第5章 事务机制源码解析 事务是数据库操作的执行单位，需要满足最基本的ACID(原子性、一致性、隔离性、持久性)属性。 (1) 原子性： 一个事务提交之后要么全部执行，要么全部不执行。 (2) 一致性： 事务的执行不能破坏数据库的完整性和一致性。 (3) 隔离性： 事务的隔离性是指在并发中，一个事务的执行不能被其他事务干扰。 (4) 持久性： 一旦事务完成提交，那么它对数据库的状态变更就会永久保存在数据库中。 本章主要介绍openGauss事务模块如何实现数据库事务的基本属性，使用户数据不丢不错、修改不乱、查询无错误。 5.1事务整体架构与代码 事务模块总体结构如图51所示。 图51事务模块总体结构 在openGauss中，事务的实现与存储引擎的实现有很强关联，代码主要集中在src/gausskernel/storage/access/transam及src/gausskernel/storage/lmgr下，关键文件如图51所示。 (1) 事务管理器： 事务系统的中枢，它的实现是一个有限循环状态机，通过接收外部系统的命令并根据当前事务所处的状态决定事务的下一步执行过程。 (2) 日志管理器： 用来记录事务执行的状态及数据变化的过程，包括事务提交日志(CLOG)、事务提交序列日志(CSNLOG)及事务日志(XLOG)。其中，CLOG只用来记录事务执行的结果状态； CSNLOG记录日志提交的顺序，用于可见性判断； XLOG是数据的redo日志，用于恢复及持久化数据。 (3) 线程管理： 通过一片内存区域记录所有线程的事务信息，任何一个线程可以通过访问该区域获取其他事务的状态信息。 (4) MVCC机制： openGauss系统中，事务执行读流程结合各事务提交的CSN序列号，采用了多版本并发控制机制，实现了元组的读和写互不阻塞。详细可见性判断方法见本书5.2节相关内容。 (5) 锁管理： 实现系统的读写并发控制，通过锁机制来保证事务读写流程的隔离性。 5.2事务并发控制 事务并发控制机制用来保证并发执行事务的情况下openGauss的ACID特性。下面将逐一介绍事务并发控制的各组成部分。 openGauss数据库源码解析 第5章事务机制源码解析 5.2.1事务状态机 openGauss将事务系统分为上层(事务块TBlockState)和底层(TransState)两个层次。 通过分层的设计，在处理上层业务时可以屏蔽具体细节，灵活支持客户端各类事务执行语句(BEGIN/START TRANSACTION/COMMIT/ROLLBACK/END)。 (1) TBlockState： 客户端query的状态，用于提高用户操作数据的灵活性，用事务块的形式支持在一个事务中执行多条query语句。 (2) TransState： 内核端视角，记录了整个事务当前所处的具体状态。 1. 事务上层状态机 事务上层状态机结构体代码如下： typeset enum TBlockState { /*不在事务块中的状态：单条SQL语句*/ TBLOCK_DEFAULT,/*事务块默认状态*/ TBLOCK_STARTED,/*执行单条query 语句*/ /*处于事务块中的状态：一个事务包含多条语句*/ TBLOCK_BEGIN,/*遇到事务开始命令BEGIN/START TRANSACTION*/ TBLOCK_INPROGRESS,/*表明正在事务块处理过程中*/ TBLOCK_END,/*遇到事务结束命令END/COMMIT*/ TBLOCK_ABORT,/*事务块内执行报错，等待客户端执行ROLLBACK*/ TBLOCK_ABORT_END,/*在事务块内执行报错后，接收客户端执行ROLLBACK*/ TBLOCK_ABORT_PENDING,/*事务块内执行成功，接收客户端执行ROLLBACK(期望事务回滚)*/ TBLOCK_PREPARE,/*两阶段提交事务，收到PREPARE TRANSACTION命令*/ /*子事务块状态,与上述事务块状态类似*/ TBLOCK_SUBBEGIN,/*遇到子事务开始命令SAVEPOINT*/ TBLOCK_SUBINPROGRESS,/*表明正在子事务块处理过程中*/ TBLOCK_SUBRELEASE,/*遇到子事务结束命令RELEASE SAVEPOINT*/ TBLOCK_SUBCOMMIT,/*遇到事务结束命令END/COMMIT 从底层的子事务递归提交到顶层事务*/ TBLOCK_SUBABORT,/*子事务块内执行报错，等待客户端ROLLBACK TO/ROLLBACK*/ TBLOCK_SUBABORT_END,/*在子事务块内执行报错后，接收到客户端ROLLBACK TO上层子事务/ROLLBACK*/ TBLOCK_SUBABORT_PENDING,/*子事务块内执行成功，接收客户端执行的ROLLBACK TO上层子事务/ROLLBACK*/ TBLOCK_SUBRESTART,/*子事务块内执行成功，收到ROLLBACK TO当前子事务*/ TBLOCK_SUBABORT_RESTART/*子事务块内执行报错后，接收到ROLLBACK TO当前子事务*/ } TBlockState; 为了便于理解，可以先不关注子事务块的状态。当理解了主事务的状态机行为后，子事务块的状态机转换同父事务类似。父子事务的关系类似于一个栈的实现，子事务相较于父事务后开始先结束。 显式事务块的状态机及相应的转换函数如图52所示。 图52显式事务块状态机及相应的转换函数 图52中的事务状态相对应的事务状态机结构体中的值如表51所示。 表51事务块状态相对应的事务状态机结构体中的值 事务状态 事务状态机结构体 默认 TBLOCK_DEFAULT 已开始 TBLOCK_STARTED 事务块开启 TBLOCK_BEGIN 事务块运行中 TBLOCK_INPROGRESS 事务块结束 TBLOCK_END 回滚 TBLOCK_ABORT续表 事务状态 事务状态机结构体 回滚结束 TBLOCK_ABORT_END 回滚等待 TBLOCK_ABORT_PENDING 在无异常情形下，一个事务块的状态机如图52所示按照默认(TBLOCK_DEFAULT)→已开始(TBLOCK_STARTED)→事务块开启(TBLOCK_BEGIN)→事务块运行中(TBLOCK_INPROGRESS)→事务块结束(TBLOCK_END)→默认(TBLOCK_DEFAULT)循环。剩余的状态机是在上述正常场景下的各个状态点的异常处理分支。 (1) 在进入事务块运行(TBLOCK_INPROGRESS)前出错，因为事务还没有开启，直接报错并回滚，清理资源回到默认(TBLOCK_DEFAULT)状态。 (2) 在事务块运行中(TBLOCK_INPROGRESS)出错分为两种情形。事务执行失败： 事务块运行中(TBLOCK_INPROGRESS)→回滚(TBLOCK_ABORT)→回滚结束(TBLOCK_ABORT_END)→默认(TBLOCK_DEFAULT)； 用户手动回滚执行成功的事务： 事务块运行中(TBLOCK_INPROGRESS)→回滚等待(TBLOCK_ABORT_PENDING)→默认(TBLOCK_DEFAULT)。 (3) 在用户执行COMMIT语句时出错： 事务块结束(TBLOCK_END)→默认(TBLOCK_DEFAULT)。由图52可以看出，事务开始后离开默认(TBLOCK_DEFAULT)状态，事务完全结束后回到默认(TBLOCK_DEFAULT)状态。 (4) openGauss同时还支持隐式事务块，当客户端执行单条SQL语句时可以自动提交，其状态机相对比较简单： 按照默认(TBLOCK_DEFAULT)→已开始(TBLOCK_STARTED)→默认(TBLOCK_DEFAULT)循环。 2. 事务底层状态机 TransState结构体代码如下： typedef enum TransState { TRANS_DEFAULT,/*当前为空闲默认状态，无事务开启*/ TRANS_START,/*事务正在开启*/ TRANS_INPROGRESS,/*事务开启完毕，进入事务运行中*/ TRANS_COMMIT,/*事务正在提交*/ TRANS_ABORT,/*事务正在回滚*/ TRANS_PREPARE/*两阶段提交事务进入PREPARE TRANSACTION阶段*/ } TransState; 内核内部事务底层状态如图53所示，底层状态机的描述见结构体TransState。 (1) 在事务开启前事务状态为TRANS_DEFAULT。 (2) 事务开启过程中事务状态为TRANS_START。 (3) 事务成功开启后一直处于TRANS_INPROGRESS。 (4) 事务结束/回滚的过程中状态为TARNS_COMMIT/ TRANS_ABORT。 (5) 事务结束后事务状态回到TRANS_DEFAULT。 图53内核内部事务底层状态 3. 事务状态机系统实例 这里给出一条SQL的状态机运转实例，有助于更好地理解内部事务如何运作。在客户端执行SQL语句： BEGIN; SELECT * FROM TABLE1; END; 1) 整体流程 整体执行过程如图54所示，任何语句的执行总是先进入事务处理接口事务块中，然后调用事务底层函数处理具体命令，最后返回事务块中。 图54整体执行过程 2) BEGIN执行流程 BEGIN执行流程如图55所示。 (1) 入口函数exec_simple_query处理begin语句。 (2) start_xact_command函数开始一个query命令，调用StartTransactionCommand函数，此时事务块上层状态为TBLOCK_DEFAULT，继续调用StartTransaction函数，设置事务底层状态TRANS_START，完成内存、缓存区、锁资源的初始化后将事务底层状态设为TRANS_INPROGRESS，最后在StartTransactionCommand函数中设置事务块上层状态为TBLOCK_STARTED。 (3) PortalRun函数处理begin语句，依次向下调用函数，最后调用BeginTransactionBlock函数转换事务块上层状态为TBLOCK_BEGIN。 (4) finish_xact_command函数结束一个query命令，调用CommitTransactionCommand函数设置事务块上层状态从TBLOCK_BEGIN变为TBLOCK_INPROGRESS，并等待读取下一条命令。 3) SELECT执行流程 SELECT执行流程如图56所示。 (1) 入口函数exec_simple_query处理“SELECT * FROM TABLE1；”命令。 (2) start_xact_command函数开始一个query命令，调用StartTransactionCommand函数，由于当前上层事务块状态为TBLOCK_INPROGRESS，说明已经在事务块内部，则直接返回，不改变事务上层及底层的状态。 (3) PortalRun执行SELECT语句，依次向下调用函数ExecutorRun，根据执行计划执行最优路径查询。 (4) finish_xact_command函数结束一条query命令，调用CommitTransactionCommand函数，当前事务块上层状态仍为TBLOCK_INPROGESS，不改变当前事务上层及底层的状态。 4) END执行流程 END执行流程如图57所示。 图55BEGIN执行流程 图56SELECT执行流程 图57END执行流程 (1) 入口函数exec_simple_query处理end命令。 (2) start_xact_command函数开始一个query命令，调用StartTransactionCommand函数，当前上层事务块状态为TBLOCK_INPROGESS，表明事务仍然在进行，此时也不改变任何上层及底层事务状态。 (3) PortalRun函数处理END语句，依次调用processUtility函数，最后调用EndTransactionBlock函数对当前上层事务块状态机进行转换，设置事务块上层状态为TBLOCK_END。 (4) finish_xact_command函数结束query命令，调用CommitTransactionCommand函数，当前事务块状态为TBLOCK_END； 继续调用CommitTransaction函数提交事务，设置事务底层状态为TRANS_COMMIT，进行事务提交流程并且清理事务资源； 清理后设置底层事务状态为TRANS_DEFAULT，返回CommitTansactionCommand函数； 设置事务块上层状态为TBLOCK_DEFAULT，整个事务块结束。 4. 事务状态转换相关函数简述 （1) 事务处理子函数： 根据当前事务上层状态机，对事务的资源进行相应的申请、回收及清理。 具体介绍如表52所示。 表52事务处理子函数 子函数 说明 StartTransaction 开启事务，对内存及变量进行初始化操作，完成后将底层事务状态置为TRANS_INPROGRESS CommitTransaction 当前的底层状态机为TRANS_INPROGRESS，然后设置为TRANS_COMMIT，本地持久化CLOG及XLOG日志，并清空相应的事务槽位信息，最后将底层状态机置为TRANS_DEFAULT PrepareTransaction 当前底层状态机为TRANS_INPROGRESS，同前面描述的CommitTransaction函数类似处理，设置底层状态机为TRANS_PREPARE，构造两阶段GXACT结构并创建两阶段文件，加入dummy的槽位信息，将线程的锁信息转移到dummy槽位中，释放资源，最后将底层状态机置为TRANS_DEFAULT AbortTransaction 释放LWLock、UnlockBuffers、LockErrorCleanup，当前底层状态为TRANS_INPROGRESS，设置为TRANS_ABORT，记录相应的CLOG日志，清空事务槽位信息，释放各类资源 CleanupTransaction 当前底层状态机应为TRANS_ABORT，继续清理一些资源，一般紧接着AbortTransaction调用 FinishPreparedTransaction 结束两阶段提交事务 StartSubTransaction 开启子事务 CommitSubTransaction 提交子事务 AbortSubTransaction 回滚子事务 CleanupSubTransaction 清理子事务的一些资源信息，类似于CleanupTransaction PushTransaction/PopTransaction 子事务类似于一个栈式的信息，开启和结束子事务时使用Push/Pop函数 （2) 事务执行函数： 根据相应的状态机调用子函数。 具体介绍如表53所示。 表53事务执行函数 函数 说明 StartTransactionCommand 事务开始时根据上层状态机调用相应的事务执行函数 CommitTransactionCommand 事务结束时根据上层状态机调用相应的事务执行函数 AbortCurrentTransaction 事务内部出错，长跳转longjump调用，提前清理掉相应的资源，并将事务上层状态机置为TBLOCK_ABORT （3) 上层事务状态机控制函数。 具体介绍如表54所示。 表54上层事务状态机控制函数 函数 说明 BeginTransactionBlock 显式开启一个事务时，将上层事务状态机变为TBLOCK_BEGIN EndTransactionBlock 显式提交一个事务时，将上层事务状态机变为TBLOCK_END UserAbortTransactionBlock 显式回滚一个事务时，将上层事务状态机变为TBLOCK_ABORT_PENDING/ TBLOCK_ABORT_END PrepareTransactionBlock 显式执行PREPARE语句，将上层事务状态机变为TBLOCK_PREPARE DefineSavepoint 执行SAVEPOINT语句，通过调用PushTransaction将子事务上层事务状态机变为TBLOCK_SUBBEGIN ReleaseSavepoint 执行RELEASE SAVEPOING语句，将子事务上层状态机转变为TBLOCK_SUBRELEASE RollbackToSavepoint 执行ROLLBACK TO语句，将所有子事务上层状态机转变为TBLOCK_SUBABORT_PENDING/ TBLOCK_SUBABORT_END，顶层事务的上层状态机转变为TBLOCK_SUBABORT_RESTART 5.2.2事务ID分配及CLOG/CSNLOG 为了在数据库内部区别不同的事务，openGauss会为它们分配唯一的标识符，即事务ID(XID)，XID是uint64单调递增的序列。当事务结束后，使用CLOG记录是否提交，使用CSNLOG(Commit Sequence Number Log)记录该事务提交的序列，用于可见性判断。 1. 64位XID及其分配 openGauss对每个写事务均会分配一个唯一标识。当事务插入时，会将事务信息写到元组头部的xmin，代表插入该元组的XID； 当事务进行更新和删除时，会将当前事务信息写到元组头部的xmax，代表删除该元组的XID。当前事务ID的分配采用的是uint64单调递增序列，为了节省空间并兼容老的版本，当前设计是将元组头部的xmin/xmax分成两部分存储，元组头部的xmin/xmax均为uint32的数字，页面的头部存储64位的xid_base，为当前页面的xid_base。 元组结构如图58所示，页面头结构如图59所示，那么对于每条元组真正的xmin、xmax计算公式即为： 元组头中xmin/xmax + 页面xid_base。 图58元组结构 图59页面头结构 当页面不断有更大的XID插入时，可能超过“xid_base + 232”，此时需要通过调节xid_base来满足所有元组的xmin/xmax都可以通过该值及元组头部的值计算出来，详细逻辑见“3. 关键函数”。 为了使XID不消耗过快，openGauss当前只对写事务进行XID的分配，只读事务不会额外分配XID，也就是说并不是任何事务一开始都会分配XID，只有真正使用XID时才会去分配。在分配子事务XID时，如果父事务还未分配XID，则会先给父事务分配XID，再给子事务分配XID，确保子事务的XID比父事务大。理论上64位XID已经足够使用： 假设数据库的tps为1000万，即1秒处理1000万个事务，64XID可以使用58万年。 2. CLOG、CSNLOG CLOG和CSNLOG分别维护事务ID→CommitLog及事务ID→CommitSeqNoLog的映射关系。由于内存的资源有限，并且系统中可能会有长事务存在，内存中可能无法存放所有的映射关系，此时需要将这些映射写盘成物理文件，所以产生了CLOG(XID→CommitLog Map)、CSNLOG(XID→CommitSeqNoLog Map)文件。CSNLOG和CLOG均采用了SLRU(Simple Least Recently Used，简单最近最少使用)机制来实现文件的读取及刷盘操作。 1) CLOG CLOG用于记录事务ID的提交状态。openGauss中对于每个事务ID使用2个bit位4种状态来标识它的状态。CLOG定义代码如下： #define CLOG_XID_STATUS_IN_PROGRESS 0x00 表示事务未开始或还在运行中(故障场景可能是crash) #define CLOG_XID_STATUS_COMMITTED 0x01 表示该事务已经提交 #define CLOG_XID_STATUS_ABORTED 0x02 表示该事务已经回滚 #define CLOG_XID_STATUS_SUB_COMMITTED 0x03 表示子事务已经提交而父事务状态未知 CLOG页面的物理组织形式如图510所示。 图510CLOG页面的物理组织形式 图510表示事务1、4、5还在运行中，事务2已经提交，事务3已经回滚。 2) CSNLOG CSNLOG用于记录事务提交的序列号。openGauss为每个事务ID分配8字节uint64的CSN号，所以一个8K页面能保存1K个事务的CSN号。CSNLOG达到一定大小后会分块，每个CSNLOG文件块的大小为256KB。同XID号类似，CSN号预留了几个特殊的号。CSNLOG定义代码如下： #define COMMITSEQNO_INPROGRESS UINT64CONST(0x0) 表示该事务还未提交或回滚 #define COMMITSEQNO_ABORTED UINT64CONST(0x1) 表示该事务已经回滚 #define COMMITSEQNO_FROZEN UINT64CONST(0x2) 表示该事务已提交，且对任何快照可见 #define COMMITSEQNO_FIRST_NORMAL UINT64CONST(0x3) 事务正常的CSN号起始值 #define COMMITSEQNO_COMMIT_INPROGRESS (UINT64CONST(1) << 62) 事务正在提交中 同CLOG相似，CSNLOG的物理结构体如图511所示。 事务ID 2048、2049、2050、2051、2052、2053的对应的CSN号依次是5、4、7、10、6、8，也就是说事务提交的次序依次是2049→2048→2052→2050→2053→2051。 3. 关键函数 64位XID页面xid_base的计算函数： (1) heap_page_prepare_for_xid函数： 在对页面有写入操作时调用，用来调节xid_base。 ① 新来XID在“xid_base + FirstNormalxid”与“xid_base + MaxShortxid(0xFFFFFFFF)”之间时，当前的xid_base不需要调整。 ② 新来XID在“xid_base + FirstNormalxid”左侧(XID小于该值)时，需要减小xid_base。 ③ 新来XID在“xid_base + MaxShortxid”右侧(XID大于该值)时，需要增加xid_base。 图511CSNLOG的物理结构体 ④ 特殊情况下，页面的XID跨度大于32位能表示的范围时，就需要冻结本页面上较小的XID，即将提交的XID设为FrozenTransactionId(2)，该值对所有事务均可见； 将回滚的XID设为InvalidTransactionId(0)，该值对所有的事务均不可见。 (2) freeze_single_heap_page函数： 对该页面上较小的XID进行冻结操作。 ① 计算oldestxid，比该值小的事务已经无任何事务访问更老的版本，此时可以将提交的XID直接标记为FrozenTransactionId，即对所有事务可见； 将回滚的XID标记为InvalidTransactionId，即对所有事务不可见。 ② 页面整理，清理hot update链，重定向itemid，整理页面空间。 ③ 根据oldestxid处理各个元组。 (3) heappage_shift_base函数： 更新xid_base，调整页面中各个元组头中的xmin/xmax。 (4) GetNewTransactionId函数： 获取最新的事务ID。 5.2.3MVCC可见性判断机制 openGauss利用多版本并发控制来维护数据的一致性。当扫描数据时，每个事务看到的只是拿快照那一刻的数据，而不是数据当前的最新状态。这样就可以避免一个事务看到其他并发事务的更新而导致不一致的场景。使用多版本并发控制的主要优点是，读取数据的锁请求与写数据的锁请求不冲突，以此来实现读不阻塞写，写也不阻塞读。下面介绍事务隔离级别及CSN机制。 1. 事务隔离级别 SQL标准考虑了并行事务间应避免的现象，定义了几种隔离级别，如表55所示。 表55事务隔离级别 隔离级别 P0： 脏写 P1： 脏读 P2： 不可重复读 P3： 幻读 读未提交 不可能 可能 可能 可能 读已提交 不可能 不可能 可能 可能 可重复读 不可能 不可能 不可能 可能 可串行化 不可能 不可能 不可能 不可能 (1) 脏写(dirty write)： 两个事务分别写入，两个事务分别提交或回滚，则事务的结果无法确定，即一个事务可以回滚另一个事务的提交。 (2) 脏读(dirty read)： 一个事务可以读取另一个事务未提交的修改数据。 (3) 不可重复读(fuzzy read)： 一个事务重复读取前面读取过的数据，数据的结果被另外的事务修改。 (4) 幻读(phantom)： 一个事务重复执行范围查询，返回一组符合条件的数据，每次查询的结果集因为其他事务的修改发生改变(条数)。 在各类数据库实现的过程中，并发事务产生了一些新的现象，在原来的隔离级别的基础上，有了一些扩展，如表56所示。 表56事务隔离级别扩展 隔离级别 P0： 脏写 P1： 脏读 P4： 更新 丢失 P2： 不可 重复读 P3： 幻读 A5A： 读 偏斜 A5B： 写 偏斜 读未提交 不可能 可能 可能 可能 可能 可能 可能 读已提交 不可能 不可能 可能 可能 可能 可能 可能 可重复读 不可能 不可能 不可能 不可能 可能 不可能 不可能 快照一致性读 不可能 不可能 不可能 不可能 偶尔 不可能 可能 可串行化 不可能 不可能 不可能 不可能 不可能 不可能 不可能 (5) 更新丢失(lost update)： 一个事务在读取元组并更新该元组的过程中，有另一个事务修改了该元组的值，导致最终这次修改丢失。 (6) 读偏斜(read skew)： 假设数据x、y有隐式的约束x+y=100； 事务一读取x=50； 事务二写x=25并更新y=75保证约束成立，事务二提交，事务一再读取y=75，导致事务一中读取x+y=125，不满足约束。 (7) 写偏斜(write skew)： 假设数据x、y有隐式的约束x+y≤100； 事务一读取x=50，并写入y=50； 事务二读取y=30并写入x=70，并提交； 事务一再提交； 最终导致x=70，y=50不满足x+y≤100的约束。 openGauss提供读已提交隔离级别和可重复读隔离级别： 在实现上可重复读隔离级别无幻读问题，有A5B写偏斜问题。 2. CSN机制 1) CSN原理 CSN原理如图512所示。 图512CSN原理 每个非只读事务在运行过程中会取得一个XID号，在事务提交时会推进CSN，同时会将当前CSN与事务的XID映射关系保存起来(CSNLOG)。在图512中，实心竖线表示取snapshot(快照)时刻，会获取最新提交CSN(3)的下一个值4。TX1、TX3、TX5已经提交，对应的CSN号分别是1、2、3。TX2、TX4、TX6正在运行，TX7、TX8是还未开启的事务。对于当前快照而言，严格小于CSN号4的事务提交结果均可见； 其余事务提交结果在获取快照时刻还未提交，不可见。 2) MVCC快照可见性判断的流程 获取快照时记录当前活跃的最小的XID，记为snapshot.xmin； 当前最新提交的“事务ID(latestCompleteXid)+1”记为snapshot.xmax； 当前最新提交的“CSN号+1”(NextCommitSeqNo)记为snapshot.csn。MVCC快照可见性判断的简易流程如图513所示。 图513MVCC快照可见性判断的简易流程 (1) XID大于或等于snapshot.xmax时，该事务ID不可见。 (2) XID比snapshot.xmin小时，说明该事务ID在本次事务启动前已经结束，需要查询事务的提交状态，并在元组头上设置相应的标记位。 (3) XID处于snapshot.xmin和snapshot.xmax之间时，需要从CSNXID映射中读取事务结束的CSN； 如果CSN有值且比snapshot.csn小，表示该事务可见，否则不可见。 3) 提交流程 事务提交流程如图514所示。 图514提交流程 (1) 设置CSNXID映射commitinprogress标记。 (2) 原子更新NextCommitSeqNo值。 (3) 生成redo日志，写CLOG，写CSNLOG。 (4) 更新PGPROC，将对应的事务信息从PGPROC中移除，XID设置为InvalidTransactionId，xmin设置为InvalidTransactionId。 4) 热备支持 在事务的提交流程步骤(1)与(2)之间，增加commitinprogress的XLOG日志。备机在读快照时，首先获取轻量锁ProcArrayLock，并计算当前快照。如果使用当前快照中的CSN，碰到XID对应的CSN号有COMMITSEQNO_COMMIT_INPROGRESS标记，则必须等待相应的事务提交XLOG回放结束后再读取相应的CSN判断是否可见。为了实现上述等待操作，备机在对commitinprogress的XLOG日志做redo操作时，会调用XactLockTableInsert函数获取相应XID的事务排他锁； 其他的读事务如果访问到该XID，会等待在此XID的事务锁上，直到相应的事务提交XLOG回放结束后再继续运行。 3. 关键数据结构及函数 1) 快照 快照相关代码如下： typedef struct SnapshotData { SnapshotSatisfiesFunc satisfies; /*判断可见性的函数；通常使用MVCC，即HeapTupleSatisfiesMVCC*/ TransactionId xmin; /*当前活跃事务最小值，小于该值的事务说明已结束*/ TransactionId xmax; /*最新提交事务ID(latestCompeleteXid)+1，大于或等于该值说明事务还未开始，该事务ID不可见*/ TransactionId* xip; /*记录当前活跃事务链表，在CSN版本中该值无用*/ TransactionId* subxip; /*记录缓存子事务活跃链表，在CSN版本中该值无用*/ uint32 xcnt; /*记录活跃事务的个数(xip中元组数)，在CSN版本中该值无用*/ GTM_Timeline timeline; /*openGauss单机中无用*/ uint32 max_xcnt; /*xip的最大个数，CSN版本中该值无用*/ int32 subxcnt; /*缓存子事务活跃链表的个数，在CSN版本中该值无用*/ int32 maxsubxcnt; /*缓存子事务活跃链表最大个数，在CSN版本中该值无用*/ bool suboverflowed; /*子事务活跃链表是否已超过共享内存中预分配的上限，在CSN版本中无用*/ CommitSeqNo snapshotcsn; /*快照的CSN号，一般为最新提交事务的CSN号+1(NextCommitSeqNo)，CSN号严格小于该值的事务可见*/ int prepared_array_capacity; /*单机openGauss无用*/ int prepared_count; /*单机openGauss无用*/ TransactionId* prepared_array; /*单机openGauss无用*/ bool takenDuringRecovery; /*是否Recovery过程中产生的快照*/ bool copied; /*该快照是会话级别静态的，还是新分配内存复制的*/ CommandId curcid; /*事务块中的命令序列号，即同一事务中，前面插入的数据后面可见*/ uint32 active_count; /*ActiveSnapshot stack的refcount*/ uint32 regd_count; /*RegisteredSnapshotList 的refcount*/ void* user_data; /*本地多版本快照使用，标记该快照还有线程使用，不能直接释放*/ SnapshotType snapshot_type; /*openGauss单机无用*/ } SnapshotData; 2) HeapTupleSatisfiesMVCC 用于一般读事务的快照扫描，基于CSN的大体逻辑，详细代码如下： bool HeapTupleSatisfiesMVCC(HeapTuple htup, Snapshot snapshot, Buffer buffer) { ... /*初始化变量*/ if (!HeapTupleHeaderXminCommitted(tuple)) { /*此处先判断用1bit记录的hint bit(提示比特位。openGauss判断可见性时，通常需要知道元组xmin和xmax对应的CLOG的提交状态； 为了避免重复访问CLOG，openGauss内部对可见性判断进行了优化。hint bit把事务状态直接记录在元组头中，用1bit来表示提交和回滚状态。openGauss不会在事务提交或回滚时主动更新元组上的hint bit，而是等到访问该元组并进行可见性判断时，如果发现hint bit没有设置，则在CLOG中读取并设置，否则直接读取hint bit值。)，防止同一条tuple反复获取事务最终提交状态。如果一次扫描发现该元组的xmin/xmax已经提交，就会打上相应的标记，加速扫描；如果没有标记则继续判断*/ if (HeapTupleHeaderXminInvalid(tuple)) /*同样判断hint bit。如果xmin已经标记为invalid说明插入该元组的事务已经回滚，直接返回不可见*/ return false; if (TransactionIdIsCurrentTransactionId(HeapTupleHeaderGetXmin(page, tuple))) { /*如果是一个事务内部，需要去判断该元组的CID，即同一个事务内，后面可以查到当前事务之前插入的扫描结果*/ .... } else { /*如果扫描其他事务，需要根据快照判断事务是否可见*/ visible = XidVisibleInSnapshot(HeapTupleHeaderGetXmin(page, tuple), snapshot, &hintstatus); /*通过CSNLOG判断事务是否可见，并且返回该事务的最终提交状态*/ if (hintstatus == XID_COMMITTED) /*如果该事务提交，则打上提交的hint bit用于加速判断*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMIN_COMMITTED, HeapTupleHeaderGetXmin(page, tuple)); if (hintstatus == XID_ABORTED) { … /*如果事务回滚，则打上回滚标记*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMIN_INVALID, InvalidTransactionId); } if (!visible) { /*如果xmin不可见，则该元组不可见，否则表示插入该元组的事务对于该次快照已经提交，继续判断删除该元组的事务是否对该次快照提交*/ return false; } } } } else { /*如果该条元组的xmin已经被打上提交的hint bit，则通过函数接口CommittedXidVisibleInSnapshot判断是否对本次快照可见*/ /*xmin is committed, but maybe not according to our snapshot*/ if (!HeapTupleHeaderXminFrozen(tuple) && !CommittedXidVisibleInSnapshot(HeapTupleHeaderGetXmin(page, tuple), snapshot)) { return false; } } ... /*后续xmax的判断与xmin类似，如果xmax对于本次快照可见，则说明删除该条元组的事务已经提交*/ if (!(tuple->t_infomask & HEAP_XMAX_COMMITTED)) { if (TransactionIdIsCurrentTransactionId(HeapTupleHeaderGetXmax(page, tuple))) { if (HeapTupleHeaderGetCmax(tuple, page) >= snapshot->curcid) return true; /*在扫描前该删除事务已经提交*/ else return false; /*扫描开始后删除操作的事务才提交*/ } visible = XidVisibleInSnapshot(HeapTupleHeaderGetXmax(page, tuple), snapshot, &hintstatus); if (hintstatus == XID_COMMITTED) { /*设置xmax的hint bit*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMAX_COMMITTED, HeapTupleHeaderGetXmax(page, tuple)); } if (hintstatus == XID_ABORTED) { /*回滚或者故障*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMAX_INVALID, InvalidTransactionId); } if (!visible) { return true; /*快照中xmax对应的事务不可见，则认为该元组仍然活跃*/ } } else { /*xmax对应的事务已经提交，但是快照中该事务不可见，认为删除该元组的操作未完成，仍然认为该元组可见*/ if (!CommittedXidVisibleInSnapshot(HeapTupleHeaderGetXmax(page, tuple), snapshot)) { return true; /*认为元组可见*/ } } return false; } 3) HeapTupleSatisfiesNow 该函数的逻辑与MVCC类似，只是此时并没有统一快照，而仅仅是判断当前xmin/xmax的状态，而不再继续调用XidVisibleInSnapshot函数、CommittedXidVisibleInSnapshot函数来判断是否对快照可见。 4) HeapTupleSatisfiesVacuum 根据传入的OldestXmin值返回相应的状态。死亡元组(openGauss多版本机制中不可见的旧版本元组)且没有任何其他未结束的事务可能访问该元组(xmaxt_infomask & HEAP_XMAX_INVALID) /*如果xmax还没有，说明没有人删除，此时判断该元组正在插入过程中，否则在删除过程中*/ return HEAPTUPLE_INSERT_IN_PROGRESS; return HEAPTUPLE_DELETE_IN_PROGRESS; /*返回正在删除的过程中*/ } else if (xidstatus == XID_COMMITTED) { /*如果xmin提交了，打上hint bit，后面继续看xmax是否提交*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMIN_COMMITTED, HeapTupleGetRawXmin(htup)); } else { …. /*事务结束了且未提交，可能是回滚(abort）或者是宕机(crash）的事务，一般返回死亡，可删除；单机情形 t_thrd.xact_cxt.useLocalSnapshot没有作用，恒为false*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMIN_INVALID, InvalidTransactionId); return ((!t_thrd.xact_cxt.useLocalSnapshot || IsInitdb) ? HEAPTUPLE_DEAD : HEAPTUPLE_LIVE); } } /*接着判断xmax。如果还没有设置xmax说明没有人删除该元组，返回元组存活，不可删除*/ if (tuple->t_infomask & HEAP_XMAX_INVALID) return HEAPTUPLE_LIVE; ... if (!(tuple->t_infomask & HEAP_XMAX_COMMITTED)) { /*如果xmax提交，则看xmax是否比oldesxmin小。小的话说明没有未结束的事务会访问该元组，可以删除*/ xidstatus = TransactionIdGetStatus(HeapTupleGetRawXmax(htup), false); if (xidstatus == XID_INPROGRESS) return HEAPTUPLE_DELETE_IN_PROGRESS; else if (xidstatus == XID_COMMITTED) SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMAX_COMMITTED, HeapTupleGetRawXmax(htup)); else { … /*xmax对应的事务回滚或者宕机*/ SetHintBits(tuple, buffer, HEAP_XMAX_INVALID, InvalidTransactionId); return HEAPTUPLE_LIVE; } } /*判断该元组是否可以删除，xmaxlatestCompletedXid; TransactionIdAdvance(xmax); /*并不是每个事务提交都会重新计算xmin和oldestxmin，只有每1000个事务或者每隔1s才会计算，此时xmin及oldestxmin一般偏小，但是不影响可见性判断*/ currentTimeStamp = GetCurrentTimestamp(); if (forceCalc || ((++snapshotPendingCnt == MAX_PENDING_SNAPSHOT_CNT) || (TimestampDifferenceExceeds(snapshotTimeStamp, currentTimeStamp, CALC_SNAPSHOT_TIMEOUT)))) { snapshotPendingCnt = 0; snapshotTimeStamp = currentTimeStamp; /*初始化xmin*/ globalxmin = xmin = xmax; int* pgprocnos = arrayP->pgprocnos; int numProcs; /* 循环遍历proc并计算快照相应值 */ numProcs = arrayP->numProcs; /*主要流程，遍历proc_base_all_xacts，将其中pgxact->xid的最小值记为xmin，pgxact->xmin的最小值记为oldestxmin*/ for (index = 0; index < numProcs; index++) { int pgprocno = pgprocnos［index］; volatile PGXACT* pgxact = &g_instance.proc_base_all_xacts［pgprocno］; TransactionId xid; if (pgxact->vacuumFlags & PROC_IN_LOGICAL_DECODING) continue; /*对于autovacuum的xmin，跳过，避免长VACUUM阻塞脏元组回收*/ if (pgxact->vacuumFlags & PROC_IN_VACUUM) continue; /*用最小的xmin来更新globalxmin*/ xid = pgxact->xmin; if (TransactionIdIsNormal(xid) && TransactionIdPrecedes(xid, globalxmin)) globalxmin = xid; xid = pgxact->xid; if (!TransactionIdIsNormal(xid)) xid = pgxact->next_xid; if (!TransactionIdIsNormal(xid) || !TransactionIdPrecedes(xid, xmax)) continue; if (TransactionIdPrecedes(xid, xmin)) xmin = xid; } if (TransactionIdPrecedes(xmin, globalxmin)) globalxmin = xmin; t_thrd.xact_cxt.ShmemVariableCache->xmin = xmin; t_thrd.xact_cxt.ShmemVariableCache->recentLocalXmin = globalxmin; } /*此处给多版本快照信息赋值，xmin、oldestxmin因为不是及时计算故可能偏小，xmax、CSN号都是当前的准确值，注意计算快照时必须持有排他锁*/ snapxid->xmin = t_thrd.xact_cxt.ShmemVariableCache->xmin; snapxid->xmax = xmax; snapxid->localxmin = t_thrd.xact_cxt.ShmemVariableCache->recentLocalXmin; snapxid->snapshotcsn = t_thrd.xact_cxt.ShmemVariableCache->nextCommitSeqNo; snapxid->takenDuringRecovery = RecoveryInProgress(); SetNextSnapXid(); /*设置当前多版本快照*/ } (5) GetLocalSnapshotData： 获取最新的多版本快照供事务使用。函数代码如下： Snapshot GetLocalSnapshotData(Snapshot snapshot) { /*检查是否有多版本快照。在recover启动之前，是没有计算出多版本快照的，此时直接返回*/ if (!g_snap_assigned || (g_snap_buffer == NULL)) { ereport(DEBUG1, (errmsg("Falling back to origin GetSnapshotData: not assigned yet or during shutdown＼n"))); return NULL; } pg_read_barrier(); /*为了防止ringBuffer初始化时的ARM乱序问题*/ snapxid_t* snapxid = GetCurrentSnapXid(); /*将当前的多版本快照refcount++，避免被并发计算新快照的事务重用*/ snapshot->user_data = snapxid; … /*此处将多版本快照snapxid中的信息赋值给快照，注意此处是深复制，因为多版本快照仅有几个变量的关键信息，直接赋值即可，之后就可以将相应的多版本快照refcount释放*/ u_sess->utils_cxt.RecentXmin = snapxid->xmin; snapshot->xmin = snapxid->xmin; snapshot->xmax = snapxid->xmax; snapshot->snapshotcsn = snapxid->snapshotcsn; … ReleaseSnapshotData(snapshot); /*将多版本快照的refcount释放，以便可以被重用*/ return snapshot; } 5.3锁机制 数据库对公共资源的并发控制是通过锁实现的，根据不同用途，通常可以将锁分为3种： 自旋锁(spinlock)、轻量级锁(Light Weight Lock，LWLock)和常规锁(或基于这3种锁的进一步封装)。使用锁的一般操作流程可以简述为3步： 加锁、临界区操作、放锁。在保证正确性的情况下，锁的使用及争抢成为制约性能的重要因素，下面先简单介绍openGauss中的3种锁，最后再着重介绍openGauss基于鲲鹏架构所做的锁相关性能优化。 5.3.1自旋锁 自旋锁一般是使用CPU的原子指令TAS(TestAndSet)实现的。自旋锁只有两种状态： 锁定和解锁。自旋锁最多只能被一个进程持有。自旋锁与信号量的区别在于，当进程无法得到资源时，信号量使进程处于睡眠阻塞状态，而自旋锁使进程处于忙等待状态。自旋锁主要用于加锁时间非常短的场合，比如修改标志或者读取标志字段，在几十个指令之内。在编写代码时，自旋锁的加锁和解锁要保证在一个函数内。自旋锁由编码保证不会产生死锁，没有死锁检测，并且没有等待队列。由于自旋锁消耗CPU，当使用不当长期持有时会触发内核core dump(核心转储)，openGauss中将许多32/64/128位变量的更新改用CAS原子操作，避免或减少使用自旋锁。 与自旋锁相关的操作主要有下面几个： (1) SpinLockInit： 自旋锁的初始化。 (2) SpinLockAcquire： 自旋锁加锁。 (3) SpinLockRelease： 自旋锁释放锁。 (4) SpinLockFree： 自旋锁销毁并清理相关资源。 5.3.2轻量级锁 轻量级锁是使用原子操作、等待队列和信号量实现的。轻量级锁存在两种类型： 共享锁和排他锁。多个进程可以同时获取共享锁，但排他锁只能被一个进程拥有。当进程无法得到资源时，轻量级锁会使进程处于睡眠阻塞状态。轻量级锁主要用于内部临界区操作比较久的场合，加锁和解锁的操作可以跨越函数，但使用完后要立即释放。轻量级锁应由编码保证不会产生死锁。由于代码复杂度及各类异常处理，openGauss提供了轻量级锁的死锁检测机制，避免各类异常场景产生的轻量级锁死锁问题。 与轻量级锁相关的函数有如下几个。 (1) LWLockAssign： 申请一个轻量级锁。 (2) LWLockAcquire： 加锁。 (3) LWLockConditionalAcquire： 条件加锁，如果没有获取锁则返回false，并不一直等待。 (4) LWLockRelease： 释放锁。 (5) LWLockReleaseAll： 释放拥有的所有锁。当事务过程中出错了，会将持有的所有轻量级锁全部回滚释放，避免残留阻塞后续操作。 相关结构体代码如下： #define LW_FLAG_HAS_WAITERS ((uint32)1 << 30) #define LW_FLAG_RELEASE_OK ((uint32)1 << 29) #define LW_FLAG_LOCKED ((uint32)1 << 28) #define LW_VAL_EXCLUSIVE ((uint32)1 << 24) #define LW_VAL_SHARED 1 /*用于标记轻量级锁的状态，实现锁的获取和释放*/ typedef struct LWLock { uint16 tranche; /*轻量级锁的ID标识*/ pg_atomic_uint32 state; /*锁的状态位*/ dlist_head waiters; /*等锁线程的链表*/ #ifdef LOCK_DEBUG pg_atomic_uint32 nwaiters; /*等锁线程的个数*/ struct PGPROC *owner; /*最后独占锁的持有者*/ #endif #ifdef ENABLE_THREAD_CHECK pg_atomic_uint32 rwlock; pg_atomic_uint32 listlock; #endif } LWLock; 5.3.3常规锁 常规锁是使用哈希表实现的。常规锁支持多种锁模式(lock modes)，这些锁模式之间的语义和冲突是通过冲突表定义的。常规锁主要用于业务访问的数据库对象加锁。常规锁的加锁遵守数据库的两阶段加锁协议，即访问过程中加锁，事务提交时释放锁。 常规锁有等待队列并提供了死锁检测机制，当检测到死锁发生时选择一个事务进行回滚。 openGauss提供了8个锁级别分别用于不同的语句并发： 1级锁一般用于SELECT查询操作； 3级锁一般用于基本的INSERT、UPDATE、DELETE操作； 4级锁用于VACUUM、ANALYZE等操作； 8级锁一般用于各类DDL语句，具体宏定义及命名代码如下： #define AccessShareLock 1 /*SELECT语句*/ #define RowShareLock 2 /*SELECT FOR UPDATE/FOR SHARE语句*/ #define RowExclusiveLock 3 /*INSERT, UPDATE, DELETE语句*/ #define ShareUpdateExclusiveLock ＼ 4 /*VACUUM (non-FULL),ANALYZE, CREATE INDEX CONCURRENTLY语句*/ #define ShareLock 5 /*CREATE INDEX (WITHOUT CONCURRENTLY)语句*/ #define ShareRowExclusiveLock ＼ 6 /*类似于独占模式, 但是允许ROW SHARE模式并发*/ #define ExclusiveLock ＼ 7 /*阻塞ROW SHARE，如SELECT...FOR UPDATE语句*/ #define AccessExclusiveLock ＼ 8 /*ALTER TABLE, DROP TABLE, VACUUM FULL, LOCK TABLE语句*/ 这8个级别的锁冲突及并发控制如表57所示，其中“√”表示两个锁操作可以并发。 表57锁冲突及并发控制 锁级别 1 2 3 4 5 6 7 8 1. ACCESS SHARE √ √ √ √ √ √ √ — 2. ROW SHARE √ √ √ √ √ √ — —续表 锁级别 1 2 3 4 5 6 7 8 3. ROW EXCLUSIVE √ √ √ √ — — — — 4. SHARE UPDATE EXCLUSIVE √ √ √ — — — — — 5. SHARELOCK √ √ — — √ — — — 6. SHARE ROW EXCLUSIVE √ √ — — — — — — 7. EXCLUSIVE √ — — — — — — — 8. ACCESS EXCLUSIVE — — — — — — — — 加锁对象数据结构： 对field1到field5赋值标识不同的锁对象，使用locktag_type标识锁对象类型，如relation表级对象、tuple行级对象、事务对象等，对应的代码如下： typedef struct LOCKTAG { uint32 locktag_field1; /*32比特位*/ uint32 locktag_field2; /*32比特位*/ uint32 locktag_field3; /*32比特位*/ uint32 locktag_field4; /*32比特位*/ uint16 locktag_field5; /*32比特位*/ uint8 locktag_type; /*详情见枚举类LockTagType*/ uint8 locktag_lockmethodid; /*锁方法类型*/ } LOCKTAG; typedef enum LockTagType { LOCKTAG_RELATION, /*表关系*/ /*LOCKTAG_RELATION的ID信息为所属库的OID+表OID；如果库的OID为0表示此表是共享表，其中OID为openGauss内核通用对象标识符*/ LOCKTAG_RELATION_EXTEND, /*扩展表的优先权*/ /*LOCKTAG_RELATION_EXTEND的ID信息*/ LOCKTAG_PARTITION, /*分区*/ LOCKTAG_PARTITION_SEQUENCE, /*分区序列*/ LOCKTAG_PAGE, /*表中的页*/ /*LOCKTAG_PAGE的ID信息为RELATION信息+BlockNumber(页面号)*/ LOCKTAG_TUPLE, /*物理元组*/ /*LOCKTAG_TUPLE的ID信息为PAGE信息+OffsetNumber(页面上的偏移量)*/ LOCKTAG_TRANSACTION, /*事务ID (为了等待相应的事务结束)*/ /*LOCKTAG_TRANSACTION的ID信息为事务ID号*/ LOCKTAG_VIRTUALTRANSACTION, /*虚拟事务ID*/ /*LOCKTAG_VIRTUALTRANSACTION的ID信息为它的虚拟事务ID号*/ LOCKTAG_OBJECT, /*非表关系的数据库对象*/ /*LOCKTAG_OBJECT的ID信息为数据OID+类OID+对象OID+子ID*/ LOCKTAG_CSTORE_FREESPACE, /*列存储空闲空间*/ LOCKTAG_USERLOCK, /*预留给用户锁的锁对象*/ LOCKTAG_ADVISORY, /*用户顾问锁*/ LOCK_EVENT_NUM } LockTagType; 常规锁LOCK结构： tag是常规锁对象的唯一标识，LOCK结构的成员变量procLocks是将该锁所有的持有、等待线程串联起来的结构体指针，对应的代码如下： typedef struct LOCK { /*哈希键*/ LOCKTAG tag; /*锁对象的唯一标识*/ /*数据*/ LOCKMASK grantMask; /*已经获取锁对象的位掩码*/ LOCKMASK waitMask; /*等待锁对象的位掩码*/ SHM_QUEUE procLocks; /*与锁关联的PROCLOCK对象链表*/ PROC_QUEUE waitProcs; /*等待锁的PGPROC对象链表*/ int requested［MAX_LOCKMODES］; /*请求锁的计数*/ int nRequested; /*requested数组总数*/ int granted［MAX_LOCKMODES］; /*已获取锁的计数*/ int nGranted; /*granted数组总数*/ } LOCK; PROCLOCK结构： 主要是将同一锁对象等待和持有者的线程信息串联起来的结构体，对应的代码如下： typedef struct PROCLOCK { /*标识*/ PROCLOCKTAG tag; /*PROCLOCK对象的唯一标识*/ /*数据*/ LOCKMASK holdMask; /*已获取锁类型的位掩码*/ LOCKMASK releaseMask; /*预释放锁类型的位掩码*/ SHM_QUEUE lockLink; /*指向锁对象链表的指针*/ SHM_QUEUE procLink; /*指向PGPROC链表的指针*/ } PROCLOCK; t_thrd.proc结构体里waitLock字段记录了该线程等待的锁，该结构体中procLocks字段将所有跟该锁有关的持有、等待线程串起来，其队列关系如图516所示。 图516t_thrd.proc结构体队列关系图 常规锁的主要函数如下。 (1) LockAcquire： 对锁对象加锁。 (2) LockRelease： 对锁对象释放锁。 (3) LockReleaseAll： 释放所有锁资源。 5.3.4死锁检测机制 死锁主要是指进程B要访问进程A所在的资源，而进程A又由于种种原因不释放掉其锁占用的资源，从而数据库一直处于阻塞状态的情况 。 图517死锁状态 如图517中，T1使用资源R1去请求R2， 而T2事务持有R2的资源去申请R1。 形成死锁的必要条件是： 资源的请求与保持。每个进程都可以在使用一个资源的同时去申请访问另一个资源。打破死锁的常见处理方式： 中断其中的一个事务的执行，打破环状的等待。openGauss提供了轻量级锁的死锁检测及常规锁的死锁检测机制，下面简单介绍相关原理及代码。 1. 轻量级锁死锁检测 openGauss使用一个独立的监控线程来完成轻量级锁的死锁探测、诊断和解除。工作线程在请求轻量级锁成功之前会写入一个时间戳数值，成功获得锁后置该时间戳为0。监测线程可以通过快速对比时间戳数值来发现长时间获得不到锁资源的线程，这一过程是快速轻量的。只有发现长时间的锁等待，死锁检测的诊断才会触发。这样做的目的是防止频繁诊断影响业务正常执行。一旦确定了死锁环的存在，监控线程首先会将死锁信息记录到日志中去，然后采取恢复措施使得死锁自愈，即选择死锁环中的一个线程报错退出。轻量级锁死锁检测机制如图518所示。 图518轻量级锁死锁检测机制 因为检测死锁是否真正发生是一个重CPU操作，为了不影响数据库性能和运行稳定性，轻量级死锁检测使用了一种轻量式的探测，用来快速判断是否可能发生了死锁，采用看门狗(watchdog)的方法，利用时间戳来探测。工作线程在锁请求进入时会在全局内存上写入开始等待的时间戳； 在锁请求成功后，将该时间戳清零。对于一个发生死锁的线程，它的锁请求是等待状态，时间戳也不会清零，且与当前运行时间戳数值的差值越来越大。GUC参数fault_mon_timeout控制检测间隔时间，默认为5s。轻量级锁死锁检测每隔fault_mon_timeout去进行检测，如果当前发现有同样线程、同样锁ID，且时间戳等待时间超过检测间隔时间值，则触发真正死锁检测。时间统计及轻量级检测函数如下。 (1) pgstat_read_light_detect： 从统计信息结构体中读取线程及锁ID相关的时间戳，并记录到指针队列中。 (2) lwm_compare_light_detect： 跟几秒检测前的时间对比，如果找到可能发生死锁的线程及锁ID则返回true，否则返回false。 真正的轻量级锁死锁检测是一个有向无环图的判定过程，它的实现跟常规锁类似，这部分会在下面详细介绍。死锁检测需要两部分信息： 锁，包括请求和分配的信息； 线程，包括等待和持有的信息，这些信息记录到相应的全局变量中，死锁监控线程可以访问并进行判断，相关的函数如下。 (1) lwm_heavy_diagnosis： 检测是否有死锁。 (2) lwm_deadlock_report： 报告死锁详细信息，方便定位诊断。 (3) lw_deadlock_auto_healing： 治愈死锁，选择环中一个线程退出。 用于死锁检测的锁和线程相关数据结构如下。 (1) lock_entry_id记录线程信息，有thread_id及sessionid是为了适配线程池框架，可以准确地从统计信息中找到相应的信息，对应的代码如下： typedef struct { ThreadId thread_id; uint64 st_sessionid; } lock_entry_id; (2) lwm_light_detect记录可能出现死锁的线程，最后用一个链表的形式将当前所有信息串联起来，对应的代码如下： typedef struct { /*线程ID*/ lock_entry_id entry_id; /*轻量级锁检测引用计数*/ int lw_count; } lwm_light_detect; (3) lwm_lwlocks 记录线程相关的锁信息，持有锁数量及等锁信息，对应的代码如下： typedef struct { lock_entry_id be_tid; /*线程ID*/ int be_idx; /*后台线程的位置*/ LWLockAddr want_lwlock; /*预获取锁的信息*/ int lwlocks_num; /*线程持有的轻量级锁个数*/ lwlock_id_mode* held_lwlocks; /*线程持有的轻量级锁数组*/ } lwm_lwlocks; 2. 常规锁死锁检测 openGauss在获取锁时如果没有冲突可以直接上锁，如果有冲突则设置一个定时器（timer），并进入等待，过一段时间会被定时器唤起进行死锁检测。如果在某个锁的等锁队列中，进程T2排在进程T1后面，且进程T2需要获取的锁与T1需要获取的锁资源冲突，则T2到T1会有一条软等待边(soft edge)； 如果进程T2的加锁请求与T1进程所持有的锁冲突，则有一条硬等待边(hard edge)。那么整体思路就是通过递归调用，从当前顶点等锁的顶点出发，沿着等待边向前走，看是否存在环，如果环中有软等待边，说明环中两个进程都在等锁，重新排序，尝试解决死锁冲突。如果没有软等待边，那么只能终止当前等锁的事务，解决死锁等待环。如图519所示，虚线代表软等待边，实线代表硬等待边。线程A等待线程B，线程B等待线程C，线程C等待线程A，因为线程A等待线程B的是软等待边，进行一次调整成为图519右边的等待关系，此时发现线程A等待线程C，线程C等待线程A，没有软等待边，检测到死锁。 图519常规锁死锁检测示意图 主要函数如下。 (1) DeadLockCheck： 死锁检测函数。 (2) DeadLockCheckRecurse： 如果死锁则返回true，如果有软等待边，返回false并且尝试解决死锁冲突。 (3) check_stack_depth： openGauss会检查用于死锁递归检测的堆栈，防止堆栈过长，导致死锁检测时，轻量级锁分区因长期持有锁而阻塞后面所有的业务。 (4) CheckDeadLockRunningTooLong： openGauss会检查死锁检测时间，防止死锁检测时间过长阻塞后面所有业务。对应的代码如下： static void CheckDeadLockRunningTooLong(int depth) { /*每4层检测一下*/ if (depth > 0 && ((depth % 4) == 0)) { TimestampTz now = GetCurrentTimestamp(); long secs = 0; int usecs = 0; if (now > t_thrd.storage_cxt.deadlock_checker_start_time) { TimestampDifference(t_thrd.storage_cxt.deadlock_checker_start_time, now, &secs, &usecs); if (secs > 600) { /*如果从死锁检测开始超过10min，则报错处理*/ #ifdef USE_ASSERT_CHECKING DumpAllLocks(); /*在debug版本时，导出所有的锁信息，便于定位问题*/ #endif ereport(defence_errlevel(), (errcode(ERRCODE_INTERNAL_ERROR), errmsg("Deadlock checker runs too long and is greater than 10 minutes."))); } } } } (5) FindLockCycle： 检查是否有死锁环。 (6) FindLockCycleRecurse： 死锁检测内部递归调用函数。 相应的数据结构有： (1) 死锁检测中最核心最关键的有向边数据结构，对应的代码如下： typedef struct EDGE { PGPROC *waiter; /*等待的线程*/ PGPROC *blocker; /*阻塞的线程*/ int pred; /*拓扑排序的工作区*/ int link; /*拓扑排序的工作区*/ } EDGE; (2) 可重排的一个等待队列，对应的代码如下： typedef struct WAIT_ORDER { LOCK *lock; /*描述其等待队列的锁*/ PGPROC **procs; /*按新等待顺序排列的PGPROC数组*/ int nProcs; } WAIT_ORDER; (3) 死锁检测最后打印的相应信息，对应的代码如下： typedef struct DEADLOCK_INFO { LOCKTAG locktag; /*等待锁对象的唯一标识*/ LOCKMODE lockmode; /*等待锁对象的锁类型*/ ThreadId pid; /*阻塞线程的线程ID*/ } DEADLOCK_INFO; 5.3.5无锁原子操作 openGauss封装了32、64、128位的原子操作，主要用于取代自旋锁，实现简单变量的原子更新操作。 (1) gs_atomic_add_32： 32位原子加，并且返回加之后的值，对应的代码如下： static inline int32 gs_atomic_add_32(volatile int32* ptr, int32 inc) { return __sync_fetch_and_add(ptr, inc) + inc; } (2) gs_atomic_add_64： 64位原子加，并且返回加之后的值，对应的代码如下： static inline int64 gs_atomic_add_64(int64* ptr, int64 inc) { return __sync_fetch_and_add(ptr, inc) + inc; } (3) gs_compare_and_swap_32： 32位CAS操作，如果dest地址的值在更新前没有被其他线程更新，则将newval写到dest地址并返回true，否则返回false，对应的代码如下： static inline bool gs_compare_and_swap_32(int32* dest, int32 oldval, int32 newval) { if (oldval == newval) return true; volatile bool res = __sync_bool_compare_and_swap(dest, oldval, newval); return res; } (4) gs_compare_and_swap_64： 64位CAS操作，如果dest地址的值在更新前没有被其他线程更新，则将newval写到dest地址并返回true，否则返回false，对应的代码如下： static inline bool gs_compare_and_swap_64(int64* dest, int64 oldval, int64 newval) { if (oldval == newval) return true; return __sync_bool_compare_and_swap(dest, oldval, newval); } (5) arm_compare_and_swap_u128： openGauss提供跨平台的128位CAS操作，在ARM平台下，使用单独的指令集汇编了128位原子操作，用于提升内核测锁并发的性能，对应的代码如下： static inline uint128_u arm_compare_and_swap_u128(volatile uint128_u* ptr, uint128_u oldval, uint128_u newval) { #ifdef __ARM_LSE return __lse_compare_and_swap_u128(ptr, oldval, newval); #else return __excl_compare_and_swap_u128(ptr, oldval, newval); #endif } #endif (6) atomic_compare_and_swap_u128： 128位CAS操作，如果dest地址的值在更新前没有被其他线程更新，则将newval写到dest地址。dest地址的值没有被更新，就返回新值，否则返回被别人更新后的值。需要注意必须由上层的调用者保证传入的参数是128位对齐的。对应的代码如下： static inline uint128_u atomic_compare_and_swap_u128( volatile uint128_u* ptr, uint128_u oldval = uint128_u{0}, uint128_u newval = uint128_u{0}) { #ifdef __aarch64__ return arm_compare_and_swap_u128(ptr, oldval, newval); #else uint128_u ret; ret.u128 = __sync_val_compare_and_swap(&ptr->u128, oldval.u128, newval.u128); return ret; #endif } 5.3.6基于鲲鹏服务器的性能优化 1. WAL Group Inset优化 数据库redo日志缓存系统指的是数据库redo日志持久化的写缓存，数据库redo日志落盘前会写入日志缓存中再写到磁盘进行持久化。日志缓存的写入效率是决定数据库整体吞吐量的主要因素，而各个线程之间写日志时为了保证日志顺序写存在锁争抢，锁的争抢就成为性能的主要瓶颈点。openGauss针对鲲鹏服务器ARM CPU的特点，通过group的方式进行日志的插入，减少锁的争抢，提升WAL日志的插入效率，从而提升整个数据库的吞吐性能。group方式日志插入的主要流程如图520所示。 图520group方式日志插入的主要流程 (1) 不需要所有线程都竞争锁。 (2) 在同一时间窗口所有线程在争抢锁前先加入一个group中，第一个加入group的线程作为leader，通过CAS原子操作来实现队列的管理。 (3) leader线程代表整个group去争抢锁。group中的其他线程(follower)开始睡眠，等待leader唤醒。 (4) 争抢到锁后，leader线程将group里的所有线程想要插入的日志遍历一遍得到需要空间总大小。leader线程只执行一次reserve space操作。 (5) leader线程将group中所有线程想要写入的日志都写入日志缓冲区中。 (6) 释放锁，唤醒所有follower线程。 (7) follower线程由于需要写入的日志已经被leader写入，不需要再争抢锁，直接进入后续流程。 关键函数代码如下： static XLogRecPtr XLogInsertRecordGroup(XLogRecData* rdata, XLogRecPtr fpw_lsn) { …/*初始化变量及简单校验*/ START_CRIT_SECTION(); /*开启临界区*/ proc->xlogGroupMember = true; … proc->xlogGroupDoPageWrites = &t_thrd.xlog_cxt.doPageWrites; nextidx = pg_atomic_read_u32(&t_thrd.shemem_ptr_cxt.LocalGroupWALInsertLocks［groupnum］.l.xlogGroupFirst); while (true) { pg_atomic_write_u32(&proc->xlogGroupNext, nextidx); /*将上一个成员记录到proc结构体中*/ /*防止ARM乱序：保证所有前面的写操作都可见*/ pg_write_barrier(); if (pg_atomic_compare_exchange_u32(&t_thrd.shemem_ptr_cxt.LocalGroupWALInsertLocks［groupnum］.l.xlogGroupFirst, &nextidx, (uint32)proc->pgprocno)) { break; } /*这一步原子操作获取上一个成员的proc no，如果是invalid，说明是leader*/ } /*非leader成员不去获取WAL Insert锁，仅仅进行等待，直到被leader唤醒*/ if (nextidx != INVALID_PGPROCNO) { int extraWaits = 0; for (;;) { /*充当读屏障*/ PGSemaphoreLock(&proc->sem, false); /*充当读屏障*/ pg_memory_barrier(); if (!proc->xlogGroupMember) { break; } extraWaits++; } while (extraWaits-- > 0) { PGSemaphoreUnlock(&proc->sem); } END_CRIT_SECTION(); return proc->xlogGroupReturntRecPtr; } /*leader成员持有锁*/ WALInsertLockAcquire(); /*计算每个成员线程的xlog record size*/ … /*leader线程将所有成员线程的xlog record插入缓冲区*/ while (nextidx != INVALID_PGPROCNO) { localProc = g_instance.proc_base_all_procs［nextidx］; if (unlikely(localProc->xlogGroupIsFPW)) { nextidx = pg_atomic_read_u32(&localProc->xlogGroupNext); localProc->xlogGroupIsFPW = false; continue; } XLogInsertRecordNolock(localProc->xlogGrouprdata, localProc, XLogBytePosToRecPtr(StartBytePos), XLogBytePosToEndRecPtr( StartBytePos + MAXALIGN(((XLogRecord*)(localProc->xlogGrouprdata->data))->xl_tot_len)), XLogBytePosToRecPtr(PrevBytePos)); PrevBytePos = StartBytePos; StartBytePos += MAXALIGN(((XLogRecord*)(localProc->xlogGrouprdata->data))->xl_tot_len); nextidx = pg_atomic_read_u32(&localProc->xlogGroupNext); } WALInsertLockRelease(); /*完成工作放锁并唤醒所有成员线程*/ while (wakeidx != INVALID_PGPROCNO) { PGPROC* proc = g_instance.proc_base_all_procs［wakeidx］; wakeidx = pg_atomic_read_u32(&proc->xlogGroupNext); pg_atomic_write_u32(&proc->xlogGroupNext, INVALID_PGPROCNO); proc->xlogGroupMember = false; pg_memory_barrier(); if (proc != t_thrd.proc) { PGSemaphoreUnlock(&proc->sem); } } END_CRIT_SECTION(); return proc->xlogGroupReturntRecPtr; } 2. Cache align消除伪共享 CPU在访问主存时一次会获取整个缓存行的数据，其中x86典型值是64字节，而ARM 1620芯片L1和L2缓存都是64字节，L3缓存是128字节。这种数据获取方式本身可以大大提升数据访问的效率，但是假如同一个缓存行中不同位置的数据频繁被不同的线程读取和写入，由于写入时会造成其他CPU下的同一个缓存行失效，从而会使得CPU按照缓存行来获取主存数据的努力不但白费，反而成为性能负担。伪共享就是指这种不同的CPU同时访问相同缓存行的不同位置的性能低效的行为。 以轻量级锁为例，代码如下所示： #ifdef __aarch64__ #define LWLOCK_PADDED_SIZE PG_CACHE_LINE_SIZE(128) #else #define LWLOCK_PADDED_SIZE (sizeof(LWLock) <= 32 ? 32 : 64) #endif typedef union LWLockPadded { LWLocklock; charpad［LWLOCK_PADDED_SIZE］; } LWLockPadded; 当前锁逻辑中轻量级锁的访问仍然是最突出的热点之一。如果LWLOCK_PADDED_SIZE是32字节的，且轻量级锁是按照一个连续的数组来存储的，64字节的缓存行可以同时容纳两个LWLockPadded，128字节的缓存行则可以同时含有4个LWLockPadded。当系统中对轻量级锁竞争激烈时，对应的缓存行不停地获取和失效，浪费大量CPU资源。故在ARM机器的优化下将padding_size直接设置为128，消除伪共享，提升整体轻量级锁的使用性能。 3. WAL INSERT 128CAS无锁临界区保护 在目前数据库或文件系统中，WAL需要把内存中生成的日志信息插入日志缓存中。为了实现日志高速缓存，日志管理系统会并发插入，通过预留全局位置来完成，一般使用两个64位的全局数据位置索引分别表示存储插入的起始和结束位置，最大能提供16EB(Exabyte)的数据索引的支持。为了保护全局的位置索引，WAL引入了一个高性能的原子锁实现每个日志缓存位置的保护，在NUMA架构中，特别是ARM架构中，由于原子锁退避和高跨CPU访问延迟，缓存一致性性能差异导致WAL并发的缓存保护成为瓶颈。 优化的主要思想是将两个64位的全局数据位置信息通过128位原子操作替换原子锁，消除原子锁本身在跨CPU访问、原子锁退避(backoff)、缓存一致性代价，如图521所示。 图521128CAS无锁临界区保护示意图 全局位置信息包括一个64位起始地址和一个64位的结束地址，将这两个地址合并成为一个128位信息，通过CAS原子操作完成免锁位置信息的预留。在ARM平台中没有实现128位的原子操作库，openGauss通过exclusive命令加载两个ARM64位数据来实现，ARM64汇编指令为LDXP/STXP。 关键数据结构及函数ReserveXLogInsertLocation的代码如下： typedef union { uint128u128; uint64u64［2］; uint32 u32［4］; } uint128_u; /*为了代码可读及操作，将u128设计成union的联合结构体，内存位置进行64位数值的赋值*/ static void ReserveXLogInsertLocation(uint32 size, XLogRecPtr* StartPos, XLogRecPtr* EndPos, XLogRecPtr* PrevPtr) { volatile XLogCtlInsert* Insert = &t_thrd.shemem_ptr_cxt.XLogCtl->Insert; uint64 startbytepos; uint64 endbytepos; uint64 prevbytepos; size = MAXALIGN(size); #if defined(__x86_64__) || defined(__aarch64__) uint128_u compare; uint128_u exchange; uint128_u current; compare = atomic_compare_and_swap_u128((uint128_u*)&Insert->CurrBytePos); loop1: startbytepos = compare.u64［0］; endbytepos = startbytepos + size; exchange.u64［0］ = endbytepos; /*此处为了代码可读，将uint128设置成一个union的联合结构体，将起始和结束位置写入exchange中*/ exchange.u64［1］ = startbytepos; current = atomic_compare_and_swap_u128((uint128_u*)&Insert->CurrBytePos, compare, exchange); if (!UINT128_IS_EQUAL(compare, current)) {/*如果被其他线程并发更新，重新循环*/ UINT128_COPY(compare, current); goto loop1; } prevbytepos = compare.u64［1］; #else SpinLockAcquire(&Insert->insertpos_lck); /*其余平台使用自旋锁来保护变量更新*/ startbytepos = Insert->CurrBytePos; prevbytepos = Insert->PrevBytePos; endbytepos = startbytepos + size; Insert->CurrBytePos = endbytepos; Insert->PrevBytePos = startbytepos; SpinLockRelease(&Insert->insertpos_lck); #endif /*__x86_64__|| __aarch64__*/ *StartPos = XLogBytePosToRecPtr(startbytepos); *EndPos = XLogBytePosToEndRecPtr(endbytepos); *PrevPtr = XLogBytePosToRecPtr(prevbytepos); } 4. CLOG Partition优化 CLOG日志即事务提交日志(详情可参考5.2.2节相关内容）。每个事务存在4种状态： IN_PROGRESS、COMMITED、ABORTED、SUB_COMMITED，每条日志占2 bit。CLOG日志需要存储在磁盘上，一个页面(8KB)可以包含215条，每个日志文件(段=256×8K)226条。当前CLOG的访问通过缓冲池实现，代码中使用统一的SLRU缓冲池算法。 如图522所示，CLOG的日志缓冲池在共享内存中且全局唯一，名称为GlogCtl，为各工作线程共享该资源。在高并发的场景下，该资源的竞争成为性能瓶颈，优化分区后如图523所示。按页面号进行取模运算（求两个数相除的余数），将日志均分到多个共享内存的缓冲池中，由线程局部对象的数组ClogCtlData来记录，名称为ClogCtl，同步增加共享内存中的缓冲池对象及对应的全局锁，即通过打散的方式提高整体吞吐。 图522CLOG的日志缓冲池优化前 图523CLOG的日志缓冲池优化后 CLOG分区优化需要将源代码中涉及原缓冲池的操作进行修改，改为操作对应的分区的缓冲池，而通过事务ID、页面号能方便地找到对应的分区，与此同时，对应的控制锁也从原来的一把锁改为多把锁，涉及的结构体代码如下，涉及的函数如表58所示。 /*CLOG分区*/ #define NUM_CLOG_PARTITIONS 256 /*分区打散的个数*/ /*CLOG 轻量级分区锁*/ #define CBufHashPartition(hashcode) ＼ ((hashcode) % NUM_CLOG_PARTITIONS) #define CBufMappingPartitionLock(hashcode) ＼ (&t_thrd.shemem_ptr_cxt.mainLWLockArray［FirstCBufMappingLock + CBufHashPartition(hashcode)］.lock) #define CBufMappingPartitionLockByIndex(i) ＼ (&t_thrd.shemem_ptr_cxt.mainLWLockArray［FirstCBufMappingLock + i］.lock) 表58CLOG分区优化函数 函数名 简述 CLOGShmemInit 调用SimpleLruInit 初始化共享内存中的CLOG缓冲区 ZeroCLOGPage CLOG日志页面的初始化为0 BootStrapCLOG 创建数据库时，在缓冲区中创建初始可用的CLOG日志页面，并调用 ZeroCLOGPage初始化页面为0，写回到磁盘，并返回页面 CLogSetTreeStatus 设置事务提交的最终状态 CLogGetStatus 查询事务状态 ShutdownCLOG 关闭缓冲区，刷新到磁盘中 ExtendCLOG 为新分配的事务创建CLOG页面 TruncateCLOG 日志检查点的建立使得部分事务的日志过期，可删除以节省空间 WriteZeroPageXlogRec 新建XLOG页面时，写“CLOG_ZEROPAGE”XLOG日志，以便将来恢复使用 clog_redo CLOG日志相关的 redo 操作，含CLOG_ZEROPAGE及CLOG_TRUNCATE 5. 支持NUMAaware数据和线程访问分布 NUMA远端访问： 内存访问涉及访问线程和被访问内存的物理位置。只有两者在同一个NUMA Node中时，内存访问才是本地的，否则就会涉及跨Node远端访问，此时性能开销较大。 Numactl开源软件提供了libnuma库允许应用程序方便地将线程绑定在特定的NUMA Node或者CPU列表，可以在指定的NUMA Node上分配内存。下面对openGauss代码可能涉及的API进行描述。 (1) “int numa_run_on_node(int node)；”将当前任务及子任务运行在指定的Node上。该API对应函数如下。 numa_run_on_node函数： 在特定节点上运行当前任务及其子任务。在使用numa_run_on_node_mask函数重置节点关联之前，这些任务不会迁移到其他节点的CPU上。传递-1让内核再次在所有节点上调度。成功时返回0；错误时返回-1，错误码记录在errno中。 (2) “void numa_set_localalloc(void)；”将调用者线程的内存分配策略设置为本地分配，即优先从本节点进行内存分配。该API对应函数如下。 numa_set_localalloc函数： 设置调用任务的内存分配策略为本地分配。在此模式下，内存分配的首选节点为内存分配时任务正在执行的节点。 (3) “void numa_alloc_onnode(void)；”在指定的NUMA Node上申请内存。该API对应函数如下。 numa_alloc_onnode函数： 在特定节点上分配内存。分配大小为系统页的倍数并向上取整。如果指定的节点在外部拒绝此进程，则此调用将失败。与函数系列Malloc(3)相比，此函数相对较慢，必须使用numa_free函数释放内存。错误时返回NULL。 openGauss基于NUMA架构进行了内部数据结构优化。 1) 全局PGPROC数组优化 如图524所示，对每个客户端连接系统都会分配一个专门的PGPROC结构来维护相关信息。ProcGlobal→allProcs原本是一个PGPROC结构的全局数组，但是其物理内存所在的NUMA Node是不确定的，造成每个事务线程访问自己的PGPROC结构时，线程可能由于操作系统的调度在多个NUMA Node间，而对应的PGPROC结构的物理内存位置也是无法预知，大概率会是远端访存。 图524全局PGPROC数组优化 由于PGPROC结构的访问较为频繁，根据NUMA Node的个数将这个全局结构数组分为多份，每份分别使用numa_alloc_onnode来固定NUMA Node分配内存。为了尽量减少对当前代码的结构性改动，将ProcGlobal→allProcs由PGPROC* 改为PGPROC**。对应所有访问ProcGlobal→allProcs的地方均需要做相应调整(多了一层间接指针引用)。相关代码如下： #ifdef __USE_NUMA if (nNumaNodes > 1) { ereport(INFO, (errmsg("InitProcGlobal nNumaNodes: %d, inheritThreadPool: %d, groupNum: %d", nNumaNodes, g_instance.numa_cxt.inheritThreadPool, (g_threadPoolControler ? g_threadPoolControler->GetGroupNum() : 0)))); int groupProcCount = (TotalProcs + nNumaNodes - 1) / nNumaNodes; size_t allocSize = groupProcCount * sizeof(PGPROC); for (int nodeNo = 0; nodeNo < nNumaNodes; nodeNo++) { initProcs［nodeNo］ = (PGPROC *)numa_alloc_onnode(allocSize, nodeNo); if (!initProcs［nodeNo］) { ereport(FATAL, (errcode(ERRCODE_OUT_OF_MEMORY), errmsg("InitProcGlobal NUMA memory allocation in node %d failed.", nodeNo))); } add_numa_alloc_info(initProcs［nodeNo］, allocSize); int ret = memset_s(initProcs［nodeNo］, groupProcCount * sizeof(PGPROC), 0, groupProcCount * sizeof(PGPROC)); securec_check_c(ret, "＼0", "＼0"); } } else { #endif 2) 全局WALInsertLock数组优化 WALInsertLock用来对WAL Insert操作进行并发保护，可以配置多个，比如16。优化前，所有的WALInsertLock都在同一个全局数组，并通过共享内存进行分配。事务线程运行时在整个全局数组中分配其中的一个Insert Lock进行使用，因此大概率会涉及远端访存，即多个线程会进行跨Node、跨P竞争。WALInsertLock也可以按NUMA Node单独分配内存，并且每个事务线程仅使用本Node分组内的WALInsertLock，这样就可以将数据竞争限定在同一个NUMA Node内部。全局WALInsertLock数组优化基本原理如图525所示。 图525全局WALInsertLock数组优化基本原理 假如系统配置了16个WALInsertLock，同时NUMA Node配置为4个，则原本长度为16的数组将会被拆分为4个数组，每个数组长度为4。全局结构体为“WALInsertLockPadded **GlobalWALInsertLocks”，线程本地WALInsertLocks将指向本Node内的WALInsertLock，不同的NUMA Node拥有不同地址的WALInsertLock子数组。GlobalWALInsertLocks则用于跟踪多个Node下的WALInsertLock数组，以方便遍历。WALInsertLock分组方式示意图如图526所示。 图526WALInsertLock分组方式示意图 初始化WALInsertLock结构体的代码如下： WALInsertLockPadded** insertLockGroupPtr = (WALInsertLockPadded**)CACHELINEALIGN(palloc0(nNumaNodes * sizeof(WALInsertLockPadded*) + PG_CACHE_LINE_SIZE)); #ifdef __USE_NUMA if (nNumaNodes > 1) { size_t allocSize = sizeof(WALInsertLockPadded) * g_instance.xlog_cxt.num_locks_in_group + PG_CACHE_LINE_SIZE; for (int i = 0; i < nNumaNodes; i++) { char* pInsertLock = (char*)numa_alloc_onnode(allocSize, i); if (pInsertLock == NULL) { ereport(PANIC, (errmsg("XLOGShmemInit could not alloc memory on node %d", i))); } add_numa_alloc_info(pInsertLock, allocSize); insertLockGroupPtr［i］ = (WALInsertLockPadded*)(CACHELINEALIGN(pInsertLock)); } } else { #endif char* pInsertLock = (char*)CACHELINEALIGN(palloc( sizeof(WALInsertLockPadded) * g_instance.attr.attr_storage.num_xloginsert_locks + PG_CACHE_LINE_SIZE)); insertLockGroupPtr［0］ = (WALInsertLockPadded*)(CACHELINEALIGN(pInsertLock)); #ifdef __USE_NUMA } #endif 在ARM平台下，访问WALInsertLock需遍历GlobalWALInsertLocks两维数组，第一层遍历NUMA Node，第二层遍历Node内部的WALInsertLock数组。 WALInsertLock引用的LWLock内存结构在ARM平台下也进行相应的优化适配，代码如下： typedef struct { LWLock lock; #ifdef __aarch64__ pg_atomic_uint32xlogGroupFirst; #endif XLogRecPtrinsertingAt; } WALInsertLock; 这里的lock成员变量将引用共享内存中的全局LWLock数组中的某个元素，在WALInsertLock优化之后，尽管WALInsertLock已经按照NUMA Node分布了，但是其引用的LWLock却无法控制其物理内存位置，因此在访问WALInsertLock的lock时仍然涉及了大量的跨Node竞争。因此，将LWLock直接嵌入WALInsertLock内部，从而将使用的LWLock一起进行NUMA分布，同时还减少了一次缓存访问。 5.4本章小结 本章主要介绍了openGauss事务及并发控制的机制。 事务系统将SQL、执行及存储模块串联起来，是数据库的重要角色（收到外部命令，根据当前内部系统状态，决定执行走向），保证了事务处理的连贯性及正确性。 本章除介绍openGauss最基础与最核心的事务系统外，还详细描述了openGauss是如何基于鲲鹏服务器做出性能优化的。 总而言之，用“疾如闪电，稳如泰山”来形容openGauss的事务及并发控制模块是最适合不过了。