这一节描述的函数被用来控制和监视一个PostgreSQL安装。
表 9.85展示了那些可以用于查询以及修改运行时配置参数的函数。
表 9.85. 配置设置函数
函数
描述
例子
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current_setting ( setting_name text [, missing_ok boolean ] )
→ text
返回设置的setting_name的当前值。
如果没有这样的设置,current_setting将抛出一个错误,除非missing_ok被提供并且为true(在此情况下返回NULL)。
这个函数对应于SQL命令SHOW。
current_setting('datestyle')
→ ISO, MDY
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set_config (
setting_name text,
new_value text,
is_local boolean )
→ text
将参数setting_name设置为new_value,并返回该值。
如果is_local为true,新值将仅在当前事务期间应用。
如果您希望新值应用于当前会话的其余部分,请使用false代替。这个函数对应于SQL命令SET。
set_config('log_statement_stats', 'off', false)
→ off
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在表 9.86中展示的函数向其它服务器进程发送控制信号。默认情况下这些函数只能被超级用户使用,但是如果需要,可以利用GRANT把访问特权授予给其他用户。
每个这样的函数如果信号成功发出则返回true,如果发送信号失败则返回false。
表 9.86. 服务器信号函数
函数
描述
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pg_cancel_backend ( pid integer )
→ boolean
取消对后端进程具有指定进程ID的会话的当前查询。
如果调用角色是后端被取消的角色的成员,或者调用角色被授予pg_signal_backend,也允许这样做,但是只有超级用户才能取消超级用户后端。
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pg_log_backend_memory_contexts ( pid integer )
→ boolean
使用指定进程ID记录后端内存上下文的请求。
这些内存上下文将被记录为LOG消息级别。
它们将基于日志配置集出现在服务器日志中(更多信息参见第 20.8 节),但无论client_min_messages如何,都不会发送到客户端。
只有超级用户可以请求记录内存上下文。
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pg_reload_conf ()
→ boolean
导致PostgreSQL服务器的所有进程重新加载其配置文件。
(这是通过向postmaster进程发送SIGHUP信号来初始化的,然后这个进程又把SIGHUP发送给它的每个子进程。)
你可以使用pg_file_settings 和 pg_hba_file_rules 视图以检查配置文件是否有可能的错误,在重加载之前。
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pg_rotate_logfile ()
→ boolean
通知日志文件管理器立即切换到一个新的输出文件。
这仅在内置日志采集器运行时有效,因为否则没有日志文件管理器子进程。
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pg_terminate_backend ( pid integer, timeout bigint DEFAULT 0 )
→ boolean
终止后端进程具有指定进程ID的会话。
如果调用角色是后端被终止的角色的成员,或者调用角色被赋予pg_signal_backend,那么也允许这样做,但是只有超级用户才能终止超级用户后端。
如果timeout未指定或为零,此函数都返回true,而无论进程是否实际终止,仅表示发送信号是成功的。
如果指定了timeout(以毫秒计)并且大于零,此函数会等待,直到进程实际终止或者直到给定的时间过去。
如果进程终止,函数返回true。
超时的话,发出警告并返回false。
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pg_cancel_backend和pg_terminate_backend向由进程 ID 标识的后端进程发送信号(分别是SIGINT或SIGTERM)。
一个活动后端的进程 ID可以从pg_stat_activity视图的pid列中找到,或者通过在服务器上列出postgres进程(在 Unix 上使用ps或者在Windows上使用任务管理器)得到。
一个活动后端的角色可以在pg_stat_activity视图的usename列中找到。
pg_log_backend_memory_contexts 可被用于记录后端进程的内存上下文。例如:
postgres=# SELECT pg_log_backend_memory_contexts(pg_backend_pid());
pg_log_backend_memory_contexts
--------------------------------
t
(1 row)
One message for each memory context will be logged. For example:
LOG: logging memory contexts of PID 10377
STATEMENT: SELECT pg_log_backend_memory_contexts(pg_backend_pid());
LOG: level: 0; TopMemoryContext: 80800 total in 6 blocks; 14432 free (5 chunks); 66368 used
LOG: level: 1; pgstat TabStatusArray lookup hash table: 8192 total in 1 blocks; 1408 free (0 chunks); 6784 used
LOG: level: 1; TopTransactionContext: 8192 total in 1 blocks; 7720 free (1 chunks); 472 used
LOG: level: 1; RowDescriptionContext: 8192 total in 1 blocks; 6880 free (0 chunks); 1312 used
LOG: level: 1; MessageContext: 16384 total in 2 blocks; 5152 free (0 chunks); 11232 used
LOG: level: 1; Operator class cache: 8192 total in 1 blocks; 512 free (0 chunks); 7680 used
LOG: level: 1; smgr relation table: 16384 total in 2 blocks; 4544 free (3 chunks); 11840 used
LOG: level: 1; TransactionAbortContext: 32768 total in 1 blocks; 32504 free (0 chunks); 264 used
...
LOG: level: 1; ErrorContext: 8192 total in 1 blocks; 7928 free (3 chunks); 264 used
LOG: Grand total: 1651920 bytes in 201 blocks; 622360 free (88 chunks); 1029560 used
如果在同一父中有超过100个子上下文,则记录前100个子上下文,以及其余上下文的摘要。
注意,频繁调用此函数可能会导致巨大的开销,因为它可能会生成大量的日志消息。
表 9.87中展示的函数可以辅助制作在线备份。
这些函数不能在恢复期间执行(非排他性的pg_start_backup,非排他性的pg_stop_backup,pg_is_in_backup、pg_backup_start_time和pg_wal_lsn_diff除外)。
有关正确使用这些函数的详细信息,参见第 26.3 节。
表 9.87. 备份控制函数
函数
描述
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pg_create_restore_point ( name text )
→ pg_lsn
在预写式日志中创建一个命名标记记录,稍后可以将其用作恢复目标,并返回相应的预写日志位置。
然后可以将给定的名称与 recovery_target_name一起使用,以指定进行恢复的点。
要避免创建多个名称相同的恢复点,因为恢复将在第一个名称与恢复目标匹配的恢复点停止。
默认情况下,该函数仅限超级用户使用,但可以授权给其他用户执行该函数。
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pg_current_wal_flush_lsn ()
→ pg_lsn
返回当前预写式日志刷新位置(参见下面的说明)。
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pg_current_wal_insert_lsn ()
→ pg_lsn
返回当前预式日志插入位置(参见下面的说明)。
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pg_current_wal_lsn ()
→ pg_lsn
返回当前预写式日志写位置(参见下面的说明)。
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pg_start_backup (
label text
[, fast boolean
[, exclusive boolean
]] )
→ pg_lsn
准备服务器开始在线备份。唯一需要的参数是用于备份的任意用户定义的标签。(通常,备份转储文件将存储在这个名称下。)
如果可选的第二个参数被指定为true,它将指定尽可能快地执行pg_start_backup。
这将强制产生一个即时检查点,这将导致I/O操作突增,从而降低并发执行的查询的速度。
第三个可选参数指定是执行排他或非排他备份(默认为排他备份)。
在排他模式下使用时,该函数将写一个备份标签文件(backup_label),如果pg_tblspc/目录中有任何链接,
则将一个表空间映射文件(tablespace_map)写入数据库集群的数据目录,然后执行检查点,然后返回备份的开始写-提前日志位置。
(用户可以忽略这个结果值,但在有用的情况下会提供它。)
在非排他模式下使用时,这些文件的内容将由pg_stop_backup函数返回,并且应该由用户复制到备份区域。
默认情况下,该函数仅限超级用户使用,但可以授权其他用户EXECUTE该函数。
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pg_stop_backup (
exclusive boolean
[, wait_for_archive boolean
] )
→ setof record
( lsn pg_lsn,
labelfile text,
spcmapfile text )
完成排他或非排他联机备份。exclusive参数必须与前面的pg_start_backup调用相匹配。
在排他备份中, pg_stop_backup删除备份标签文件,如果存在,则删除pg_start_backup创建的表空间映射文件。
在非排他备份中,这些文件的所需内容将作为函数结果的一部分返回,并且应该写入备份区域(不在数据目录)中的文件。
还有一个可选的boolean类型的第二个参数。如果为假,则该函数将在备份完成后立即返回,而无需等待WAL被归档。
这种行为只有在独立监控WAL归档的备份软件中才有用。否则,使备份一致所需的WAL可能会丢失,从而使备份无效。
默认情况下或当该参数为真时,pg_stop_backup将在启用归档时等待WAL被归档。
(在备用状态下,这意味着只有当archive_mode = always时,它才会等待。
如果主节点上的写活动很少,那么可以在主节点上运行pg_switch_wal来触发立即段切换。)
当在主节点上执行时,这个函数还会在预写式日志归档区域中创建一个备份历史文件。
历史文件包括给予pg_start_backup的标签,备份的开始和结束写前预写式日志的位置,以及备份的开始和结束时间。
记录完结束位置后,当前的预写式日志插入点自动移到下一个预写式日志文件,以便结束的预写式日志文件可以立即归档,从而完成备份。
该函数的结果是一条记录。lsn列保持备份的结束预写式日志位置(可以再忽略)。
当结束排他备份时,第二和第三列为NULL;在非排他备份之后,它们保持标签和表空间映射文件所需的内容。
默认情况下该函数仅限超级用户使用,但也可以授权其他用户执行该函数。
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pg_stop_backup ()
→ pg_lsn
结束执行排他在线备份。这个简化版本等同于pg_stop_backup(true, true),只是它只返回pg_lsn结果。
默认情况下该函数仅限超级用户使用,但可以授权其他用户执行该函数。
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pg_is_in_backup ()
→ boolean
如果正在进行联机排他备份则返回真。
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pg_backup_start_time ()
→ timestamp with time zone
如果正在进行在线排他备份,则返回当前在线排他备份的开始时间,否则为NULL。
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pg_switch_wal ()
→ pg_lsn
强制服务器切换到一个新的预写式日志文件,这允许对当前文件进行归档(假设你正在使用连续归档)。
其结果是在刚刚完成的预写式日志文件中结束预写式日志位置加1。
如果自从上次预写式日志切换以来没有提前写日志活动,pg_switch_wal将不做任何操作,并返回当前正在使用的提前写日志文件的起始位置。
默认情况下该函数仅限超级用户使用,但可以授权其他用户执行该函数。
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pg_walfile_name ( lsn pg_lsn )
→ text
将预写式日志位置转换为保持该位置的WAL文件的名称。
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pg_walfile_name_offset ( lsn pg_lsn )
→ record
( file_name text,
file_offset integer )
将预写式日志位置转换为WAL文件名和该文件中的字节偏移量。
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pg_wal_lsn_diff ( lsn1 pg_lsn, lsn2 pg_lsn )
→ numeric
计算两个预写式日志位置之间的字节(lsn1 - lsn2)差异。
这可以与pg_stat_replication或表 9.87中所示的一些函数一起使用,以获得复制延迟。
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pg_current_wal_lsn 显示当前预写式日志写位置,与上述函数所用的格式相同。
类似地,pg_current_wal_insert_lsn显示当前预写式日志插入位置,pg_current_wal_flush_lsn显示当前预写式日志刷新位置。
插入位置是预写式日志在任何时刻的"逻辑(logical)" 结束,而写位置是已经从服务器内部缓冲区实际写入的内容的结束,而刷新位置是已知的要写入持久化存储的最后一个位置。
写位置是可以从服务器外部检查的最后位置,如果你对归档部分完成的预写式日志文件感兴趣,那么它通常就是你想要的位置。
插入和刷新位置主要用于服务器调试目的。这些都是只读操作,不需要超级用户权限。
你可以使用pg_walfile_name_offset从pg_lsn值中提取相应的预写式日志文件名称和字节偏移量。例如:
postgres=# SELECT * FROM pg_walfile_name_offset(pg_stop_backup());
file_name | file_offset
--------------------------+-------------
00000001000000000000000D | 4039624
(1 row)
类似地,pg_walfile_name只提取预写式日志文件名称。
当给定的预写式日志位置恰好位于预写式日志文件的边界时,这两个函数都会返回前一个预写式日志文件的名称。
这通常是管理预写式日志归档行为所需的行为,因为前面的文件是当前需要归档的最后一个文件。
表 9.88中展示的函数提供有关后备服务器当前状态的信息。
这些函数可以在恢复或普通运行过程中被执行。
表 9.88. 恢复信息函数
函数
描述
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pg_is_in_recovery ()
→ boolean
如果恢复仍在进行则返回真。
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pg_last_wal_receive_lsn ()
→ pg_lsn
返回已接收并通过流复制同步到磁盘的最后一个预写式日志位置。
当流复制正在进行时这将单调地增加。如果恢复已经完成,那么在恢复期间,接收到的最后一条WAL记录的位置将保持静态,并同步到磁盘。
如果流复制已禁用,或者尚未启动,函数将返回NULL。
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pg_last_wal_replay_lsn ()
→ pg_lsn
返回恢复期间重新播放的最后一个预写式日志位置。如果恢复仍在进行中这将会单调地增加。
如果恢复已经完成,那么恢复期间应用的最后WAL记录的位置将保持静态。当服务器正常启动且没有恢复时,函数返回NULL。
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pg_last_xact_replay_timestamp ()
→ timestamp with time zone
返回恢复期间重放的最后一个事务的时间戳。这是在主服务器上为该事务生成提交或中止 WAL记录的时间。
如果在恢复期间没有重放任何事务,该函数将返回NULL。否则,如果恢复仍在进行中,这将单调地增加。
如果恢复已经完成,那么在恢复期间应用最后一个事务时,这将会保持静态。
当服务器正常启动且没有恢复时,函数返回NULL。
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控制恢复进度的功能如 表 9.89所示。这些函数只能在恢复过程中执行。
表 9.89. 恢复控制函数
函数
描述
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pg_is_wal_replay_paused ()
→ boolean
如果请求了恢复暂停了则返回真。
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pg_get_wal_replay_pause_state ()
→ text
返回恢复暂停状态。
如果没有请求pause,返回值是not paused,如果请求暂停但恢复还没有暂停,返回值是pause requested,如果恢复实际已经暂停,返回值是paused。
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pg_promote ( wait boolean DEFAULT true, wait_seconds integer DEFAULT 60 )
→ boolean
将备用服务器提升为主服务器状态。
当wait设置为true(默认值)时,函数将等待直到升级完成或wait_seconds秒数已过,如果升级成功则返回true,否则返回false。
如果wait设置为false,则该函数在向postmaster发送SIGUSR1信号以触发升级后立即返回true。
默认情况下这个函数仅限超级用户使用,但可以授权给其他用户执行该函数。
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pg_wal_replay_pause ()
→ void
请求暂停恢复。
请求不意味着恢复马上停止。
如果你想要保证恢复实际上是暂停的,你需要检查pg_get_wal_replay_pause_state()返回的恢复暂停状态。
注意,pg_is_wal_replay_paused()返回是否作出请求。
在恢复暂停时,不会应用进一步的数据库更改。
如果热备是激活的,所有新查询将看到相同的一致的数据库快照,并且在恢复继续之前不会生成进一步的查询冲突。
默认情况下该函数仅限超级用户使用,但可以授权其他用户执行该函数。
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pg_wal_replay_resume ()
→ void
如果暂停了,则重新启动恢复。
默认情况下该函数仅限超级用户使用,但可以授权其他用户执行该函数。
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pg_wal_replay_pause和pg_wal_replay_resume不能在提升(promotion)进行时执行。
如果在恢复暂停时触发了提升(promotion),则暂停状态结束,升级继续进行。
如果禁用了流复制,则暂停状态可能会无限期地持续下去,不会出现问题。
如果正在进行流复制,那么将继续接收WAL记录,这将最终填满可用磁盘空间,这取决于暂停持续时间、WAL生成速度和可用磁盘空间。
PostgreSQL允许数据库会话同步它们的快照。一个快照决定对于正在使用该快照的事务哪些数据是可见的。当两个或者更多个会话需要看到数据库中的相同内容时,就需要同步快照。如果两个会话独立开始其事务,就总是有可能有某个第三事务在两个START TRANSACTION命令的执行之间提交,这样其中一个会话就可以看到该事务的效果而另一个则看不到。
为了解决这个问题,PostgreSQL允许一个事务导出它正在使用的快照。只要导出的事务仍然保持打开,其他事务可以导入它的快照,并且因此可以保证它们可以看到和第一个事务看到的完全一样的数据库视图。但是注意这些事务中的任何一个对数据库所作的更改对其他事务仍然保持不可见,和未提交事务所作的修改一样。因此这些事务是针对以前存在的数据同步,而对由它们自己所作的更改则采取正常的动作。
如表 9.90中所示,快照通过pg_export_snapshot函数导出,并且通过SET TRANSACTION命令导入。
表 9.90. 快照同步函数
函数
描述
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pg_export_snapshot ()
→ text
保存事务的当前快照并返回text字符串以标识该快照。
必须将此字符串传递(在数据库之外)给希望导入快照的客户端。快照仅在导出它的事务结束之前才可用于导入。
如果需要的话,一个事务可以导出多个快照。
请注意,这样做仅在READ COMMITTED事务中有用,因为在REPEATABLE READ和更高的隔离级别中,事务在它们的生命周期中使用相同的快照。
一旦事务导出了快照,它就不能用 PREPARE TRANSACTION进行准备。
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表 9.91中展示的函数用于控制以及与复制特性交互。
有关底层特性的信息请见第 27.2.5 节、第 27.2.6 节以及第 50 章。
复制原点函数的使用仅限于超级用户。
默认只允许超级用户使用复制源的函数,但可以通过GRANT命令允许其他用户使用。
复制槽的函数只限于超级用户和拥有REPLICATION权限的用户。
很多这些函数在复制协议中都有等价的命令,见
第 53.4 节。
第 9.27.3 节、
第 9.27.4 节和
第 9.27.5 节
中描述的函数也与复制相关。
表 9.91. 复制管理函数
函数
描述
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pg_create_physical_replication_slot ( slot_name name [, immediately_reserve boolean, temporary boolean ] )
→ record
( slot_name name,
lsn pg_lsn )
创建一个新的名为slot_name的物理复制槽。
第二个参数是可选的,当它为true时,立即为这个物理槽指定要被保留的LSN。
否则该LSN会被保留在来自一个流复制客户端的第一个连接上。
来自一个物理槽的流改变只可能出现在使用流复制协议时 — 见第 53.4 节。
当可选的第三参数temporary被设置为真时,指定那个槽不会被持久地存储在磁盘上并且仅对当前会话的使用有意义。
临时槽也会在发生任何错误时被释放。这个函数对应于复制协议命令CREATE_REPLICATION_SLOT ... PHYSICAL。
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pg_drop_replication_slot ( slot_name name )
→ void
丢弃名为slot_name的物理或逻辑复制槽。
和复制协议命令DROP_REPLICATION_SLOT相同。对于逻辑槽,
在连接到在其中创建该槽的同一个数据库时,必须调用这个函数。
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pg_create_logical_replication_slot ( slot_name name, plugin name [, temporary boolean, two_phase boolean ] )
→ record
( slot_name name,
lsn pg_lsn )
使用输出插件plugin创建一个名字为slot_name的新逻辑(解码)复制槽。
当可选的第三参数temporary被设置为真时,指定那个槽不会被持久地存储在磁盘上并且仅对当前会话的使用有意义。
临时槽也会在发生任何错误时被释放。
可选的第四个参数,two_phase,当设置为真时,指定为该槽启用准备好的事务的解码。
对这个函数的调用与复制协议命令CREATE_REPLICATION_SLOT ... LOGICAL。
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pg_copy_physical_replication_slot ( src_slot_name name, dst_slot_name name [, temporary boolean ] )
→ record
( slot_name name,
lsn pg_lsn )
将一个名为src_slot_name的现有物理复制槽复制到一个名为dst_slot_name的物理复制槽。
被复制的物理槽开始从与源槽相同的LSN开始保留WAL。temporary是可选的。
如果省略了temporary,则使用与源槽相同的值。
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pg_copy_logical_replication_slot ( src_slot_name name, dst_slot_name name [, temporary boolean [, plugin name ]] )
→ record
( slot_name name,
lsn pg_lsn )
复制一个名为src_slot_name的现有逻辑复制槽到一个名为dst_slot_name的逻辑复制槽,选择性的改变输出插件和持久性。
被复制的逻辑槽从与源逻辑槽相同的LSN开始。temporary和plugin都是可选的。
如果它们被省略了,使用与源逻辑槽相同的值。
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pg_logical_slot_get_changes ( slot_name name, upto_lsn pg_lsn, upto_nchanges integer, VARIADIC options text[] )
→ setof record
( lsn pg_lsn,
xid xid,
data text )
返回槽slot_name中的改变,从最后一次使用更改的点开始。
如果upto_lsn和upto_nchanges为 NULL,逻辑解码将一直继续到 WAL 的末尾。
如果upto_lsn为非 NULL,解码将只包括那些在指定 LSN 之前提交的事务。
如果upto_nchanges为非 NULL,解码将在其产生的行数超过指定值后停止。
不过要注意,被返回的实际行数可能更大,因为对这个限制的检查只会在增加了解码每个新的提交事务产生的行之后进行。
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pg_logical_slot_peek_changes ( slot_name name, upto_lsn pg_lsn, upto_nchanges integer, VARIADIC options text[] )
→ setof record
( lsn pg_lsn,
xid xid,
data text )
行为就像pg_logical_slot_get_changes()函数,
不过改变不会被消费, 即在未来的调用中还会返回这些改变。
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pg_logical_slot_get_binary_changes ( slot_name name, upto_lsn pg_lsn, upto_nchanges integer, VARIADIC options text[] )
→ setof record
( lsn pg_lsn,
xid xid,
data bytea )
行为就像pg_logical_slot_get_changes()函数,
不过改变会以bytea返回。
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pg_logical_slot_peek_binary_changes ( slot_name name, upto_lsn pg_lsn, upto_nchanges integer, VARIADIC options text[] )
→ setof record
( lsn pg_lsn,
xid xid,
data bytea )
行为就像pg_logical_slot_peek_changes()函数,不过改变会以bytea返回。
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pg_replication_slot_advance ( slot_name name, upto_lsn pg_lsn )
→ record
( slot_name name,
end_lsn pg_lsn )
将复制槽的当前确认的位置提前到名为slot_name的复制槽的当前确认位置。
该槽不会向后移动,也不会移动到当前插入位置之外。返回该槽的名称和它被推进到的真实位置。
如果有任何进展,则在下一个检查点中写出更新后的槽位置信息。所以如果发生崩溃,该槽位可能会返回到之前的位置。
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pg_replication_origin_create ( node_name text )
→ oid
用给定的外部名称创建一个复制源,并且返回分配给它的内部 ID。
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pg_replication_origin_drop ( node_name text )
→ void
删除一个以前创建的复制源,包括任何相关的重放进度。
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pg_replication_origin_oid ( node_name text )
→ oid
根据名称查找复制源并返回内部ID。如果没有发现这样的复制源,则抛出错误。
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pg_replication_origin_session_setup ( node_name text )
→ void
将当前会话标记为从给定的原点回放,从而允许跟踪回放进度。
只能在当前没有选择原点时使用。使用pg_replication_origin_session_reset 命令来撤销。
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pg_replication_origin_session_reset ()
→ void
取消pg_replication_origin_session_setup()的效果。
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pg_replication_origin_session_is_setup ()
→ boolean
如果在当前会话中选择了复制源则返回真。
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pg_replication_origin_session_progress ( flush boolean )
→ pg_lsn
返回当前会话中选择的复制源的重放位置。参数flush决定对应的本地事务是否被确保已经刷入磁盘。
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pg_replication_origin_xact_setup ( origin_lsn pg_lsn, origin_timestamp timestamp with time zone )
→ void
将当前事务标记为重放在给定LSN和时间戳上提交的事务。
只能在使用pg_replication_origin_session_setup选择复制源时调用。
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pg_replication_origin_xact_reset ()
→ void
取消pg_replication_origin_xact_setup()的效果。
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pg_replication_origin_advance ( node_name text, lsn pg_lsn )
→ void
将给定节点的复制进度设置为给定的位置。这主要用于设置初始位置,或在配置更改或类似的变更后设置新位置。
请注意这个函数的不当使用可能会导致不一致的复制数据。
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pg_replication_origin_progress ( node_name text, flush boolean )
→ pg_lsn
返回给定复制元的重放位置。参数flush决定对应的本地事务是否被确保已经刷入磁盘。
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pg_logical_emit_message ( transactional boolean, prefix text, content text )
→ pg_lsn
pg_logical_emit_message ( transactional boolean, prefix text, content bytea )
→ pg_lsn
发出逻辑解码消息。这可以被用来通过 WAL 向逻辑解码插件传递一般消息。
transactional参数指定该消息是否应该是当前事务的一部分或者当逻辑解码读到该记录时该消息是否应该被立刻写入并且解码。
prefix参数是逻辑解码插件可以用来识别它们感兴趣的消息的文本前缀。
content是消息的文本,以文本或二进制形式给出。
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表 9.92中所示的函数计算数据库对象的磁盘空间使用情况,或帮助表示或理解使用结果。
bigint结果以字节为单位。
如果将不代表已有对象的OID传递给这些函数之一,则返回NULL。
表 9.92. 数据库对象尺寸函数
函数
描述
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pg_column_size ( "any" )
→ integer
显示用于存储任何单个数据值的字节数。如果直接应用于表的列值,则反映所做的任何压缩。
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pg_column_compression ( "any" )
→ text
显示用于压缩单个变长值的压缩算法。
如果值没有被压缩,则返回NULL。
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pg_database_size ( name )
→ bigint
pg_database_size ( oid )
→ bigint
计算指定名称或OID的数据库所使用的总磁盘空间。
要使用这个函数,你必须拥有CONNECT特权(默认授予)在指定的数据库上,或者是pg_read_all_stats角色的成员。
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pg_indexes_size ( regclass )
→ bigint
计算附加到指定表的索引所使用的总磁盘空间。
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pg_relation_size ( relation regclass [, fork text ] )
→ bigint
计算指定关系的一个"fork"所使用的磁盘空间。
(注意在大多数情况下,使用更高级的函数 pg_total_relation_size或pg_table_size更方便,它们将所有分叉(forks)的大小相加。)
使用一个参数,这将返回关系的主数据分叉的大小。第二个参数可以用来指定要检查哪个分叉:
main返回关系的主数据分叉的大小。
fsm 返回与该关系关联的空闲空间映射(参见第 70.3 节)的大小。
vm 返回与该关系相关联的可见性映射(参见第 70.4 节)的大小。
init 返回初始化分叉的大小,如果有的话,与关系相关。
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pg_size_bytes ( text )
→ bigint
将人可阅读的格式的大小(由pg_size_pretty返回)转换为字节。
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pg_size_pretty ( bigint )
→ text
pg_size_pretty ( numeric )
→ text
将以字节为单位的大小转换为更容易被人阅读的格式,使用大小单位(酌情采用字节、kB、MB、GB或TB等等)。
注意,单位是2的幂,而不是10的幂,所以1kB是1024字节,1MB是10242 = 1048576字节,依此类推。
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pg_table_size ( regclass )
→ bigint
计算指定表所使用的磁盘空间,不包括索引(但包括它的TOAST表,如果有的话,空闲空间映射,以及可见性映射)。
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pg_tablespace_size ( name )
→ bigint
pg_tablespace_size ( oid )
→ bigint
使用指定的名称或OID计算表空间中使用的总磁盘空间。
要使用这个函数,必须在指定的表空间上拥有CREATE特权,或者是pg_read_all_stats角色的成员,除非它是当前数据库的默认表空间。
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pg_total_relation_size ( regclass )
→ bigint
计算指定表所使用的总磁盘空间,包括所有索引和TOAST数据。
结果等价pg_table_size + pg_indexes_size。
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上述操作表和索引的函数接受一个regclass参数,它是该表或索引在pg_class系统目录中的 OID。
你不必手工去查找该 OID,因为regclass数据类型的输入转换器会为你代劳。
只写包围在单引号内的表名,这样它看起来像一个文字常量。
为了与普通SQL名称的处理相兼容,该字符串将被转换为小写形式,除非其中在表名周围包含双引号。
详见第 8.19 节。
表 9.93中展示的函数帮助标识数据库对象相关的磁盘文件。
表 9.93. 数据库对象位置函数
函数
描述
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pg_relation_filenode ( relation regclass )
→ oid
返回当前分配给指定关系的"filenode"数字。文件节点是用于该关系的文件名称的基本组件(更多信息请参阅第 70.1 节 )。
对于大多数关系,其结果与pg_class.relfilenode相同,但对于某些系统目录,relfilenode为0,并且必须使用这个函数来获得正确的值。
如果传递的是一个没有存储的关系,例如一个视图,那么函数将返回NULL。
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pg_relation_filepath ( relation regclass )
→ text
返回关系的完整文件路径名称(相对于数据库集群的数据目录,关系的PGDATA)。
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pg_filenode_relation ( tablespace oid, filenode oid )
→ regclass
返回一个给定表空间OID和存储它的文件节点的关系的OID。这本质上是pg_relation_filepath的反向映射。
对于数据库默认表空间中的关系,表空间可以指定为0。如果当前数据库中没有与给定值相关联的关系,则返回 NULL。
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表 9.94 列出用于管理排序规则的函数。
表 9.94. 排序规则管理函数
函数
描述
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pg_collation_actual_version ( oid )
→ text
返回当前安装在操作系统中的该排序规则对象的实际版本。
如果这个版本与pg_collation.collversion中的值不同,则依赖于该排序规则的对象可能需要被重建。
还可以参考ALTER COLLATION。
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pg_import_system_collations ( schema regnamespace )
→ integer
基于在操作系统中找到的所有区域环境(locales),加入排序规则到系统目录pg_collation中。
这是 initdb 会用到的的,更多细节请参考第 24.2.2 节。
如果后来在操作系统上安装了额外的区域环境,可以再次运行这个函数加入新区域环境的排序规则。
匹配pg_collation中现有条目的区域环境将被跳过(但是这个函数不会移除以在操作系统中不再存在的区域环境为基础的排序规则对象)。
schema参数通常是pg_catalog,但这不是一种要求,排序规则也可以被安装到其他的方案中。
该函数返回其创建的新排序规则对象的数量。
此函数仅限超级用户使用。
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表 9.95 列出提供有关分区表结构信息的函数。
表 9.95. 分区信息函数
函数
描述
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pg_partition_tree ( regclass )
→ setof record
( relid regclass,
parentrelid regclass,
isleaf boolean,
level integer )
列出给定分区表或分区索引的分区树中的表或索引,每行对应一个分区。
提供的信息包括分区的OID、其直接父的OID、一个布尔值以告知分区是否是叶子,以及一个整数用来告诉分区在层次结构中的级别。
对于输入表或索引,级别值为0,其直接子分区的为1,它们的分区为2,以此类推。
如果关系不存在,或者不是分区或分区表,则不返回行。
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pg_partition_ancestors ( regclass )
→ setof regclass
列出给定分区的祖先关系,包括关系本身。如果关系不存在,或者不是分区或分区表,则不返回行。
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pg_partition_root ( regclass )
→ regclass
返回给定关系所属的分区树的最顶级父节点。如果关系不存在,或者不是分区或分区表,则返回NULL。
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例如,要检查分区表measurement中包含的数据的总大小,可以使用以下查询:
SELECT pg_size_pretty(sum(pg_relation_size(relid))) AS total_size
FROM pg_partition_tree('measurement');
表 9.96 显示了索引维护任务可以使用的函数。
(注意,这些维护任务通常由自动清理(autovacuum)自动完成;只有在特殊情况下才需要使用这些函数。)
这些函数在恢复过程中无法执行。这些函数的使用局限于超级用户和给定索引的所有者。
表 9.96. 索引维护函数
函数
描述
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brin_summarize_new_values ( index regclass )
→ integer
扫描指定的BRIN索引以查找基表中当前没有被索引归纳的页面范围;
对于任何这样的范围,它都通过扫描这些表页来创建一个新的摘要索引元组。
返回插入到索引中的新页面范围摘要的数量。
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brin_summarize_range ( index regclass, blockNumber bigint )
→ integer
归纳(Summarizes)覆盖给定块的页面范围(如果还没有归纳的话)。
这类似于brin_summarize_new_values,只是它只处理覆盖给定表块数的页范围。
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brin_desummarize_range ( index regclass, blockNumber bigint )
→ void
删除归纳了覆盖给定表块的页面范围的BRIN索引元组,如果有的话。
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gin_clean_pending_list ( index regclass )
→ bigint
清理指定GIN索引的"pending"列表,通过移除里面的条目,以大批的方式,到主要的GIN数据结构。
返回从挂起列表中删除的页数。如果参数是使用禁用fastupdate选项构建的GIN索引,则不会发生清理,结果为零,因为索引没有挂起的列表。
关于挂起列表和fastupdate选项的详细信息,请参见第 67.4.1 节 和 第 67.5 节。
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表 9.97中展示的函数提供了对数据库服务器所在机器上的文件的本地访问。
只能访问数据库集簇目录以及log_directory中的文件,除非用户是超级用户或者被授予了角色pg_read_server_files。
使用相对路径访问集簇目录里面的文件,以及匹配 log_directory配置设置的路径访问日志文件。
注意在pg_read_file()或者相关函数上,向用户授予EXECUTE特权,
以允许他们有能力读取服务器上该数据库服务器进程能读取的任何文件;这些函数会绕过所有的数据库内特权检查。
这意味着,例如,具有这种访问的用户能够读取pg_authid表中存储着认证信息的内容,也能读取数据库中的任何表数据。
因此,授予对这些函数的访问应该要很仔细地考虑。
这些函数中的一些函数有可选的missing_ok参数,可以指定当文件或目录不存在时的行为。
如果为true,函数返回NULL或着空结果集,根据适合情况。
如果为false,会产生一个错误。默认为false。
表 9.97. 通用文件访问函数
函数
描述
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pg_ls_dir ( dirname text [, missing_ok boolean, include_dot_dirs boolean ] )
→ setof text
返回指定目录中所有文件(和目录以及其他指定文件)的名称。
include_dot_dirs参数标示在结果集中是否包括"." 和 "..";默认为不包括它们。
要包括它们在missing_ok为 true时能够有用,以从不存在的目录中辨别一个空目录。
这个函数默认限制为超级用户,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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pg_ls_logdir ()
→ setof record
( name text,
size bigint,
modification timestamp with time zone )
返回服务器的日志目录中的每个普通文件的名称、大小、和最后修改时间(mtime)。
文件名以一个点(dot)开始,目录和其他指定的文件不包括。
这个函数默认限制在超级用户和pg_monitor角色的成员,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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pg_ls_waldir ()
→ setof record
( name text,
size bigint,
modification timestamp with time zone )
返回服务器的预写式日志(WAL)目录中的每个普通文件的名称、大小、和最后修改时间(mtime)。
文件名以一个点(dot)开始,目录和其他指定的文件不包括。
这个函数默认限制在超级用户和pg_monitor角色的成员,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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pg_ls_archive_statusdir ()
→ setof record
( name text,
size bigint,
modification timestamp with time zone )
返回服务器的WAL归档状态目录(pg_wal/archive_status)中的每个普通文件的名称、大小、和最后修改时间(mtime)。
文件名以一个点(dot)开始,目录和其他指定的文件不包括。
这个函数默认限制在超级用户和pg_monitor角色的成员,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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pg_ls_tmpdir ( [ tablespace oid ] )
→ setof record
( name text,
size bigint,
modification timestamp with time zone )
返回针对指定tablespace的临时文件目录中的每个普通文件的名称、大小、和最后修改时间(mtime)。
如果tablespace没有提供,pg_default 表空间为被检验的。
文件名以一个点(dot)开始,目录和其他指定的文件不包括。
这个函数默认限制在超级用户和pg_monitor角色的成员,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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pg_read_file ( filename text [, offset bigint, length bigint [, missing_ok boolean ]] )
→ text
返回一个文本文件的全部或部分,开始于给定的字节offset,在最大的length字节返回(如果文件的结尾先达到了则减少)。
如果offset为负,他于文件的结尾有关。如果offset和length 被省略,整个文件被返回。
从文件中读的字节在服务器的编码中解释为字符串;如果它们在哪些编码中不是有效的则抛出错误。
这个函数默认限制在超级用户,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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pg_read_binary_file ( filename text [, offset bigint, length bigint [, missing_ok boolean ]] )
→ bytea
返回文件的全部或部分。这个函数与pg_read_file 是完全相同的,除了它可以读任意的二进制数据,返回结果为bytea而不是text;
因此,没有编码检查会被执行。
这个函数默认限制在超级用户,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
与 convert_from函数组合,这个函数能被用于以指定的编码读文本文件并转换到数据库的编码:
SELECT convert_from(pg_read_binary_file('file_in_utf8.txt'), 'UTF8');
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pg_stat_file ( filename text [, missing_ok boolean ] )
→ record
( size bigint,
access timestamp with time zone,
modification timestamp with time zone,
change timestamp with time zone,
creation timestamp with time zone,
isdir boolean )
返回一个记录,包含文件的大小、最后访问时间戳、最后修改时间戳,最后文件状态变更时间戳(仅在UNIX平台)、文件建立时间戳(仅Windows),和一个标志旗如果它是一个目录。
这个函数默认限制在超级用户,但是其他用户可以被授予EXECUTE以运行此函数。
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表 9.98中展示的函数管理咨询锁。
有关正确使用这些函数的细节请参考第 13.3.5 节。
所有这些函数都打算用于锁定应用程序定义的资源,可以通过一个64位键值或两个32位键值来标识(注意这两个键空间不能重叠)。
如果另一个会话已经在相同的资源标识符上持有一个冲突的锁,函数将等待直到资源变成可用,或者返回一个false结果,合适于函数的。
锁可以是共享或排他的:共享锁不会与同一资源上的其他共享锁发生冲突,只会与排他锁发生冲突。
锁可以在会话级(这样它们被保持直到释放或会话结束)或在事务级(这样它们被保持直到当前事务结束;没有手动释放的供应)。
多个会话级锁请求堆栈,因此如果同一个资源标识符被锁定三次,那么必须有三个解锁请求来释放资源,在会话结束之前。
表 9.98. 咨询锁函数
函数
描述
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pg_advisory_lock ( key bigint )
→ void
pg_advisory_lock ( key1 integer, key2 integer )
→ void
获取一个排他的会话级咨询锁,如有必要则等待。
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pg_advisory_lock_shared ( key bigint )
→ void
pg_advisory_lock_shared ( key1 integer, key2 integer )
→ void
获取一个共享的会话级咨询锁,如有必要则等待。
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pg_advisory_unlock ( key bigint )
→ boolean
pg_advisory_unlock ( key1 integer, key2 integer )
→ boolean
释放以前获取的排他会话级咨询锁。如果锁成功释放则返回true。
如果锁没有被持有,则返回false,此外,服务器将报告一个SQL警告。
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pg_advisory_unlock_all ()
→ void
释放当前会话所持有的所有会话级咨询锁。(即使客户端异常断开连接,这个函数也会在会话结束时被隐式调用。)
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pg_advisory_unlock_shared ( key bigint )
→ boolean
pg_advisory_unlock_shared ( key1 integer, key2 integer )
→ boolean
释放以前获取的共享会话级咨询锁。如果锁成功释放则返回true。
如果锁没有被持有,则返回false,此外,服务器将报告一个SQL警告。
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pg_advisory_xact_lock ( key bigint )
→ void
pg_advisory_xact_lock ( key1 integer, key2 integer )
→ void
获取一个排他的事务级咨询锁,如有必要则等待。
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pg_advisory_xact_lock_shared ( key bigint )
→ void
pg_advisory_xact_lock_shared ( key1 integer, key2 integer )
→ void
获取一个共享的事务级咨询锁,如有必要则等待。
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pg_try_advisory_lock ( key bigint )
→ boolean
pg_try_advisory_lock ( key1 integer, key2 integer )
→ boolean
获取一个排他的会话级咨询锁,如果适用。
这将立即获得锁并返回true,或者如果不能立即获取锁则立即返回 false而无需等待。
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pg_try_advisory_lock_shared ( key bigint )
→ boolean
pg_try_advisory_lock_shared ( key1 integer, key2 integer )
→ boolean
获取一个共享的会话级咨询锁,如果适用。
这将立即获得锁并返回true,或者如果不能立即获取锁则立即返回 false而无需等待。
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pg_try_advisory_xact_lock ( key bigint )
→ boolean
pg_try_advisory_xact_lock ( key1 integer, key2 integer )
→ boolean
获取一个排他的事务级咨询锁,如果适用。
这将立即获得锁并返回true,或者如果不能立即获取锁则立即返回 false而无需等待。
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pg_try_advisory_xact_lock_shared ( key bigint )
→ boolean
pg_try_advisory_xact_lock_shared ( key1 integer, key2 integer )
→ boolean
获取一个共享的事务级咨询锁,如果适用。
这将立即获得锁并返回true,或者如果不能立即获取锁则立即返回 false而无需等待。
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