1.微信xlog文件怎么打开？
2.聊聊微信 Xlog
3.解析XLog：使用python通过外部解析XLog
4.PostgreSQL · 源码分析 · 回放分析（一）
5.openGauss数据库源码解析系列文章——事务机制源码解析（一）

微信xlog文件怎么打开？

       详细解释如下：

一、解读微信xlog文件简述

       微信xlog文件是源码微信应用产生的日志文件，记录了应用的解读使用情况和某些操作细节。这些文件一般以文本形式存储，源码包含了用户在微信上的解读网站如何防止看源码活动信息。

二、源码使用文本编辑器打开xlog文件

       由于xlog文件通常为文本格式，解读我们可以使用任何文本编辑器来打开它。源码比如Notepad++、解读Sublime Text、源码Atom等文本编辑器都是解读不错的选择。打开文本编辑器后，源码通过“打开”功能，解读定位到xlog文件所在位置，源码选择文件后打开即可。

三、使用记事本打开xlog文件

       除了文本编辑器，Windows系统自带的记事本程序也可以打开xlog文件。与打开其他文本文件一样，右击xlog文件，选择“打开方式”，然后选择“记事本”，即可打开并查看文件内容。

四、文件内容解读

       打开xlog文件后，你会看到大量的文本信息。这些信息可能包括日期、时间、ipa超级签名源码操作记录等。由于这是日志文件，如果你不是专业人士，可能不容易理解所有内容。但基本的文件结构和信息应该能够反映出微信的使用情况。

       请注意，处理日志文件时要小心，确保不会修改或删除其中的内容，因为这些文件对于理解应用行为和解决可能出现的问题非常重要。如果不确定如何处理这些文件，建议保留原样，不要随意更改。

聊聊微信 Xlog

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        本文介绍 MARS xlog 使用以及使用过程中踩过的坑

        xlog 是微信开源框架 MARS 的一部分, 处理应用日志

        微信的对 xlog 的介绍文档--「 微信终端跨平台组件 mars 系列（一） - 高性能日志模块xlog) 」

        总结出来就是

        MARS 的 GitHub 上介绍比较详细,

        先跑起来一个 Demo 之后, 需要深入了解一下

        mmap 是一种内存映射文件的方法，即将一个文件或者其它对象映射到进程的地址空间，实现文件磁盘地址和进程虚拟地址空间中一段虚拟地址的一一对映关系。实现这样的映射关系后，进程就可以采用指针的方式读写操作这一段内存，而系统会自动回写脏页面到对应的文件磁盘上，即完成了对文件的操作而不必再调用read,write等系统调用函数。相反，内核空间对这段区域的修改也直接反映用户空间，从而可以实现不同进程间的文件共享。

        正如微信的介绍文章中所说的:

        mmap 是使用逻辑内存对磁盘文件进行映射，中间只是进行映射没有任何拷贝操作，避免了写文件的数据拷贝。操作内存就相当于在操作文件，避免了内核空间和用户空间的频繁切换。

        mmap几乎和直接写内存一样的性能，而且 mmap 既不会丢日志，回写时机对我们来说又基本可控。

        上文中有关于该方法的源码分析, 总结来说

        因为 Android 手机 CPU 架构的差异, 可能会有很多版本的 so 文件, 如果你是使用本地编译 xlog 的, 你应该注意对应不同 CPU 架构编译不同的 so 文件

        本地编译的 so 文件放在 src/jniLibs 目录下, AS 可以自动编译到 apk 中

        我的坑主要是因为 xposed 的原因, 刚开始 Demo 很顺利, 接入到项目中问题就一个个的

        上文以及提到会在哪里加载 so 文件, 但是由于 xposed 的原因, Classloader 指向的文件为 /data/app/io.communet.ichater-2/base.apk , 不能找到指定的 so 文件, 所以需要指定绝对路径

        解决:

        微信有提到关于日志同步和异步两种写入方式以及日志文件的存储位置

        实际运行中发现, 当同步写入时, 日志文件开始会被存放在 cacheDir, 一段时间后, 会被放到 logDir, 但是异步模式下, 文件一直放在 cacheDir, 即便调用 appenderFlush 方法, 日志会从 mmap 中写入文件, 但是文件的位置还是在 cacheDir, 当然, 应用有读写 SDCard 的权限

        解决:

        该问题还未查明原因, 目前的解决方法是不给 cacheDir, 文件会被直接放到 logDir, 但是, 官方说如果不给 cacheDir, 可能出现 SIGBUS, 参见 issue#

        /4/更新: 解决了, 说起来都惭愧, 还有一个参数

        将该值设置为 0 即可, 之前以为这个值表示的是缓存日志保存的天数, 设置了 7, 实际上保留缓存日志的天数默认 天, 清理逻辑如下

        注意和上文中的那个 BUG 区分, 这里是因为用 位的 so 代替 位的 so 导致的

        解决:

        jniLibs 下面不要放 位的, 只放 的, 可以兼容

        还有坑的话继续更新

解析XLog：使用python通过外部解析XLog

       初衷就是想深入xlog内部，想具体看一看wal内部到底存储着什么内容，为什么可以通过wal日志恢复所有的数据信息，包括为什么他可以实现主从复制等一系列操作

       最终目的：拆解wal日志

       我们可以使用pg_waldump查看wal信息

       初始化XLOG的函数入口为BootStrapXLOG

       这个函数只会在初始化的时候调用一次，用来创建控制文件和初始化XLOG segment。

       我们先看看第一个XLOG文件名称生成：

       所以最大的XLOG文件名称为：FFFFFFFFFF，而不是理论上的FFFFFFFFFFFFFFFF，因为uint % 最大是FF。

       初始化第一个timelineID = 1

       还是在xlog.c这个文件中说明创建这个文件之间会先创建一个临时文件，

       pg_wal/xlogtemp.xxxxxxx（"xlogtemp."加个当前进程PID），避免其他process来搞事情，然后循环写入每次写入XLOG_BLOCKSZ个字节

       写完后文件大小为M

       刚才创建的文件其实是一个空文件，随后通过durable_link_or_rename进行rename。

       到这里，XLOG就创建完成了，不过这个文件还是共享交流指标源码空空如也

       首先写入的是XLOG的头（XLogPageHeader）。

       这个page_magic也可以用来验证是否是 一个page的开头

       每个XLogSegment的第一个page头会写入XLogLongPageHeaderData，结构体如下：

       结果如下:

       这个page的前个字节就是XLogLongPageHeaderData。写入完之后整个的XLOG_SEGMENT的结构如下图所示：

       但是 有一个问题 就是为什么是B？这里先按下不表，后面解析的时候会遇到问题。

       日志之间有链接关系，xl_prev指向上一条日志的起始位置，下一条日志的位置用xl_tot_len可以找到，日志之间形成“双向链表”。

       typedef struct XLogRecord{

       日记长度

       uintxl_tot_len;/* total len of entire record */

       事务ID

       TransactionId xl_xid;/* xact id */

       上一条日志的LSN

       XLogRecPtrxl_prev;/* ptr to previous record in log */

       产生这个记录的动作

       uint8xl_info;/* flag bits, see below */

       日志记录对应的资源管理器

       RmgrIdxl_rmid;/* resource manager for this record */

       /* 2 bytes of padding here, initialize to zero */

       pg_crccxl_crc;/* CRC for this record */

       /* XLogRecordBlockHeaders and XLogRecordDataHeader follow, no padding */

       日志的数据信息} XLogRecord;

       xl_info低4位保存flag信息，高4位保存日志动作信息。

       资源管理器的定义如下所示：

       typedef struct RmgrData {

       const char *rm_name; // 资源名称

       void(*rm_redo) (XLogReaderState *record); // 重做函数

       void(*rm_desc) (StringInfo buf, XLogReaderState *record); // 负责解析对应资源事务日志

       const char *(*rm_identify) (uint8 info); // 解析xlog记录中的Info字段

       void(*rm_startup) (void); // 启动时的初始化工作

       void(*rm_cleanup) (void); // 结束时的清理工作

       void(*rm_mask) (char *pagedata, BlockNumber blkno); // 在对页面做一致性检查前，是否需要对页面的某些部分做掩码} RmgrData;

       据xlog中的xl_rmid调用资源管理器中不同资源的rm_redo回放函数进行回放。

       在 PostgreSQL 内核中，rmgrlist.h 文件定义了各种类型的 rmgr（record manager），每个 rmgr 对应一个不同的数据库操作。这些 rmgr 在事务日志（XLog）中起着重要作用，用于记录不同类型的数据库操作，以便在之后的恢复过程中重做（redo）或撤销（undo）这些操作。

       heap_mask 函数是 PostgreSQL 内核中用于在执行一致性检查之前对堆页（heap page）进行掩码处理的函数。在执行恢复操作时，数据库会读取 XLog 记录中的内容，并应用到对应的数据页上。为了保证恢复的正确性，必须对数据页进行一致性检查，而 heap_mask 就是用于在执行这些检查之前，对数据页进行掩码处理，从而屏蔽掉不应该参与一致性检查的部分。

       以下是备年货源码 heap_mask 函数的主要功能：

       在实现WAL一致性检查功能时，只有涉及数据表的RMGR才需要使用Mask Function，而对于其他类型的RMGR，由于其重做操作本身已经保证了数据的正确性，因此不需要添加Mask Function。

       通过区分需要Mask的RMGR和不需要Mask的RMGR，可以在WAL一致性检查过程中准确地找出可能导致数据不一致的地方，并对数据库的一致性进行严格的验证。这样，复制过程中出现的潜在问题可以及早被检测出来，并及时处理，保障数据库系统的可靠性和稳定性。

       结果展示

       解析wal日志

       为什么XLogLongPageHeaderData 一搜都是B？ 仔细阅读源码，发现问题

       在XLogPageHeaderData底下出现了这个定义

       这一块定义了XLogPageHeaderData的长度

       分析一下 MAXALIGN---其实读英文名就可以知道 他的意思是对齐 最大

       这个上面的内容就是 PG内部做了一个对齐宏，类似于 只要是PG内部的东西 基本上就按照这个对齐宏走

       其中 MAXIMUM_ALIGNOF 这个是获得当前编译器中占最大位的基本类型，比如long long类型

       取得的long long类型的大小为8BYTE，所以在这个宏定义当中，MAXIMUM_ALIGNOF=8

       MAXALIGN 的作用其实就是为了使sizeof( struct )向上对齐，成为8的倍数的大小

       思考为什么会有rem等问题，如果这个操作的tuple内容很多怎么办，或者当前record没有填满怎么办

       他会根据逻辑地址算出物理插入地址，也就是说，物理地址并不会像逻辑地址那样整齐排列。

       拿到对应的info后，应该怎么判断它属于什么操作，增删改查？

       读取wal

PostgreSQL · 源码分析 · 回放分析（一）

       在数据库运行中，可能遇到非预期问题，如断电、崩溃。横盘公式源码大全这些情况可能导致数据异常或丢失，影响业务。为了在数据库重启时恢复到崩溃前状态，确保数据一致性和完整性，我们引入了WAL（Write-Ahead Logging）机制。WAL记录数据库事务执行过程，当数据库崩溃时，利用这些记录恢复至崩溃前状态。

       WAL通过REDO和UNDO日志实现崩溃恢复。REDO允许对数据进行修改，UNDO则撤销修改。REDO/UNDO日志结合了这两种功能。除了WAL，还有Shadow Pagging、WBL等技术，但WAL是主要方法。

       数据库内部，日志管理器记录事务操作，缓冲区管理器负责数据存储。当崩溃发生，恢复管理器读取事务状态，回放已提交数据，回滚中断事务，恢复数据库一致性。ARIES算法是日志记录和恢复处理的重要方法。

       长时间运行后崩溃，可能需要数小时甚至数天进行恢复。检查点技术在此帮助，将脏数据刷入磁盘，记录检查点位置，确保恢复从相对较新状态开始，同时清理旧日志文件。WAL不仅用于崩溃恢复，还支持复制、主备同步、时间点还原等功能。

       在记录日志时，WAL只在缓冲区中记录，直到事务提交时等待磁盘写入。LSN（日志序列号）用于管理，只在共享缓冲区中检查。XLog是事务日志，WAL是持久化日志。

       崩溃恢复中，checkpointer持续做检查点，加快数据页面更新，提高重启恢复速度。在回放时，数据页面不断向前更新，直至达到特定LSN。

       了解WAL格式和包含信息有助于理解日志内容。PG社区正在实现Zheap特性，改进日志格式。WAL文件存储在pg_wal目录下，大小为1GB，与时间线和LSN紧密关联。事务日志与WAL段文件相关联，根据特定LSN可识别文件名和位置。

       使用pg_waldump工具可以查看日志内容，理解一次操作记录。日志类型包括Standby、Heap、Transaction等，对应不同资源管理器。PostgreSQL 包含种资源管理器类型，涉及堆元组、索引、序列号操作。

       标准记录流程包括：读取数据页面到frame、记录WAL、进行事务提交。插入数据流程生成WAL，复杂修改如索引分裂需要记录多个WAL。

       崩溃恢复流程从控制文件中获取检查点位置，严格串行回放至崩溃前状态。redo回放流程与记录代码高度一致。在部分写问题上，FullPageWrite（FPW）策略记录完整数据页面，防止损坏。WAL错误导致部分丢失不影响恢复，数据库会告知失败。磁盘静默错误和内存错误需通过冗余校验解决。

       本文总结了数据库崩溃恢复原理，以及PostgreSQL日志记录和崩溃恢复实现。深入理解原理可提高数据库管理效率。下文将详细描述热备恢复和按时间点还原（PITR）方法。

openGauss数据库源码解析系列文章——事务机制源码解析（一）

       事务是数据库操作的核心单位，必须满足原子性、一致性、隔离性、持久性（ACID）四大属性，确保数据操作的可靠性与一致性。以下是openGauss数据库中事务机制的详细解析：

       ### 事务整体架构与代码概览

       在openGauss中，事务的实现与存储引擎紧密关联，主要集中在源代码的`gausskernel/storage/access/transam`与`gausskernel/storage/lmgr`目录下。事务系统包含关键组件：

       1. **事务管理器**：事务系统的中枢，基于有限循环状态机，接收外部命令并根据当前事务状态决定下一步执行。

       2. **日志管理器**：记录事务执行状态及数据变化过程，包括事务提交日志（CLOG）、事务提交序列日志（CSNLOG）与事务日志（XLOG）。

       3. **线程管理机制**：通过内存区域记录所有线程的事务信息，支持跨线程事务状态查询。

       4. **MVCC机制**：采用多版本并发控制（MVCC）实现读写隔离，结合事务提交的CSN序列号，确保数据读取的正确性。

       5. **锁管理器**：实现写并发控制，通过锁机制保证事务执行的隔离性。

       ### 事务并发控制

       事务并发控制机制保障并发执行下的数据库ACID属性，主要由以下部分构成：

       - **事务状态机**：分上层与底层两个层次，上层状态机通过分层设计，支持灵活处理客户端事务执行语句（BEGIN/START TRANSACTION/COMMIT/ROLLBACK/END），底层状态机记录事务具体状态，包括事务的开启、执行、结束等状态变化。

       #### 事务状态机分解

       - **事务块状态**：支持多条查询语句的事务块，包含默认、已开始、事务开始、运行中、结束状态。

       - **底层事务状态**：状态包括TRANS_DEFAULT、TRANS_START、TRANS_INPROGRESS、TRANS_COMMIT、TRANS_ABORT、TRANS_DEFAULT，分别对应事务的初始、开启、运行、提交、回滚及结束状态。

       #### 事务状态转换与实例

       通过状态机实例展示事务执行流程，包括BEGIN、SELECT、END语句的执行过程，以及相应的状态转换。

       - **BEGIN**：开始一个事务，状态从默认转为已开始，之后根据语句执行逻辑状态转换。

       - **SELECT**：查询语句执行，状态保持为已开始或运行中，事务状态不发生变化。

       - **END**：结束事务，状态从运行中或已开始转换为默认状态。

       #### 事务ID分配与日志

       事务ID（xid）以uint单调递增序列分配，用于标识每个事务，CLOG与CSNLOG分别记录事务的提交状态与序列号，采用SLRU机制管理日志，确保资源高效利用。

       ### 总结

       事务机制在openGauss数据库中起着核心作用，通过详细的架构设计与状态管理，确保了数据操作的ACID属性，支持高并发环境下的高效、一致的数据处理。MVCC与事务ID的合理使用，进一步提升了数据库的性能与数据一致性。未来，将深入探讨事务并发控制的MVCC可见性判断机制与进程内的多线程管理机制，敬请期待。