Wal
WAL基础

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XLOGIO。(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XLogBeginInsertXLogRegister* 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
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