PG先写脏页还是先写WAL？

昨天在群里遇到一个有趣的关于 PostgreSQL 的问题：

”写脏数据页和写入WAL缓冲区的先后顺序是什么？“

我们都知道， WAL 就是 Write Ahead Log / 预写式日志 的缩写，那从逻辑上说，好像是先写 WAL 再写数据页才对。

但其实这个问题有趣在，写入其实是发生在两个地方的：内存与磁盘。而这对这两者的写入顺序是不一样的：在内存中，先写脏数据页，再写 WAL记录。在刷盘时，先刷 WAL 记录，再刷脏数据页。

我们可以用一个简单的例子来说明，当你执行一条 INSERT 时到底发生了什么？以及，数据库是如何确保这条插入的数据被正确持久化的。

INSERT的内存修改

当你执行 INSERT 语句时（不包括前后隐含的 BEGIN / COMMIT），修改首先在内存中发生：

1.首先排它锁定并钉住目标数据页面，准备修改。2.进入临界区，不允许打断，出错就 PANIC。3.修改内存中的数据页面。4.将修改的内存数据页面标记为脏页。5.生成一条包含修改内容的 WAL记录 ，写入内存中的 WAL 缓冲区。6.从临界区出来，以上3个操作都是内存中的高速操作7.解锁解钉数据页面。

完成这些任务之后，内存中的缓冲池数据页包含了 INSERT 后的结果，WAL缓冲区中则包含了 INSERT 的 XLogRecord 操作记录。这里我们可以看出，在内存中是先写数据页，再写 WAL 的。原因其实很简单，PostgreSQL默认使用物理复制，记录的是页面内的二进制数据变化，所以只有先把数据写入页面里，才会知道具体的页面变化到底是什么。

内存中的操作非常快，而且这里 3 和 6 中间使用了临界区（Critical Zone），确保数据页/WAL的修改整体是原子性的。不过，内存中的修改要落到磁盘上，才算真正持久化了。所以，还会涉及到 WAL 记录与 脏数据页刷盘的问题。

而这里，才是 Write-Ahead 真正约束的地方：脏数据页刷盘应当晚于WAL缓冲区刷盘。

下面是一个具体的例子，一条由单一 INSERT 语句构成的事务：

参考阅读《PostgreSQL指南：内幕探索》 9.5

如何强制WAL先于脏页刷盘？

那么，先刷WAL，再刷磁盘这条规则具体是怎么确保的呢？

每一个内存中的数据页上都保存了一个状态：最后一次对本数据页进行修改的 WAL 记录 LSN：pd_lsn，因此如果要把内存中的脏页刷入磁盘中，首先需要确保最后一次对这个页面进行修改的 WAL 已经被刷入磁盘中了。

所以我们可以在在 backend/storage/buffer/bufmgr.c#FlushBuffer （L3350）中看到，刷脏页的过程中会调用 XLogFlush 函数来确保这一点，XLogFlush 函数会检查当前的 WAL 刷盘位置是不是已经大于页面的 LSN，如果不是，则会推动 WAL 刷盘。

谁会刷脏页呢？主要是BGWriter与Checkpointer，但普通的后端进程也可以刷脏页。一个脏页具体是被哪个进程刷盘比较随机，大家都有机会出力，但通常来说刷脏页的主力是，后台刷盘进程 BGWriter。不管是哪个进程刷脏页，都会确保最后修改数据页的WAL已经落盘，从而满足 Write Ahead 的约束条件。

脏页会在什么时间被刷盘呢？首先，数据页不能被锁定，其次，数据页不能被钉住。也就是说在上面 INSERT 的例子中，只有完成步骤 7 解锁解钉数据页 后，数据页才有可能被刷盘。而这一行为是异步的，具体时间是不确定的：PostgreSQL 能提供的保证是：在下次 Checkpoint（存盘点/检查点）之前，这个脏页肯定会被刷盘。

WAL是如何刷盘的？

我们已经知道了，刷脏数据页这件事通常是异步进行的，且肯定晚于对应的 WAL 记录刷盘。那么新的问题就是，WAL 是由谁在什么时间点来刷盘的呢：从内存中的 WAL 缓冲区刷入磁盘中？

要回答这个问题，首先要理解 WAL 的模型。WAL 在逻辑上是一个长度无限的文件，任何一个改变数据库系统状态的操作，都会生成相应的 XLogRecord，即 WAL记录。每一条 WAL 记录都会使用其起始位置的文件偏移量作为自己的唯一标识符，即 LSN（逻辑日志位点）。

各种各样修改系统状态的行为都会产生 WAL记录：例如 BEGIN 有一条 WAL记录，INSERT 有一条 WAL记录，COMMIT 也有一条WAL记录，而WAL记录会首先被写入内存中的 WAL缓冲区（最大16MB）。

PostgreSQL 支持多个客户端并发修改，所以同一时刻会有各种进程往内存中的 WAL缓冲区（最大16MB）写东西。所以不同进程、不同事务产生的 XLogRecord 会在同一个逻辑文件中相互交织。每次写入都是原子性的，一条记录一条记录的写。

内存里的WAL缓冲区中的内容，会被各种进程写入/刷入持久化磁盘上的WAL文件里。当前写入内存WAL缓冲区的逻辑日志位置点称作 INSERT LSN。写入操作系统缓冲区的日志位点叫 WRITE LSN，已经使用 FSYNC 之类的 API 确保已经成功持久化的日志位点叫 FLUSH LSN。这里面的关系是 INSERT_LSN >= WRITE_LSN >= FLUSH_LSN。原理很简单：内存中的东西最新，写入可能稍微滞后些，刷盘则可能比写入更滞后一些。

刷盘的主力是 WAL Writer 进程，但其实各种进程都可以刷写。刷盘靠 XLogFlush 函数 （backend/access/transam/xlog.c#XLogFlush），这里的逻辑很简单，就是指定一个位置点，把这个位置点及之前的 WAL 从缓冲区全刷至磁盘。具体的实现逻辑是死循环抢自旋锁，如果目标 LSN 已经被别的进程刷盘了就退出循环，否则就亲自上阵把 WAL 日志刷盘到指定位点。

关于内核原理

关于 PostgreSQL 的内核原理，我认为有几个学习材料非常值得参考。

第一本是《PG Internal》，鈴木啓修写的，基于 PostgreSQL 9.6 与 11 的代码，讲解PG内核原理。我之前翻译了中文版《PostgreSQL指南：内部探索》。第二本是 《PostgreSQL 14 Internal》，是俄罗斯 Postgres Pro 公司 Egor Rogov 写的，基于 PostgreSQL 14 进行架构讲解。

当然我认为最有学习价值的还是 PostgreSQL 源代码，特别是源代码中的 README，比如本文中的这个问题，就在事务管理器源码 README 中详细介绍了。PostgreSQL 的源代码是自我解释的，你只需要懂英文大致就能理解这里面的逻辑。