized for that case). A couple of ID * numbers are reserved to denote the "main" data portion of the record. * 块id用于区分不同类型的记录片段。 * 块引用编号从0到XLR_MAX_BLOCK_ID。 * rmgr可以自由使用该范围内的任何ID号 *   (尽管您应该坚持使用较小的数字，因为WAL机制针对这种情况进行了优化)。 * 保留两个ID号来表示记录的"main"数据部分。 * * The maximum is currently set at 32, quite arbitrarily. Most records only * need a handful of block references, but there are a few exceptions that * need more. * 目前的最大值是32，非常随意。 * 大多数记录只需要少数块引用，但也有少数的例外，需要更多。 */#define XLR_MAX_BLOCK_ID            32#define XLR_BLOCK_ID_DATA_SHORT     255#define XLR_BLOCK_ID_DATA_LONG      254#define XLR_BLOCK_ID_ORIGIN         253#endif                          /* XLOGRECORD_H */

6、 xl_heap_header 结构体定义

/* * We don't store the whole fixed part (HeapTupleHeaderData) of an inserted * or updated tuple in WAL; we can save a few bytes by reconstructing the * fields that are available elsewhere in the WAL record, or perhaps just * plain needn't be reconstructed.  These are the fields we must store. * NOTE: t_hoff could be recomputed, but we may as well store it because * it will come for free due to alignment considerations. * PG不会在WAL中存储插入/更新的元组的全部固定部分(HeapTupleHeaderData); *   我们可以通过重新构造在WAL记录中可用的一些字段来节省一些空间,或者直接扁平化处理。 * 这些都是我们必须存储的字段。 * 注意:t_hoff可以重新计算，但我们也需要存储它，因为出于对齐的考虑,会被析构。 */typedef struct xl_heap_header{    uint16      t_infomask2;//t_infomask2标记    uint16      t_infomask;//t_infomask标记    uint8       t_hoff;//t_hoff} xl_heap_header;//HeapHeader的大小#define SizeOfHeapHeader    (offsetof(xl_heap_header, t_hoff) + sizeof(uint8))7)    xl_heap_insert结构体定义/* * xl_heap_insert/xl_heap_multi_insert flag values, 8 bits are available. *//* PD_ALL_VISIBLE was cleared */#define XLH_INSERT_ALL_VISIBLE_CLEARED          (1<<0)#define XLH_INSERT_LAST_IN_MULTI                (1<<1)#define XLH_INSERT_IS_SPECULATIVE               (1<<2)#define XLH_INSERT_CONTAINS_NEW_TUPLE           (1<<3)/* This is what we need to know about insert *///这是在插入时需要获知的信息typedef struct xl_heap_insert{    //已成功插入的元组的偏移    OffsetNumber offnum;        /* inserted tuple's offset */    uint8       flags;            //标记    /* xl_heap_header & TUPLE DATA in backup block 0 */    //xl_heap_header & TUPLE DATA在备份块0中} xl_heap_insert;//xl_heap_insert大小#define SizeOfHeapInsert    (offsetof(xl_heap_insert, flags) + sizeof(uint8))

四、参考资料

1. Write Ahead Logging - WAL： http://www.interdb.jp/pg/pgsql09.html
2. PG Source Code： https://doxygen.postgresql.org
3. WAL Internals Of PostgreSQL： https://www.pgcon.org/2012/schedule/attachments/258_212_Internals%20Of%20PostgreSQL%20Wal.pdf
4. 关于结构体占用空间大小总结： https://blog.csdn.net/Netown_Ethereal/article/details/38898003
5. PG 11 Document： https://www.postgresql.org/docs/11/pgwaldump.html