WAL基础

From access/transam/README

Write-Ahead Log Coding

基本思想，日志在数据页前落盘

1. LSN：刷脏前检查LSN对应的日志已经落盘
   1. 优势：仅在必要的时候等待XLOG的IO。（异步IO）
   2. LSN的检查模块只用在 buffer manager 中实现
   3. 在WAL回放时，避免相同的日志被重复回放（可重入）。（TODO：full page write是否在另一个层面上保证了可重入）
2. WAL 包含一个（或一小组）页的增量更新的重做信息。
   1. 依赖文件系统和硬件的原子写，不可靠！
   2. checkpoint，checkpointer后的第一次写全页。通过 checkpoint 留下的 LSN 来判断是否为第一次写
3. 写下WAL日志的逻辑为
   1. pin and exclusive-lock the shared buffer
   2. START_CRIT_SECTION，发生错误时确保整个数据库能立即重启
   3. 在shared buffer上，进行对应的修改
   4. 标记为脏页，
      1. 必须在WAL日志写入前完成（TODO，为什么？SyncOneBuffer）
      2. 只有在要写WAL时，才能标记脏页（TODO，为什么？）
   5. 使用XLogBeginInsert 和 XLogRegister* 函数构建WAL，使用返回的LSN来更新page
   6. END_CRIT_SECTION，退出
   7. 解锁和unpin （注意顺序）

一些复杂的操作，需要原子地写下一串WAL记录，但中间状态必须自洽(self-consistent)。这样在回放wal日志时，如果中断，系统还能够正常运行。注意：此时相当于事务回滚，但是其部分更改已经落盘。举例：

• 在btree索引中，页的分裂分为两步（1）分配一个新页（2）在上一层的页(parent page)中新插入一条数据。
• 但是因为锁，这会形成两个独立的WAL日志。在回放WAL日志时
  • 回放第（1）个日志：
    • 分配一个新页，将元组移动进去
    • 设置标记位，表示上一层的页没有更新
  • 回放第（2）个日志：
    • 在上一层的页中新插入一条数据
    • 清除第（1）个日志中的标记位
• 标志位通常情况下不可见，因为对 child page 的修改时持有的锁，在两个操作完成后才会释放。
• 仅在写下第（2）个日志前，数据库恰好崩溃，标志位才会被感知。（该标志位应该没有MVCC，否则会在事务层屏蔽）
  • 搜索时，不管这个中间状态
  • 插入时，如果发现这个中间状态，先在上一层的页插入对应key，以修复这个“崩溃”状态，再继续插入