＜PostgreSQL数据库内核分析＞之第三章：存储管理

本文主要是介绍＜PostgreSQL数据库内核分析＞之第三章：存储管理，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

一、存储管理器的体系结构

存储管理器是DBS与物理存取设备的接口

• 存储管理器的体系结构如下
  （1）本地内存是每个后台进程所专有，存储属于该进程的高速缓存Cache、事务管理信息、进程信息等
  （2）内存上下文：用于统一管理内存的分配和回收
  （3）PG中每个表都用一个表文件来存储，并以表的OID命名，若超出OS文件大小限制，PG会将其切分为多个文件来存储；
  每个表除了表文件外，还拥有两个附属文件：
  可见性映射表文件VM（作用：加快VACUUM的执行速度）
  空闲空间映射表文件FSM作用：（管理表文件的空闲空间）。
  
• 存储管理器使用了虚拟文件描述符机制VFD，使得后台进程可以打开“无限多个”文件。
• 缓冲池：进程间共享缓冲池
  （1）为了防止多个进程并发访问共享内存中的数据时产生的冲突，PG提供了轻量级锁，用于支持对共享内存中同一数据的互斥访问
• 缓冲池：进程私有的本地缓冲池
  （1）PG中的数据在内存中是以页面块的形式存在，每个表空间由多个BLCKSZ（一个可配置的常量）字节大小的文件块组成，每个文件块可以包含多个元组，但是PG不支持元组的跨块存储，每个元组最大为MaxHeadTupleSize，保证了每个文件块中存储的是多个完整的元组。
  （2）表文件以文件块为单位读入内存中，每一个文件块在内存中形成一个页面块。
  （3）PG在内存中开辟了缓冲区域（缓冲池）：磁盘上的文件块读入内存后被存放在缓冲区中，缓冲池被划分为与文件块的尺寸相同的若干个固定大小的缓冲区，一个标准缓冲块的默认大小是8K。

一个PG进程（postmaster、postgres）从数据库读写一个元组的流程：

• 进程的本地内存有2种Cache：存储系统表元组、存储系统表的基本信息

• PG的共享缓冲池与本地缓冲池：本地缓冲池用于缓冲临时表数据以及其他进程不可见的数据

• 若缓冲池中没有包含所需元组的缓冲块，则需通过存储介质管理器SMGR来从存储介质中读取，并写入到缓冲区中。

• 磁盘管理器负责管理所有存储在磁盘上的文件的操作

• 虚拟文件管理：虚拟文件描述符VFD机制。VFD通过合理使用有限个实际文件描述符来满足无限的VFD访问需求，VFD通过维持一个LRU池来管理FD
  

• 在PG中，为每个表增加了一个附属文件，即空闲空间映射表FSM，用于记录每个表文件中块的空闲空间大小，通过一定的查找机制和数据组织实现了文件块的快速选择

• PG使用标记删除的方式来处理元组的删除，即：对元组打上删除标记，而非从物理上删除元组。
  元组的物理删除是由VACUUM机制来完成的，由于VACUUM操作时会去遍历所有文件块，去查找被删除的元组效率低，所以也为表设计了可见性映射表VM，用以加快查找的速度。

二、外存管理

每个表文件在磁盘中都以一定的结构进行存储

• 外存管理体系结构
  

1.表和元组的组织方式

PG中同一个表中的元组是顺序依次插入到表文件中的。

• 元组之间不关联的表文件，称之为堆文件。
  PG包括四种堆文件：普通堆ordinary cataloged heap、临时堆temporary heap、序列sequence relation（特殊的单行表）、TOAST表（toast table）。
  （1）临时堆仅在会话过程中创建、在会话结束时自动删除；
  （2）序列是一种元组值自动增长的特殊堆
  （3）TOAST表其实也是一种普通堆，但是它被专门用于存储变长数据。
• 堆文件的物理结构如下，
  （1）每个堆文件由多个文件块组成
  （2）Linp是ItemIdData类型的数组，每一个ItemIdData结构用来指向文件块中的一个元组
  （3）Freespace是空闲空间，新插入页面的元组都从这部分空间来分配
  （4）Special space是特殊空间，用于存放与索引方法相关的特定数据
  （5）元组信息：存放元组的实际数据和元组的头部信息（事务ID+命令ID等信息）
  
• 从堆中删除一个元组：采用标记删除的方法，为每个元组使用额外的数据位作为删除标记。
  当删除元组时，只需设置相应的删除标记（在元组头部，记录了删除这个元组的事务ID和命令ID），即可设置相应的删除标记。
  若上述两个ID有效，则表明该元组应该被删除。

2.磁盘管理器

磁盘管理器并非对磁盘上的文件直接进行操作，而是通过VFD机制进行文件操作。

• 因为一个进程打开的fd数量有限（受限于OS规定的最大值），所以设计了VFD机制
• VFD、真实文件描述符、文件之间的关系
  （1）虚拟文件描述符是指：一个叫做VFD的数据结构，其中记录了操作系统为文件分配的真实fd；
  （2）多个进程打开同一个文件，那么每个进程将获得一个真实fd，每个真实fd对应一个VFD；
  

LRU池

• 每一个PG后台进程都使用一个LRU（Last Recently Used，最近最少使用）池来管理所有已经打开的VFD，池中每一个VFD都对应物理上已经打开的文件；
• 每个进程都拥有其私有的LRU池和一系列VFD，进程需要打开文件时都是从自己私有的LRU池中申请VFD
  （1）在LRU池中，使用替换最长时间未使用的VFD策略
  （2）进程在VfdCache上保持了两个链表，一个是LRU池（双向链表，通过Vfd数据结构的IruMoreRecently属性和IruLessRecently属性链接），另一个是FreeList（空闲链表，记录了所有可被分配的VFD，通过Vfd数据结构中的nextFree属性来连接）。
  （3）PG中将一个进程当前正打开的所有文件的VFD都连成一个环，即LRU池；
  每个方框代表一个VFD（一个VfdCache数组元素），方框里的符号表示该VFD在数组中的下标。
  在LRU池中，每一个VFD都通过指针链接两个VFD，通过指针IruMoreRecently链接最近最常用的VFD，通过指针IruLessRecently链接最近不长使用的VFD；
  （4）LRU池的大小与操作系统对于进程打开文件数的限制保持一致，在postmaster进程的启动过程中会调用max_safe_fds函数来检测操作系统限制；
  （5）插入：新的VFD在VFD[0]后插入；
  删除：在LRU池中删除VFD；若LRU池已满，而又要打开新的fd，则将池中末尾的VFD删除（最少使用的VFD）
  

空闲空间映射表FSM

• 对于每个表文件（包括系统表在内），同时创建一个名为“关系表OID_fsm”的文件，用以记录该表的空闲空间大小，称之为空闲空间映射表文件FSM。
• FSM物理块与逻辑地址对照
  （1）为了实现快速查找，FSM文件不太大且使用了树结构；
  FSM中存储的不是实际的文件块空间的大小，而是仅用一个字节来记录，该字节的值用于描述对应文件块中空闲空间的范围：
  所以对于任意一个表块，根据该字节的值就可以知道这个表块中空闲空间的范围；
  对于任意一个表块，根据其空闲空间的大小可以计算出它对应的FSM字节的取值，eg，N字节空闲空间的表块，FSM中记录的值为(31+N)/32；
  
  （2）FSM块之间使用了一个三层树结构：
  第0层和第1层是辅助层：快速定位满足需要表块的FSM块
  第2层FSM块：实际存放各表块的空闲空间值；
  每一个FSM快内构成一个局部的最大堆二叉树，每个叶子节点表示一个表块的空闲空间值，按照从左至右的顺序，所有第2层FSM块中的叶子节点排列起来就一一对应了表文件中的每一个表块。
  第1层FSM块中的叶子节点从左至右顺序对应第2层FSM块的跟节点，第0层与第一层关系类似。
  （3）每个FSM块大小默认是8KB，出去头部等信息，每个叶子节点用一个字节记录，假设一个FSM块内可以保存4000个叶子节点，所以，一个FSM文件（有三个FSM块：0层FSM块、1层FSM块、2层FSM块）可以记录4000^3个叶子节点（表块）；
  这是远远大于2^32，单个表的最大块数（PG的块号长度为32bit，所以单个表最多只能有2^32个块）
  （4）FSM文件中第一个文件块中二叉树（0层的0号FAM块）根节点存储的是所有表块空闲空间的最大值。
  

可见性映射表vm

• PG为了实现多版本的并发控制，当事务删除或者更新元组时，并非从物理上删除，而是通过将其标记为无效的方式进行标记删除，最终对这些无效的清理操作则需调用VACUUM（VACUUM查找包含无效元组的文件块）
• VACUUM有2种情况方式：快速清理Lazy VACUUM和完全清理Full VACUUM。
  vm仅在Lazy VACUUM中使用到，Full VACUUM由于要执行跨块清理等操作，需要对整个表文件进行扫描，此时vm文件作用不大。
• vm文件也被划分为若干个文件块（vm块），vm块中除了必要的标记信息外，其他的每一位都对应一个表块，当表块中所有的元组对当前的事务都是可见的时，表块对应的位才设为1。
  当对某个表块中的元组进行更新或者删除后，那么该表块在vm文件中的对应位置的标志位将被置0。
• vm文件仅仅是作为一个提示hint，加快vacuum的速度
  

大数据存储

• toast机制（the oversi-attribute storage technique，数据压缩和线外存储）和大对象机制（使用一个专门的系统表来存储大对象数据）
• toast机制
  （1）这类数据类型必须有变长（varlena类型），eg：text类型，只有在准备向支持TOAST的属性中存储超过BLOCKSZ/4字节（2KB），TOAST机制才会被触发。
  TOAST机制会试图对将要存储的数据进行压缩或线外存储数据（即：把数据存储在其他的表中），直到数据比BLOCKSZ/4字节短，或者无法得到更好的结果的时候才停止
  （2）如果一个表中的属性是可以TOAST的，那么该表的将有一个关联的TOAST表。
  （3）TOAST机制优点：可以有效地节省查询时所占的内存空间，TOAST数据只是在向用户显示结果时才被取出来，在查询过程中并不需要检查TOAST数据的具体取值
  （4）TOAST技术保障了PG中的元组大小足以存放在一个文件块中，so，TOAST技术必须被设置为一种系统自动处理的机制。
  TOAST机制主要集中于变长的数据类型。
• 大对象
  （1）PG的大对象存储机制可以支持三种数据类型的存储：
  二进制大对象BLOB：eg：图片、视频
  字符大对象CLOB：存储大的单字节字符集数据，eg文档
  双字节字符大对象DBCLOOB：存储大的双字节字符集数据，eg变长双字节字符图形字符串
  （2）一个大对象会被分成若干个元组存放在系统表pg_largeobject中，每一个元组也称为一个页面。
  一个元组大小为2KB，设置成2KB的原因是：可以触发TOAST的压缩机制。

TOAST与对象的区别

• TOAST是可变长数据类型的一种大数据存储机制，属于自动触发机制；
  大对象属于用于手动调用机制
• TOAST中的数据不能丢失，一旦丢失则报错；大对象中运行数据丢失，若丢失，则用0替代；
• 文件不适合使用TOAST技术，原因：二进制读-》将二进制当做字符串存储到变长数据类型的属性中-》转变成文件；大对象操作是将文件作为一个对象存储到大对象表中，读取时直接读取成一个文件。
• TOAST和大对象操作保存大数据时，都是采用了将数据切片成了片段存储到表中的方式。

3.内存管理

尽可能让使用的文件停留在内存中，这样就能有效地减少磁盘I/O代价。

• PG内存管理
  
• 一个内存上下文实际上就相当于一个进程环境
  PG每个子进程都拥有多个私有的内存上下文，每个子进程的内存上下文组成一个树形结构。
  
  高速缓存
• 当数据库访问表时，需要表的模式信息，比如表的列属性、OID、统计信息等。
  PG将表的模式信息存放在系统表中，因此要访问表，就需要首先在系统表中取得表的模式信息。
  PG设立了高速缓存Cache来提高对系统表和普通表模式的访问效率。
  Cache中包括一个系统表元组SysCache和一个表模式信息RelCache：
  SysCache主要用于缓存系统表元组；
  RelCache存放的不是元组，而是RelationData数据结构；
• 每一个PG进程都维护着自己的SysCache和RelCache。

Cache同步

• PG中，每一个进程都有自己的Cache。同一个进程表在不同的进程中都有对应的Cache来缓存它的元组。桶一个系统表的元组可能被多个进程的Cache所缓存，当其中某个Cache中的一个元组被删除或更新，需要通知其他进程对其Cache进行同步。
  PG中会记录下已被删除的无效元组，并通过共享消息队列的方式在进程之间传递消息，收到无效消息的进程同步地把无效元组（RelationData结构，因为RelCache缓存的是一个RelationData数据结构）才能够自己的Cache中删除。
• 当一个元组被删除或者更新时，在同一个SQL命令的后续执行步骤中，我们依然认为该元组是有效的，直到下一个命令开始或者事务提交时改动才生效。
  在命令的边界，旧元组变为失效，同时新元组变为有效。so，当执行heap_delete或者heap_update时，不能简单地刷新cache，正确的做法是：保持一个无效链表用于记录元组的delete/update操作。
  事务完成后，将无效链表中的信息广播该事务过程中产生的无效信息，其他进程通过消息队列读取无效信息对各自的Cache进行刷新。
  当子事务提交时，只需要将该事务产生的无效消息提交到父事务，最后由最上层的事务广播无效消息。

缓冲池管理

这篇关于＜PostgreSQL数据库内核分析＞之第三章：存储管理的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！

---