Postgres中tuple的组装与插入

1.相关的数据类型

我们先看相关的数据类型：

HeapTupleData(src/include/access/htup.h)

typedef struct HeapTupleData
{uint32      t_len;          /* length of *t_data */ItemPointerData t_self;     /* SelfItemPointer */Oid         t_tableOid;     /* table the tuple came from */HeapTupleHeader t_data;     /* -> tuple header and data */
} HeapTupleData;

HeapTupleHeaderData(src/include/access/htup_details.h)

struct HeapTupleHeaderData
{union{HeapTupleFields t_heap;DatumTupleFields t_datum;}           t_choice;ItemPointerData t_ctid;     /* current TID of this or newer tuple (or a* speculative insertion token) *//* Fields below here must match MinimalTupleData! */uint16      t_infomask2;    /* number of attributes + various flags */uint16      t_infomask;     /* various flag bits, see below */uint8       t_hoff;         /* sizeof header incl. bitmap, padding *//* ^ - 23 bytes - ^ */bits8       t_bits[FLEXIBLE_ARRAY_MEMBER];  /* bitmap of NULLs *//* MORE DATA FOLLOWS AT END OF STRUCT */
};

t_choice具有2个成员的联合类型:

• 1.t_heap 用于记录对元组执行插入/删除操作事物ID和命令ID,这些信息主要用于并发控制是检查元组对事物的可见性

• 2.t_datum一个新的元组在内存中形成的时候，我们不关心事物的可见性，因此在t_choice中需要用DatumTupleFields结构来记录元组的长度等信息，把内存的数据写入到表文件的时候，需要在元组中记录事物和命令ID,因此会把t_choice所占的内存转换成HeapTupleFields结构并且填充响应数据后再进行元组的插入。

t_ctid用于记录当前元组或者新元组的物理位置，块号和块内偏移量，例如(0,1)第一个块内的第一个linp,若tuple被跟新，那么就记录新版本的物理位置。

t_infomask2使用其低11位标识当前tuple的attribute的个数，其他位用于HOT以及tuple可见性的标志位

t_infomask用于标识tuple当前的状态，比如是否有OID,是否空的字段，t_infomask每一位代表一种状态，总共16种。

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2.Tuple的构造

构造tuple的函数(src/backend/access/common/heaptuple.c)

HeapTuple
heap_form_tuple(TupleDesc tupleDescriptor,Datum *values,bool *isnull)

该函数使用给定的values数组和isnull数组来组装生成一个tuple。

该函数的主要流程是先计算整个tuple所需要的长度(这个长度是指tuple中除掉HeapTupleData结构以外的长度。事实上，该长度存储在HeapTupleData的t_len的属性中。)然后以此申请内存，最后根据values和isnull来填充tuple数据。

我们稍微说一下这个t_len的计算。

len = offsetof(HeapTupleHeaderData, t_bits);

首先计算heaptupleheaderdata的长度，这个offsetof计算了从HeapTupleHeaderData的首址到它的成员变量t_bit的偏移量。

所以为什么不直接sizeof(HeapTupleHeaderData)呢？

原因是t_bits描述了NULL的bitmap关系，它的实际长度与列（属性）个数有关，是一个可变的值，

因此，在计算完HeapTupleHeaderData长度的时候，我们便根据是否存在着null列，来计算相应的数据（如下）。

    if (hasnull)len += BITMAPLEN(numberOfAttributes);

以及是否有oid：

    if (tupleDescriptor->tdhasoid)len += sizeof(Oid);

再加上padding大小(涉及到C语言的数据对齐):

hoff = len = MAXALIGN(len); /* align user data safely */

最后再获取data的长度：

    data_len = heap_compute_data_size(tupleDescriptor, values, isnull);len += data_len;

获取了tuple的长度申请好内存后，向里面添加数据，就获得了如下的tuple(结构)：

其中，hoff中包括了： 从TupleHeaderData起始位置到t_bits的位置；用户数据是从t_hoff开始，加上t_bits的偏移，以及oid的偏移，开始真正存储的。 这些由上图可以得知。

heap_fill_tuple 函数中依据tupledesc中atts所提供的信息来保存数据到相应的位置。att[i]->attlen == -1 当为此种情况时候，表明其是varlen数据，例如varchar之类的数量类型，att[i]->attlen == -2 当为此种情况时候，为cstring，即字符串形式的数据。never needs alignment 无需进行对齐操作。否则，为固定长度的类型。
如果是varlen类型数据时候。还需要使用VARATT_IS_EXTERNAL来判定是否是存储在外存上面。

做好了一条tuple之后，我们还要把它插入到数据库对应的表中才算完事。

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3.Tuple的插入

插入tuple到heap的函数

Oid
heap_insert(Relation relation, HeapTuple tup, CommandId cid,int options, BulkInsertState bistate)

这个函数还挺复杂的，涉及到了内存和disk的数据交换。内存主要涉及到了缓冲区buffer和lock，对于disk涉及到了FSM映射表和Page。

首先，预处理函数设置元组头部的字段，分配一个OID，并在必要时为元组提供Toast。请注意，在这里heaptup是传进来的tuple，而变量tup是作为一个临时变量存在的。

heaptup = heap_prepare_insert(relation, tup, xid, cid, options);

我们要将元组插入到page，涉及到内存和disk的数据交换，这就要用到buffer。我们知道insert的本质也是先"select"再"insert"。也就是说我们先要找到该表上合适的Page来装这个tuple。因此，我们为该Page申请一个buffer并加上执行锁，将该Page载入申请到的buffer中。注意，此时要插入的tuple并未写到buffer中。

buffer = RelationGetBufferForTuple(relation, heaptup->t_len,InvalidBuffer, options, bistate,&vmbuffer, NULL);

这样以后，所有的准备工作都做好了，就差临门一脚了。成与不成就在一举了。是不是听起来有点。。。？

是的，我们要进入临界区了，谁都不要打扰我：

START_CRIT_SECTION();

这个语句其实是设置了全局变量CritSectionCount，就相当于信号量了，这里不多说。

然后我们开始写数据吧：

RelationPutHeapTuple(relation, buffer, heaptup,(options & HEAP_INSERT_SPECULATIVE) != 0);

但是话说，真的写了？并没有！你忘了我们postgresql有WAL么？你WAL log都还没写，数据怎么能先到磁盘？

那么这里我们有什么？我们buffer里面有Page，我们"手上"有tuple，好的，我们把tuple放到这个buffer装的Page里面对应的位置上。

就是说，我们的数据还在buffer里。

那么怎么通知Postgres我有脏数据要写啊？

MarkBufferDirty(buffer);

设置buffer为脏，这样Postgres在下次写磁盘(checkpointer)的时候就知道把这个buffer里的数据丢回disk了。

那么，我们也就知道了，接下来我们就要开始准备WAL和数据了。

这里大致用到了这几个函数：

XLogBeginInsert
XLogRegisterData
XLogRegisterBuffer
XLogRegisterBufData
PageSetLSN

好的，WAL也设置好了。(只等插入这条tuple的命令commit之后，WAL数据立即落盘，写到disk上，也就是pg_xlog目录下的WAL段里面。)此时退出临界区。

这个时候要放开buffer了。

最后我们再做一做清理工作，打完收工。

最最最后，实际的元组仍然在内存，不过没事，因为你的查询也是要先走buffer和cache的，所以你已经可以查询到这条数据了。等到系统调用了checkpointer进程，你的数据才真正落了盘，然而，这对你是透明的。

这里关于数据落盘的先后顺序和时机，我还是借网上的两张图吧：
WAL和data进入buffer的时机：

WAL和data写到disk的时机：

好的就是这样~

恩，这次对WAL的插入的分析比较简略，下次我弄清楚了再细说吧各位。

参考文章：

http://blog.jobbole.com/106585/

http://www.cnblogs.com/sangli/p/6404771.html

http://www.jianshu.com/p/a37ceed648a8