摘要
事務日誌是資料庫的重要組成部分，儲存了資料庫系統中所有更改和操作的歷史，以確保資料庫不會因為故障(例如掉電或其他導致伺服器崩潰的故障)而丟失資料。在PostgreSQL(以下簡稱PG)中，事務日誌檔案稱為Write Ahead Log（以下簡稱WAL）。
本文對PG中事務日誌檔案的結構進行了簡要的剖析，內容包括WAL基本術語、WAL檔案組成、WAL segment file內部結構和內容剖析、XLOG Record記憶體組織以及
pg_waldump
工具簡介。本篇是第一部分，內容包括WAL基本術語、WAL檔案組成以及WAL segment file的內部結構。
一、WAL基本術語
為了更好的理解WAL和便於溝通，有必要首先對相關的WAL術語進行簡要的介紹。
1、REDO log
Redo log通常稱為重做日誌，在寫入資料檔案前，每個變更都會先行寫入到Redo log中。其用途和意義在於儲存資料庫的所有修改歷史，用於資料庫故障恢復（Recovery）、增量備份（Incremental Backup）、PITR(Point In Time Recovery)和複製（Replication）。
2、WAL segment file
為了便於管理，PG把事務日誌檔案劃分為N個segment，每個segment稱為WAL segment file，每個WAL segment file大小預設為16MB。
3、XLOG Record
這是一個邏輯概念，可以理解為PG中的每一個變更都對應一條XLOG Record，這些XLOG Record儲存在WAL segment file中。PG讀取這些XLOG Record進行故障恢復/PITR等操作。
4、WAL buffer
WA緩衝區，不管是WAL segment file的header還是XLOG Record都會先行寫入到WAL緩衝區中，在"合適的時候"再透過WAL writer寫入到WAL segment file中。
5、LSN
LSN即日誌序列號Log Sequence Number。表示XLOG record記錄寫入到事務日誌中位置。LSN的值為無符號64位整型（uint64）。在事務日誌中，LSN單調遞增且唯一。
6、checkpointer
checkpointer是PG中的一個後臺程式，該程式週期性地執行checkpoint。當執行checkpoint時，該程式會把包含checkpoint資訊的XLOG Record寫入到當前的WAL segment file中，該XLOG Record記錄包含了最新Redo pint的位置。
7、checkpoint
檢查點checkpoint由checkpointer程式執行，主要的處理流程如下：
- 獲取Redo point，構造包含此Redo point檢查點（詳細請參考Checkpoint結構體）資訊的XLOG Record並寫入到WAL segment file中；
- 重新整理Dirty Page到磁碟上；
-
更新Redo point等資訊到
pg_control檔案中。
8、REDO point
REDO point是PG啟動恢復的起始點，是最後一次checkpoint啟動時事務日誌檔案的末尾亦即寫入Checkpoint XLOG Record時的位置（這裡的位置可以理解為事務日誌檔案中偏移量）。
9、
pg_control
pg_control
是磁碟上的物理檔案，儲存檢查點的基本資訊，在資料庫恢復中使用，可透過命令
pg_controldata
檢視該檔案中的內容。
二、WAL檔案組成
如前所述，事務日誌儲存了資料庫系統中所有更改和操作的歷史，隨著資料庫的執行，事務日誌大小不斷的增長，那麼事務日誌有大小限制嗎？在PG中，答案是肯定的：大小有限制。
PG使用無符號64bit整型（uint64）作為事務日誌檔案的定址空間，理論上，PG的事務日誌空間最大為2^64Bytes(即16EB)。這個大小有多大呢？假設某個資料庫比較繁忙，每天可以產生16TB的日誌檔案，那麼要達到事務日誌檔案大小的上限需要的時間是1024*1024/365天≈2800年。也就是說，雖然大小有限制，但從現階段來看已然足夠了。
顯然，對於16EB的檔案，OS是無法高效管理的，為此，PG把事務日誌檔案劃分為N個大小為16M(預設值)的WAL segment file，其總體結構如下圖所示：
圖一 事務日誌總體結構
1、WAL segment file
WAL segment file檔名稱為24個字元，由3部分組成，每個部分是8個字元，每個字元是一個16進位制值（即0~F）。每一部分的解析如下（在WAL segment file檔案大小為16MB的情況下）：
- 第1部分是TimeLineID，取值範圍是0x00000000 -> 0xFFFFFFFF
- 第2部分是邏輯檔案ID，取值範圍是0x00000000 -> 0xFFFFFFFF
- 第3部分是物理檔案ID，取值範圍是0x00000000 -> 0x000000FF
邏輯檔案ID、物理檔案ID和檔案大小這三部分的組合，實現了64bit的尋找空間：
- 邏輯檔案ID是32bit的uint32（unsigned int 32bit）
- 物理檔案ID是8bit的unit8
- 16M的檔案大小是24bit的unit24
三者共同組成unit64（32+8+24），達到最大64bit的檔案定址空間。
2、再談LSN
事務日誌檔案的LSN表示XLOG Record記錄寫入到事務日誌檔案中的位置。LSN可以理解為XLOG Record在事務日誌檔案中的偏移(Offset)。
LSN由3部分組成，分別是邏輯檔案ID，物理檔案ID和檔案內偏移。如LSN：1/4288E228，其中1為邏輯檔案ID，42為物理檔案ID，88E228為WAL segment file檔案內偏移（注：3Bytes的尋找空間為16MB）。
按此規則,給定一個LSN，很容易根據LSN號推算得到其對應的日誌檔案(假定時間線TimeLineID為1)。
如：LSN 1/4288E228對應的WAL segment file檔案為00000001 00000001 00000042，該檔名稱的前8位為時間線ID（00000001），中間8位（00000001）為邏輯檔案ID，最後8位（00000042）為物理檔案ID。
另外，PG也提供了相應的函式根據LSN獲取日誌檔名：
testdb=# SELECT pg_walfile_name('1/4288E228');
pg_walfile_name
--------------------------
000000010000000100000042
(1 row)
三、WAL segment file內部結構
WAL segment file預設大小為16MB,其內部結構如下圖所示：
圖二 WAL segment file內部結構
1、WAL segment file
WAL segment file內部劃分為N個page(Block)，每個page大小為8192 Bytes即8K，每個WAL segment file第1個page的header在PG原始碼中相應的資料結構是XLogLongPageHeaderData，後續其他page的header對應的資料結構是XLogPageHeaderData。在一個page中，page header之後是N個XLOG Record。
2、XLOG Record
XLOG Record由兩部分組成，第一部分是XLOG Record的頭部資訊，大小固定（24 Bytes），對應的結構體是XLogRecord；第二部分是XLOG Record data。
XLOG Record的整體佈局如下:
頭部資料(固定大小的XLogRecord結構體) XLogRecordBlockHeader 結構體 XLogRecordBlockHeader 結構體 ... XLogRecordDataHeader[Short|Long] 結構體 block data block data ... main data
XLOG Record按儲存的資料內容來劃分，大體可以分為三類：
- Record for backup block：儲存full-write-page的block，這種型別Record是為了解決page部分寫的問題。在checkpoint完成後第一次修改資料page，在記錄此變更寫入事務日誌檔案時整頁寫入（需設定相應的初始化引數，預設為開啟）；
- Record for tuple data block：儲存page中的tuple變更，使用這種型別的Record記錄；
- Record for Checkpoint：在checkpoint發生時，在事務日誌檔案中記錄checkpoint資訊(其中包括Redo point)。
其中XLOG Record data是儲存實際資料的地方，由以下幾部分組成：
- 0..N個XLogRecordBlockHeader，每一個XLogRecordBlockHeader對應一個block data；
- XLogRecordDataHeader[Short|Long]，如資料大小<256 Bytes，則使用Short格式，否則使用Long格式；
- block data：full-write-page data和tuple data。對於full-write-page data，如啟用了壓縮，則資料壓縮儲存，壓縮後該page相關的後設資料儲存在XLogRecordBlockCompressHeader中；
- main data： /checkpoint等日誌資料.
以INSERT資料為例，在插入資料時的XLOG Record data內部結構如下圖所示:
圖三 XLOG Record data for DML Statement
3、資料結構
1、XLogPageHeaderData結構體定義
/*
* Each page of XLOG file has a header like this:
* 每一個事務日誌檔案的page都有頭部資訊,結構如下:
*/
//可作為WAL版本資訊
#define XLOG_PAGE_MAGIC 0xD098 /* can be used as WAL version indicator */
typedef struct XLogPageHeaderData
{
//WAL版本資訊,PG V11.1 --> 0xD98
uint16 xlp_magic; /* magic value for correctness checks */
//標記位(詳見下面說明)
uint16 xlp_info; /* flag bits, see below */
//page中第一個XLOG Record的TimeLineID,型別為uint32
TimeLineID xlp_tli; /* TimeLineID of first record on page */
//page的XLOG地址(在事務日誌中的偏移),型別為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.
* 如果當前頁的空間不足以儲存整個XLOG Record,在下一個頁面中儲存餘下的資料
* xlp_rem_len表示上一頁XLOG Record剩餘部分的大小
*
* 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);
* 也就是說在初始的頭部資訊中跟蹤的是xl_tot_len而不是xl_len.
* 另外要注意的是剩餘的資料不需要對齊.
*/
//上一頁空間不夠儲存XLOG Record,該Record在本頁繼續儲存佔用的空間大小
uint32 xlp_rem_len; /* total len of remaining data for record */
} XLogPageHeaderData;
#define SizeOfXLogShortPHD MAXALIGN(sizeof(XLogPageHeaderData))
typedef XLogPageHeaderData *XLogPageHeader;
2、XLogLongPageHeaderData結構體定義
/*
* 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.
* 如設定了XLP_LONG_HEADER標記,在page header中儲存額外的欄位.
* (通常在每個事務日誌檔案也就是segment file的的第一個page中存在).
* 附加欄位用於準確識別檔案。
*/
typedef struct XLogLongPageHeaderData
{
//標準的頭部域欄位
XLogPageHeaderData std; /* standard header fields */
//pg_control中的系統標識碼
uint64 xlp_sysid; /* system identifier from pg_control */
//交叉檢查
uint32 xlp_seg_size; /* just as a cross-check */
//交叉檢查
uint32 xlp_xlog_blcksz; /* just as a cross-check */
} XLogLongPageHeaderData;
#define SizeOfXLogLongPHD MAXALIGN(sizeof(XLogLongPageHeaderData))
//指標
typedef XLogLongPageHeaderData *XLogLongPageHeader;
/* When record crosses page boundary, set this flag in new page's header */
//如果XLOG Record跨越page邊界,在新page header中設定該標誌位
#define XLP_FIRST_IS_CONTRECORD 0x0001
//該標誌位標明是"long"頁頭
/* This flag indicates a "long" page header */
#define XLP_LONG_HEADER 0x0002
/* This flag indicates backup blocks starting in this page are optional */
//該標誌位標明從該頁起始的backup blocks是可選的(不一定存在)
#define XLP_BKP_REMOVABLE 0x0004
//xlp_info中所有定義的標誌位(用於page header的有效性檢查)
/* 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結構體定義
/*
* 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的整體佈局如下:
* 固定大小的頭部(XLogRecord 結構體)
* XLogRecordBlockHeader 結構體
* XLogRecordBlockHeader 結構體
* ...
* XLogRecordDataHeader[Short|Long] 結構體
* 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或者多個,與block無關的0或多個位元組的rmgr-specific資料
* XLogRecord通常在WAL檔案的MAXALIGN邊界起寫入,但後續的欄位並沒有對齊
*
* 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開頭是佔用1個位元組的"id".
* 用於區分block依賴和main data結構體.
*/
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中的前一條記錄
XLogRecPtr xl_prev; /* ptr to previous record in log */
//標識位,詳見下面的說明
uint8 xl_info; /* flag bits, see below */
//該記錄的資源管理器
RmgrId xl_rmid; /* resource manager for this record */
/* 2 bytes of padding here, initialize to zero */
//2個位元組的crc校驗位,初始化為0
pg_crc32c xl_crc; /* CRC for this record */
/* XLogRecordBlockHeaders and XLogRecordDataHeader follow, no padding */
//接下來是XLogRecordBlockHeaders和XLogRecordDataHeader
} XLogRecord;
//宏定義: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函式的呼叫者傳入.
* 其餘由XLogInsert內部使用.
*/
#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記錄使用特殊的方式(不涉及通常塊引用)更新了關係的儲存檔案,設定此標記.
* PostgreSQL本身並不使用這種方法，但它允許外部工具讀取WAL並跟蹤修改後的塊，
* 以識別這種特殊的記錄型別。
*/
#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.
* 在恢復時強制執行一致性檢查.
* 如啟用此功能,每個記錄將為記錄修改的每個塊記錄一個完整的頁面寫操作，並在以後重用它進行一致性檢查。
* 在需要時,XLogInsert的呼叫者可使用此標記,但如果rmgr啟用了wal_consistency_checking,
* 則會無條件執行一致性檢查.
*/
#define XLR_CHECK_CONSISTENCY 0x02
4、XLogRecordBlockHeader結構體定義
/*
* Header info for block data appended to an XLOG record.
* 追加到XLOG record中block data的頭部資訊
*
* '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'是與此塊關聯的rmgr特定payload data的長度。
* 它不包括可能的full page image，也不包括XLogRecordBlockHeader結構體本身。
*
* 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:我們不打算嘗試對齊XLogRecordBlockHeader結構體!
* 因此,在使用前,XLogRecordBlockHeader必須複製到對齊的本地儲存中.
*/
typedef struct XLogRecordBlockHeader
{
//塊引用ID
uint8 id; /* block reference ID */
//在關係中使用的fork和flags
uint8 fork_flags; /* fork within the relation, and flags */
//payload位元組大小
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,後續為XLogRecordBlockImageHeader結構體
//如BKPBLOCK_SAME_REL沒有設定,則為RelFileNode
//後續為BlockNumber
} XLogRecordBlockHeader;
#define SizeOfXLogRecordBlockHeader (offsetof(XLogRecordBlockHeader, data_length) + sizeof(uint16))
5、XLogRecordDataHeader[Short|Long]結構體定義
/*
* 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用於記錄的“main data”部分。
* 如果資料的長度小於256位元組，則使用短格式，用一個位元組儲存長度。
* 否則使用長形式。
*
* (These structs are currently not used in the code, they are here just for
* documentation purposes).
* (這些結構體不會再程式碼中使用,在這裡是為了文件記錄的目的)
*/
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 */
//接下來是無符號32位整型的data_length(未對齊)
} 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.
* 塊id用於區分不同型別的記錄片段。
* 塊引用編號從0到XLR_MAX_BLOCK_ID。
* rmgr可以自由使用該範圍內的任何ID號
* (儘管您應該堅持使用較小的數字，因為WAL機制針對這種情況進行了最佳化)。
* 保留兩個ID號來表示記錄的“main”資料部分。
*
* 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，非常隨意。
* 大多數記錄只需要少數塊引用，但也有少數的例外，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
結構體定義
/*
* 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不會在WAL中儲存插入/更新的元組的全部固定部分(HeapTupleHeaderData);
* 我們可以透過重新構造在WAL記錄中可用的一些欄位來節省一些空間,或者直接扁平化處理。
* 這些都是我們必須儲存的欄位。
* 注意:t_hoff可以重新計算，但我們也需要儲存它，因為出於對齊的考慮,會被析構。
*/
typedef struct xl_heap_header
{
uint16 t_infomask2;//t_infomask2標記
uint16 t_infomask;//t_infomask標記
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結構體定義
/*
* 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 */
//這是在插入時需要獲知的資訊
typedef struct xl_heap_insert
{
//已成功插入的元組的偏移
OffsetNumber offnum; /* inserted tuple's offset */
uint8 flags; //標記
/* xl_heap_header & TUPLE DATA in backup block 0 */
//xl_heap_header & TUPLE DATA在備份塊0中
} xl_heap_insert;
//xl_heap_insert大小
#define SizeOfHeapInsert (offsetof(xl_heap_insert, flags) + sizeof(uint8))
四、參考資料
- Write Ahead Logging — WAL：
- PG Source Code：
- WAL Internals Of PostgreSQL：
- 關於結構體佔用空間大小總結： https://blog.csdn.net/Netown_Ethereal/article/details/38898003
- PG 11 Document：