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当服务器正常运行时#xff0c;WAL文件不断被写入磁盘。但是#xff0c;这些写操作是顺序的:几乎没有随机访问#xff0c;因此即使是HDD也可以处理这个任务。由于这种类型的加载与典型的数据文件访问非常不同#xff0c;因此有必要为WAL文件设置一个单独的物理存储WAL文件不断被写入磁盘。但是这些写操作是顺序的:几乎没有随机访问因此即使是HDD也可以处理这个任务。由于这种类型的加载与典型的数据文件访问非常不同因此有必要为WAL文件设置一个单独的物理存储并用一个指向已挂载文件系统中的目录的符号链接替换PGDATA/pg_wal编录。
有几种情况下必须同时写入和读取WAL文件。第一个是明显的崩溃恢复案例第二个是流复制。walsender进程直接从文件中读取WAL条目。因此如果副本没有接收到WAL条目而所需的页面仍在主服务器的操作系统缓冲区中则必须从磁盘读取数据。但是访问仍然是顺序的而不是随机的。
WAL条目可以用以下一种方式写入
同步模式禁止任何进一步的操作直到事务提交将所有相关的WAL条目保存到磁盘。异步模式意味着即时事务提交稍后在后台将WAL条目写入磁盘。
当前模式由synchronous_commit参数定义。
同步模式。 为了可靠地注册提交的事实仅仅将WAL条目传递给操作系统是不够的;您必须确保磁盘同步已成功完成。由于同步意味着实际的I/O操作(相当慢)因此尽可能少地执行它是有益的。
为此完成事务并将WAL条目写入磁盘的后端可以执行一个由commit_delay参数定义的小暂停。但是只有当系统中至少有5个commit_sibling活动事务时才会发生这种情况:在此暂停期间其中一些事务可能会完成服务器将设法一次性同步所有WAL条目。这很像扶着电梯门让别人冲进来。
缺省情况下没有暂停。只有对执行大量短OLTP事务的系统修改commit_delay参数才有意义。
在可能的暂停之后完成事务的进程将所有累积的WAL条目刷新到磁盘并执行同步(保存提交条目和与此事务相关的所有先前条目非常重要;其余部分之所以被编写只是因为它不会增加成本)。
从这个时候开始ACID的持久性需求得到了保证——事务被认为是可靠地提交了。这就是为什么同步模式是默认的。
同步通信的缺点是较长的延迟(COMMIT命令在同步结束之前不会返回控制)和较低的系统吞吐量特别是对于OLTP负载。
异步模式。 要启用异步提交必须关闭synchronous_commit参数。在异步模式下walwriter进程将WAL条目写入磁盘该进程在工作和睡眠之间交替进行。暂停的持续时间由wal_writer_delay值定义。
从暂停中唤醒进程检查缓存中是否有新的完全填满的WAL页面。如果出现任何这样的页面进程将它们写到磁盘跳过当前页面。否则它将写入当前的半空页面因为它已经唤醒了。
该算法的目的是避免多次刷新同一个页面这为具有大量数据更改的工作负载带来了明显的性能提升。
虽然WAL缓存被用作环形缓冲区但是walwriter在到达缓存的最后一页时停止;暂停后下一个写作周期从第一页开始。因此在最坏的情况下walwriter需要运行三次才能到达特定的WAL条目:首先它将写入位于缓存末尾的所有完整页面然后它将返回到开头最后它将处理包含条目的未填充页面。但在大多数情况下这需要一到两个周期。
每次写入wal_writer_flush_after数据量时执行同步并在写入周期结束时再次执行同步。
异步提交比同步提交快因为它们不需要等待物理写入磁盘。但是可靠性会受到影响:您可能会丢失在故障之前3×wal_writer_delay时间范围内提交的数据(默认情况下为0.6秒)。
在现实世界中这两种模式相辅相成。在同步模式下与长事务相关的WAL条目仍然可以异步写入空闲的WAL缓冲区。反之亦然即使在异步模式下与即将从缓冲区缓存中驱逐的页面相关的WAL条目也会立即刷新到磁盘中否则无法继续操作。
在大多数情况下系统设计师必须在性能和耐用性之间做出艰难的选择。
还可以为特定事务设置synchronous_commit参数。如果可以在应用程序级别将所有事务分类为绝对关键(例如处理财务数据)或不太重要则可以提高性能同时承担只丢失非关键事务的风险。
为了了解异步提交的潜在性能增益让我们使用pgbench测试比较两种模式下的延迟和吞吐量。
首先初始化所需的表 以同步模式启动一个30秒的测试 现在在异步模式下运行相同的测试 在异步模式下这个简单的基准测试显示出更低的延迟和更高的吞吐量(TPS)。当然每个特定系统都有自己的数据具体取决于当前负载但很明显对短OLTP事务的影响是非常明显的。
让我们恢复默认设置
