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原文： https://www.enmotech.com/web/detail/1/701/1.html
如果是之前学习别的数据库的人，看PostgreSQL会感觉到有句话非常奇怪：“PostgreSQL的回滚是立即完成的，不会受到事务大小本身的影响”。
奇怪在哪里呢？比方我曾经遇到过一次 MySQL 的故障，一个开发给生产数据库导入数据，用的是 Python 脚本，但是，他没有注意一个事情， Python 的 MySQLdb 默认情况下，是设置 autocommit 为 的，于是这哥们导数据（这里说的导入，不是普通那种 load data ，而是带有业务操作的 SQL 语句，所以需要脚本操作）脚本跑了一天之后，整个数据库的状况就变得极为糟糕了：他导入所用的，是一个业务的核心表，一堆业务操作都需要操作这个表，但随着这个导入动作跑了一天，占掉了大量的行锁（几百万行锁）之后，整个业务系统的对外服务都会处于一个无法求到锁的状况了（还掺和着 MySQL 间隙锁的坑坑洼洼），业务服务停摆，于是，作为 DBA 来说，最终的决策，只有杀掉这个”大”事务了。一个 kill 命令过去之后，我们当时俩 DBA 开始慢慢数—小蚂蚁慢慢爬——碰到—颗大豆芽——碰到两颗大豆芽——
最终在将近三个小时的 rollback 之后，这个事务完成回滚，业务系统恢复。
所以看到 PostgreSQL 的这个描述之后，我第一时间的反应是， why ？ how ？ what ？
于是就有了这一篇文章，我从
PG
的事务可见性判断讲起，整理一下
PG
核心文件
clog
的机理
与作用
。
另注：从
pg 10
以后，
clog
改名为
xact
，主要原因，是很多人习惯性地使用
*log
删除日志文件，总是会不小心删除掉原先的
xlog
与
clog
文件，导致数据库不可用，所以分别改名为
wal
与
xact
，后文依然以
clog
为讨论单词，需要注意。
clog简介
第一个问题，什么是 clog ？或者换个说法， PG 到底有哪些日志，它们分别是干啥的？
除了理所当前的各路文本记录（比方数据库的运行报错日志之类） ， PG 的二进制类日志文件主要有两个，一个就是对应传统数据库理论的 redo 日志，理论上，所有数据的修改操作都会被记录到这个日志，在事务提交的时候确保操作都记录到磁盘中，这样讲即便发生宕机，数据库也能以不丢数据的形态重新复活。
但是，各个数据库在这个点上都有不同的实现，比方 MySQL 会有一个 binlog 用于跨存储引擎的主从同步，而在 PG 中，主从同步已经通过 redo 日志（ PG 术语为 XLOG ）同步的情况下，为了处理没有 undo 带来的一系列问题，其中可见性判断这个功能，就是交给 clog 日志文件解决的。
Clog 中记录了每一个事务相关的 xid （记得之前曾吐槽过这个玩意的大小问题带来的 freeze 问题）以及 xid 对应的事务的提交状态。提交状态包括以下一些：执行中，已提交，已中断，已提交的子事务。看到这里，就可以明白，只要事务提交的时候，设置状态为已提交，而事务回滚的时候，设置状态为已中断，就可以达到目的，的确避免了操作数百万行的事务突然要回滚时候的巨大代价。
但我看到这里的时候，就产生一个疑惑，这样的话，我查数据的时候，见到一行的
xid
之后，需要马上确认其可见性，就需要去查
clog
，这个查询频率势必极高而且随机性很大，这个问题该怎么解决呢？
#define CLOG_BITS_PER_XACT 2
#define CLOG_XACTS_PER_BYTE 4
#define CLOG_XACTS_PER_PAGE （ BLCKSZ * CLOG_XACTS_PER_BYTE ）
#define CLOG_XACT_BITMASK （（1 << CLOG_BITS_PER_XACT） - 1）
#define TransactionIdToPage（xid） （（xid） / （TransactionId） CLOG_XACTS_PER_PAGE）
#define TransactionIdToPgIndex（xid） （（xid） % （TransactionId） CLOG_XACTS_PER_PAGE）
#define TransactionIdToByte（xid） （TransactionIdToPgIndex（xid） / CLOG_XACTS_PER_BYTE）
#define TransactionIdToBIndex （ xid ） （（ xid ） % （ TransactionId ） CLOG_XACTS_PER_BYTE ）
PG 代码给了一个非常精彩的回答。
还记得之前 vacuum 那个里面，我大力吐槽 PG 对 32 位 xid 的执着，但这个 32 位 id 果真一无是处吗？看到这里才明白，还留着这么一笔思路。
一个简单的算术，每个事务标记占据 2 个比特位（无符号 0 1 2 3 对应前面提到的事务状态），也就是说，每个字节可以保存 4 个事务，每当 PG 需要确定当前事务状态的时候，就直接根据当前事务 id 计算得到对应的 clog 页位置（除每页 clog 之后的整数商是页数字，而余数则是在页中的具体位置）。真是把文件当 hash 表用的典范啊。
在 32 位 xid 的情况下，假设 xid 限制是 20 亿，每个 8K 的 clog 页存储 32k 事务位的情况下， clog 最大也才五百来 MB ，这部分交给操作系统的文件缓存足以保障访问效率了。
真是一个绝妙的主意不是么？如果不考虑 64 位 xid 的情况下， clog 大小完全不可控的情况的话。
还是把话题集中在 clog ， 下面我们来探讨的是，当事务提交或者回滚的时候，其内部的运作机理又是如何呢？
以及，前文中可以看到的一个明显问题，
pg
这种操作的话，写入的行必然是一个”执行中事务状态”的行，这种行难道是每次查的时候，都得去找
clog
判断吗？如果频繁扫他几百万行，是不是会有问题？
clog实现内部
前面提到， clog 里面会记录的是 xid 对应的事务状态。在 PG 里面， xid 是一个珍贵的资源（考虑到每 20 亿大限的成住空坏），因此并不是每个事务都会被分配到 xid 。
一般来说，只有一个事务进行了数据修改（比如 insert ， update ， delete ）之类的操作，才会被分配给一个 xid 。
当 这个事务最终提交或者回滚的时候，其最终状态就会被记录入 clog 。
事务提交与回滚时候的clog操作
首先来说提交。
抛开其他各种过程，每次事务提交的时候，主要的调用路径是： CommitTransaction （提交事务时候调用）-> RecordTransactionCommit（记录事务为已提交）-> TransactionIdCommitTree（同步标记事务为提交）/TransactionIdAsyncCommitTree（异步标记事务为提交，调用下一步需要提供lsn）-> TransactionIdSetTreeStatus（设置事务与子事务状态）-> TransactionIdSetPageStatus（设置单数据页内事务状态）-> TransactionIdSetPageStatusInternal（设置实际文件页）-> TransactionIdSetStatusBit（设置比特位）
其中值得拿出来讲的，主要是 TransactionIdSetTreeStatus 这个方法。
这里涉及到一个概念，子事务。在 PG 这个地方，子事务的概念主要指：事务从开始到结束，期间可以 savepoint ，之后 rollback 到 savepoint 而不是事务起点，在实际情况中多有应用，因此这里父事务与子事务（比如事务最终提交，但期间有回滚的情况，或者事务期间多次 save point ）必须尽可能原子性的方式写入，否则事务可见性就会出现问题。
在代码注释里面，对这里的写入做了一个比较直观的例子：
比如一个事务t，有子事务 t1，t2，t3，t4，其中t，t1被映射到clog页p1，t2和t3在p2，t4在页p3。那么写入的时候，顺序如下：
设置p2 的t2 t3为子提交，之后设置p3的t4位子提交
设置t1为子提交，之后设置t为已提交，之后设置t1为已提交
设置 t2 t3 为已提交，设置t4位已提交
对于回滚，实际上也是调用TransactionIdSetTreeStatus方法，只是上层函数是TransactionIdAbortTree，设置的标记是TRANSACTIONSTATUSABORTED，也就是记录事务为中断。语义上来说，对于事务中断，由于事务的原子性要求，中断的事务数据就是不可见的了，没啥问题。
数据行事务可见性的判断与clog
众所周知的是，pg新增行都会对原先的行打一个删除标记，然后写在原先行的旁边，理所当然地，每个数据行都会记录一个事务标记（当然还有数据行对应的事务id），来确保可见性，避免看到事务层面已经rollback的事务。
首先，写入的当时，事务没有结束的时候，必然是”执行中”这个状态。当事务之后提交，或者回滚的时候，pg是必然不会回头改这个标记的，否则无论提交还是回滚，都是一个代价巨大的事情。
就前文所言，pg的事务可见性，是通过行的事务id，找到clog里面对应的标记位置，然后判断的，这里非常理所当然的一个事情是，这种判断，每一行做一次就足够了，判断清楚后，修改掉这个事务标记为已提交或者是中断事务，后续读取的时候，就不需要回查clog了。
PG当然就是这么干的。
也就是说，前一个事务所有修改的数据，它没有在提交或者回滚的当时改掉所有的修改标记，而是把烂摊子丢给后来的人。
而这里还藏着一个问题：你既然修改了行的标记，那理所当然地，行所在数据块的校验和就变了，校验和变了，那块是不是就必须得传到wal缓存走流程了？即便没有涉及数据的变更？而且考虑到从库查询的时候，查数据也可以直接走从库的clog流程，这个数据块是不是必须传给从库？
那么，现在就有一个现成的面试问题了：PostgreSQL单纯的select执行，会不会产生WAL日志？
事实上，这里的事务标记带来的校验和的问题，在PG里面的处理是比较特殊的。
PostgreSQL里面，当且仅当设置了walloghints或者初始化时候，initdb启用了checksum的情况下，才会在设置标记为的时候去写WAL日志。
而且这里还不是每次设置标记位都会写。
必须得是，前一次checkpoint之后，数据块第一次被修改就是sethintbit操作的情况下，才会写整个数据块到WAL。
clog的一些衍生思考
实际上就清理过期数据，MySQL也是用delete+insert替代update，但在清理以及处理上，并没有搞到vacuum这么大代价，比如MySQL的purge线程的执行，一般很少需要特别关注，而PostgreSQL的vacuum虽然说是并行化，但是在单表内却是串行的，民间贡献的表内并行vacuum的补丁因为各种bug迟迟没有合并（目前来看PG12没戏了），这个事情为什么会这样呢？
因为clog毕竟只是事务可见性的标记，而不是事务的修改关联。在传统的undo类实现中，修改的数据，以及关联的事务等，都在undo按照顺序存储，purge执行的之后，直接从undo就可以找到对应的需要处理的数据块直接处理。
但是对于PG来说，由于仅仅只有事务标记，vacuum必须扫描所有的数据文件的数据块来处理这个问题，虽然pg里面，vacuum和统计信息采集合二为一（统计信息采集是传统数据库最大的全库扫描行为了），但必然需要付出的全库扫描代价却一个都不会少。
因此vacuum对超大表非常慢，极端情况下在vacuum freezen时候导致全库不可用（freezen结束前不允许执行新事务），就是有极大可能的事情了。
为了解决超大表，传统建议是使用分区表，但PostgreSQL的官方实现里面，分区表一直不太稳定，并且支持不足，因此又不得不引入pathman这个外部组件来协调处理，导致运维复杂度的进一步上升，就成了理所当然的事情。
不过目前就PostgreSQL 12来说，已经在逐渐开放存储引擎层面的接口，而社区中实现的undo版本的存储引擎，虽然因为完成度问题没有在本次release中发布，但未来可期，相信vacuum这一类问题，在未来必然会得到更好的处理。
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