30.5. Настройка WAL
Существует несколько конфигурационных параметров, относящихся к WAL, которые влияют на производительность СУБД. Далее рассказывается об их использовании. Общую информацию об установке параметров конфигурации сервера смотрите в Главе 20.
Контрольные точки — это точки в последовательности транзакций, в которых гарантируется, что файлы с данными и индексами были обновлены всей информацией, записанной перед контрольной точкой. Во время выполнения контрольной точки все «грязные» страницы данных, находящиеся в памяти, сбрасываются на диск, а в файле журнала создаётся специальная запись контрольной точки. (Сделанные изменения были перед этим записаны в файлы WAL.) В случае сбоя процедура восстановления ищет последнюю запись контрольной точки, чтобы определить эту точку в журнале (называемую записью REDO), от которой процедура должна начать операцию воспроизведения изменений. Любые изменения файлов данных до этой точки уже гарантированно находятся на диске. Таким образом, после контрольной точки сегменты журнала, которые предшествуют записи REDO, больше не нужны и могут быть удалены или направлены в циклическую перезапись. (Когда выполняется архивирование WAL, сегменты журнала должны быть заархивированы перед циклической перезаписью или удалением.)
Запись всех «грязных» страниц данных из памяти на диск, которая требуется для контрольной точки, может вызвать значительную нагрузку на дисковый ввод-вывод. По этой причине, активность записи по контрольной точке регулируется так, что ввод-вывод начинается при старте контрольной точки и завершается перед стартом следующей контрольной точки; это минимизирует потерю производительности во время прохождения контрольных точек.
Отдельный серверный процесс контрольных точек автоматически выполняет контрольные точки с заданной частотой. Контрольные точки производятся каждые checkpoint_timeout секунд либо при приближении к пределу max_wal_size, если это имеет место раньше. Значения по умолчанию: 5 минут и 1 Гбайт, соответственно. Если после предыдущей контрольной точки новые записи WAL не добавились, следующие контрольные точки будут пропущены, даже если проходит время checkpoint_timeout. (Если вы применяете архивацию WAL и хотите установить нижний предел для частоты архивации, чтобы ограничить потенциальную потерю данных, вам следует настраивать параметр archive_timeout, а не параметры контрольных точек.) Также можно выполнить контрольную точку принудительно, воспользовавшись SQL-командой CHECKPOINT.
Уменьшение значений checkpoint_timeout и/или max_wal_size приводит к учащению контрольных точек. Это позволяет ускорить восстановление после сбоя (поскольку для воспроизведения нужно меньше данных), но с другой стороны нужно учитывать дополнительную нагрузку, возникающую вследствие более частого сброса «грязных» страниц данных на диск. Если включён режим full_page_writes (по умолчанию это так), нужно учесть и ещё один фактор. Для обеспечения целостности страницы данных при первом изменении страницы данных после контрольной точки эта страница записывается в журнал целиком. В данном случае, чем меньше интервал между контрольными точками, тем больше объём записи в журнал WAL, так что это частично дискредитирует идею уменьшения интервала записи и в любом случае приводит к увеличению объёма обмена с диском.
Контрольные точки довольно дороги с точки зрения ресурсов: во-первых, потому что они требуют записи всех «грязных» буферов из памяти на диск, и во-вторых, потому что они создают дополнительный трафик WAL, о чём говорилось выше. Таким образом, будет благоразумным установить параметры контрольных точек так, чтобы они не выполнялись слишком часто. Для простой проверки параметров контрольной точки можно установить параметр checkpoint_warning. Если промежуток времени между контрольными точками будет меньше, чем количество секунд, заданное в checkpoint_warning, то в журнал сервера будет выдано сообщение с рекомендацией увеличить max_wal_size. Эпизодическое появление такого сообщения не является поводом для беспокойства. Но если оно появляется часто, необходимо увеличить значения параметров управления контрольными точками. Массовые операции, такие как COPY с большим объёмом данных, могут привести к появлению нескольких таких предупреждений, если значение max_wal_size не установлено достаточно большим.
Чтобы избежать «заваливания» системы ввода-вывода при резкой интенсивной записи страниц, запись «грязных» буферов во время контрольной точки растягивается на определённый период времени. Этот период управляется параметром checkpoint_completion_target, который задаётся как часть интервала между контрольными точками (настраиваемого параметром checkpoint_timeout). Скорость ввода-вывода подстраивается так, чтобы контрольная точка завершилась к моменту истечения заданной части от checkpoint_timeout секунд или до превышения max_wal_size, если оно имеет место раньше. Со значением 0.9, заданным по умолчанию, можно ожидать, что PostgreSQL завершит процедуру контрольной точки незадолго до следующей запланированной (примерно на 90% выполнения предыдущей контрольной точки). При этом процесс ввода-вывода растягивается насколько возможно, чтобы обеспечить равномерную нагрузку ввода-вывода в течение интервала между контрольными точками. Но с другой стороны, растягивание контрольных точек влияет на время восстановления, так как для восстановления нужно будет задействовать большее количество сегментов WAL. Если вы хотите оптимизировать длительность восстановления, вы можете уменьшить checkpoint_timeout, чтобы контрольные точки создавались чаще, а ввод-вывод при этом всё же растягивался на интервал между ними. Либо же можно уменьшить значение checkpoint_completion_target, но это не рекомендуется, поскольку в результате в определённые периоды ввод-вывод будет более интенсивным (во время создания контрольной точки) или менее интенсивным (по завершении контрольной точки, но до следующей запланированной контрольной точки). Хотя в checkpoint_completion_target можно задать значение вплоть до 1.0, лучше выбрать значение меньше (по крайней мере, не больше 0.9), так как при контрольных точках выполняются и некоторые другие операции, помимо записи «грязных» буферов. Со значением 1.0 контрольные точки, скорее всего, не будут завершаться вовремя, что приведёт к потере производительности из-за неожиданных колебаний требуемого количества сегментов WAL.
На платформах Linux и POSIX параметр checkpoint_flush_after позволяет принудить ОС к сбросу страниц, записываемых во время контрольной точки, при накоплении заданного количества байт. Если его не настроить, эти страницы могут оставаться в кеше страниц ОС, что повлечёт затормаживание при выполнении fsync в конце контрольной точки. Этот параметр часто помогает уменьшить задержки транзакций, но может оказать и негативное влияние на производительность; особенно, когда объём нагрузки больше shared_buffers, но меньше кеша страниц в ОС.
Число файлов сегментов WAL в каталоге pg_wal зависит от min_wal_size, max_wal_size и объёма WAL, сгенерированного в предыдущих циклах контрольных точек. Когда старые файлы сегментов оказываются не нужны, они удаляются или перерабатываются (то есть переименовываются, чтобы стать будущими сегментами в нумерованной последовательности). Если вследствие кратковременного скачка интенсивности записи в журнал, предел max_wal_size превышается, ненужные файлы сегментов будут удаляться, пока система не опустится ниже этого предела. Оставаясь ниже этого предела, система перерабатывает столько файлов WAL, сколько необходимо для покрытия ожидаемой потребности до следующей контрольной точки, и удаляет остальные. Эта оценка базируется на скользящем среднем числа файлов WAL, задействованных в предыдущих циклах контрольных точек. Скользящее среднее увеличивается немедленно, если фактическое использование превышает оценку, так что в нём в некоторой степени накапливается пиковое использование, а не среднее. Значение min_wal_size ограничивает снизу число файлов WAL, которые будут переработаны для будущего использования; такой объём WAL всегда будет перерабатываться, даже если система простаивает и оценка использования говорит, что нужен совсем небольшой WAL.
Вне зависимости от max_wal_size, последние файлы WAL в объёме wal_keep_size мегабайт и ещё один дополнительный файл WAL сохраняются в любом случае. Кроме того, если применяется архивация WAL, старые сегменты не могут быть удалены или переработаны, пока они не будут заархивированы. Если WAL архивируется медленнее, чем генерируется, либо если команда archive_library или библиотека archive_library постоянно даёт сбои, старые файлы WAL будут накапливаться в pg_wal, пока ситуация не будет разрешена. Медленно работающий или отказавший ведомый сервер, использующий слот репликации, даст тот же эффект (см. Подраздел 27.2.6).
В режиме восстановления архива или горячего резерва сервер периодически выполняет точки перезапуска, которые похожи на контрольные точки в обычном режиме работы: сервер принудительно сбрасывает своё состояние на диск, обновляет файл pg_control, чтобы показать, что уже обработанные данные WAL не нужно сканировать снова, и затем перерабатывает все старые файлы сегментов журнала в каталоге pg_wal. Точки перезапуска не могут выполняться чаще, чем контрольные точки на главном сервере, так как они могут происходить только в записях контрольных точек. Точка перезапуска производится, когда достигается запись контрольной точки и после предыдущей точки перезапуска прошло не меньше checkpoint_timeout секунд или размер WAL может превысить max_wal_size. Однако из-за того, что на время выполнения точек перезапуска накладываются ограничения, max_wal_size часто превышается при восстановлении, вплоть до объёма WAL, записываемого в цикле между контрольными точками. (Значение max_wal_size никогда и не было жёстким пределом, так что всегда следует оставлять приличный запас сверху, чтобы не остаться без свободного места на диске.)
Наиболее часто используются две связанные с WAL внутренние функции: XLogInsertRecord и XLogFlush. XLogInsertRecord применяется для добавления записи в буферы WAL в разделяемой памяти. Если места для новой записи недостаточно, XLogInsertRecord придётся записать (переместить в кеш ядра) несколько заполненных буферов WAL. Это нежелательно, так как XLogInsertRecord используется при каждом изменении в базе данных на низком уровне (например, при добавлении строки) в момент, когда установлена исключительная блокировка задействованных страниц данных, поэтому данная операция должна быть максимально быстрой. Что ещё хуже, запись буферов WAL может также повлечь создание нового сегмента журнала, что займёт ещё больше времени. Обычно буферы WAL должны записываться и сохраняться на диске в функции XLogFlush, которая вызывается, по большей части, при фиксировании транзакции, чтобы результаты транзакции сохранились в надёжном хранилище. В системах с интенсивной записью в журнал вызовы XLogFlush могут иметь место не так часто, чтобы XLogInsertRecord не приходилось производить запись. В таких системах следует увеличить число буферов WAL, изменив параметр wal_buffers. Когда включён режим full_page_writes и система очень сильно загружена, увеличение wal_buffers поможет сгладить скачки во времени ответа в период сразу после каждой контрольной точки.
Параметр commit_delay определяет, на сколько микросекунд будет засыпать ведущий процесс группы, записывающий в журнал, после получения блокировки в XLogFlush, пока подчинённые формируют очередь на запись. Во время этой задержки другие серверные процессы смогут добавлять записи в WAL буферы журнала, чтобы все эти записи сохранились на диск в результате одной операции синхронизации, которую выполнит ведущий. Ведущий процесс не засыпает, если отключён режим fsync, либо число сеансов с активными транзакциями меньше commit_siblings, так как маловероятно, что какой-либо другой сеанс зафиксирует транзакцию в ближайшее время. Заметьте, что на некоторых платформах, разрешение этого таймера сна составляет 10 миллисекунд, так что любое значение параметра commit_delay от 1 до 10000 микросекунд будет действовать одинаково. Кроме того, в некоторых системах состояние сна может продлиться несколько дольше, чем требует параметр.
Так как цель commit_delay состоит в том, чтобы позволить стоимости каждой операции синхронизации амортизироваться через параллельную фиксацию транзакций (потенциально за счёт задержки транзакции), необходимо определить количество той стоимости, прежде чем урегулирование сможет быть выбрано разумно. Чем выше стоимость, тем более эффективный будет commit_delay в увеличении пропускной способности транзакций в какой-то степени. Программа pg_test_fsync может использоваться, чтобы измерить среднее время в микросекундах, которое занимает одиночная работа сброса WAL на диск. Значение половины среднего времени сообщаемого программой рекомендуется в качестве отправной точки для использования значения в параметре commit_delay при оптимизации для конкретного объёма работы, и говорит о том, сколько нужно времени для синхронизации сброса единственной операции записи 8 Кбайт. Настройка параметра commit_delay особенно полезна в случае хранения WAL в хранилище с высокоскоростными дисками, такими как твердотельные накопители (SSD) или RAID-массивы с кешем записи и аварийным питанием на батарее; но это определённо должно тестироваться на репрезентативной рабочей нагрузке. Более высокие значения commit_siblings должны использоваться в таких случаях, тогда как меньшие значения commit_siblings часто полезны на носителях с большими задержками. Обратите внимание на то, что увеличение значения параметра commit_delay может увеличить задержку транзакции настолько, что пострадает общая производительность транзакций.
Даже если commit_delay равен нулю (значение по умолчанию), групповая фиксация всё равно может произойти, но группа будет состоять только из тех сеансов, которым понадобилось сбросить записи о фиксации на диск за то время, пока происходил предыдущий сброс. Чем больше сеансов, тем чаще это происходит даже при нулевом commit_delay, поэтому увеличение этого параметра может и не оказать заметного действия. Установка commit_delay имеет смысл в двух случаях: (1) когда несколько транзакций одновременно фиксируют изменения, (2) либо когда частота фиксаций ограничена пропускной способностью дисковой подсистемы. Однако при задержке из-за низкой скорости вращения диска эта настройка может оказаться полезной даже всего при двух сеансах.
Параметр wal_sync_method определяет, как PostgreSQL будет обращаться к ядру, чтобы принудительно сохранить WAL на диск. Все методы должны быть одинаковыми в плане надёжности, за исключением fsync_writethrough, который может иногда принудительно сбрасывать кеш диска, даже если другие методы не делают этого. Однако какой из них самый быстрый, во многом определяется платформой; вы можете протестировать скорость, используя модуль pg_test_fsync. Обратите внимание, что данный параметр не имеет значения, если fsync выключен.
Включение параметра конфигурации wal_debug (предоставляется, если PostgreSQL был скомпилирован с его поддержкой) приводит к тому, что все вызовы связанных с WAL функций XLogInsertRecord и XLogFlush протоколируются в журнале сервера. В будущем данный параметр может быть заменён более общим механизмом.
Для записи данных WAL на диск предназначены две внутренние функции: XLogWrite и issue_xlog_fsync. Когда параметр track_wal_io_timing включён, общее время, которое затратила функция XLogWrite на запись WAL на диск и которое затратила функция issue_xlog_fsync на синхронизацию с ФС, подсчитывается в pg_stat_wal как wal_write_time и wal_sync_time соответственно. Функцию XLogWrite обычно вызывают XLogInsertRecord (когда в буферах WAL нет места для новых записей), XLogFlush и процесс записи WAL, чтобы записать данные из буферов WAL на диск, а затем вызвать функцию issue_xlog_fsync. Функцию issue_xlog_fsync обычно вызывает XLogWrite для синхронизации файлов WAL. Если параметр wal_sync_method принимает значение open_datasync или open_sync, операция записи XLogWrite обеспечивает синхронизацию данных WAL, а issue_xlog_fsync не делает ничего. Если же wal_sync_method принимает значение fdatasync, fsync или fsync_writethrough, операция записи перемещает буферы WAL в кеш ядра, а issue_xlog_fsync синхронизирует с ФС. Вне зависимости от значения track_wal_io_timing, в полях wal_write и wal_sync представления pg_stat_wal отображается, сколько раз вызывалась функция XLogWrite для записи WAL и сколько раз вызывалась функция issue_xlog_fsync для синхронизации с ФС, соответственно.
Параметр recovery_prefetch позволяет уменьшить время ожидания ввода-вывода во время восстановления, указывая ядру начинать чтение дисковых блоков, которые ещё не в пуле буферов PostgreSQL, но вскоре потребуются. Количество параллельных потоков и объём предвыборки ограничиваются параметрами maintenance_io_concurrency и wal_decode_buffer_size соответственно. По умолчанию параметр recovery_prefetch имеет значение try, при котором эта функциональность включается в системах, поддерживающих posix_fadvise.
30.5. WAL Configuration
There are several WAL-related configuration parameters that affect database performance. This section explains their use. Consult Chapter 20 for general information about setting server configuration parameters.
Checkpoints are points in the sequence of transactions at which it is guaranteed that the heap and index data files have been updated with all information written before that checkpoint. At checkpoint time, all dirty data pages are flushed to disk and a special checkpoint record is written to the log file. (The change records were previously flushed to the WAL files.) In the event of a crash, the crash recovery procedure looks at the latest checkpoint record to determine the point in the log (known as the redo record) from which it should start the REDO operation. Any changes made to data files before that point are guaranteed to be already on disk. Hence, after a checkpoint, log segments preceding the one containing the redo record are no longer needed and can be recycled or removed. (When WAL archiving is being done, the log segments must be archived before being recycled or removed.)
The checkpoint requirement of flushing all dirty data pages to disk can cause a significant I/O load. For this reason, checkpoint activity is throttled so that I/O begins at checkpoint start and completes before the next checkpoint is due to start; this minimizes performance degradation during checkpoints.
The server's checkpointer process automatically performs a checkpoint every so often. A checkpoint is begun every checkpoint_timeout seconds, or if max_wal_size is about to be exceeded, whichever comes first. The default settings are 5 minutes and 1 GB, respectively. If no WAL has been written since the previous checkpoint, new checkpoints will be skipped even if checkpoint_timeout has passed. (If WAL archiving is being used and you want to put a lower limit on how often files are archived in order to bound potential data loss, you should adjust the archive_timeout parameter rather than the checkpoint parameters.) It is also possible to force a checkpoint by using the SQL command CHECKPOINT.
Reducing checkpoint_timeout and/or max_wal_size causes checkpoints to occur more often. This allows faster after-crash recovery, since less work will need to be redone. However, one must balance this against the increased cost of flushing dirty data pages more often. If full_page_writes is set (as is the default), there is another factor to consider. To ensure data page consistency, the first modification of a data page after each checkpoint results in logging the entire page content. In that case, a smaller checkpoint interval increases the volume of output to the WAL log, partially negating the goal of using a smaller interval, and in any case causing more disk I/O.
Checkpoints are fairly expensive, first because they require writing out all currently dirty buffers, and second because they result in extra subsequent WAL traffic as discussed above. It is therefore wise to set the checkpointing parameters high enough so that checkpoints don't happen too often. As a simple sanity check on your checkpointing parameters, you can set the checkpoint_warning parameter. If checkpoints happen closer together than checkpoint_warning seconds, a message will be output to the server log recommending increasing max_wal_size. Occasional appearance of such a message is not cause for alarm, but if it appears often then the checkpoint control parameters should be increased. Bulk operations such as large COPY transfers might cause a number of such warnings to appear if you have not set max_wal_size high enough.
To avoid flooding the I/O system with a burst of page writes, writing dirty buffers during a checkpoint is spread over a period of time. That period is controlled by checkpoint_completion_target, which is given as a fraction of the checkpoint interval (configured by using checkpoint_timeout). The I/O rate is adjusted so that the checkpoint finishes when the given fraction of checkpoint_timeout seconds have elapsed, or before max_wal_size is exceeded, whichever is sooner. With the default value of 0.9, PostgreSQL can be expected to complete each checkpoint a bit before the next scheduled checkpoint (at around 90% of the last checkpoint's duration). This spreads out the I/O as much as possible so that the checkpoint I/O load is consistent throughout the checkpoint interval. The disadvantage of this is that prolonging checkpoints affects recovery time, because more WAL segments will need to be kept around for possible use in recovery. A user concerned about the amount of time required to recover might wish to reduce checkpoint_timeout so that checkpoints occur more frequently but still spread the I/O across the checkpoint interval. Alternatively, checkpoint_completion_target could be reduced, but this would result in times of more intense I/O (during the checkpoint) and times of less I/O (after the checkpoint completed but before the next scheduled checkpoint) and therefore is not recommended. Although checkpoint_completion_target could be set as high as 1.0, it is typically recommended to set it to no higher than 0.9 (the default) since checkpoints include some other activities besides writing dirty buffers. A setting of 1.0 is quite likely to result in checkpoints not being completed on time, which would result in performance loss due to unexpected variation in the number of WAL segments needed.
On Linux and POSIX platforms checkpoint_flush_after allows to force the OS that pages written by the checkpoint should be flushed to disk after a configurable number of bytes. Otherwise, these pages may be kept in the OS's page cache, inducing a stall when fsync is issued at the end of a checkpoint. This setting will often help to reduce transaction latency, but it also can have an adverse effect on performance; particularly for workloads that are bigger than shared_buffers, but smaller than the OS's page cache.
The number of WAL segment files in pg_wal directory depends on min_wal_size, max_wal_size and the amount of WAL generated in previous checkpoint cycles. When old log segment files are no longer needed, they are removed or recycled (that is, renamed to become future segments in the numbered sequence). If, due to a short-term peak of log output rate, max_wal_size is exceeded, the unneeded segment files will be removed until the system gets back under this limit. Below that limit, the system recycles enough WAL files to cover the estimated need until the next checkpoint, and removes the rest. The estimate is based on a moving average of the number of WAL files used in previous checkpoint cycles. The moving average is increased immediately if the actual usage exceeds the estimate, so it accommodates peak usage rather than average usage to some extent. min_wal_size puts a minimum on the amount of WAL files recycled for future usage; that much WAL is always recycled for future use, even if the system is idle and the WAL usage estimate suggests that little WAL is needed.
Independently of max_wal_size, the most recent wal_keep_size megabytes of WAL files plus one additional WAL file are kept at all times. Also, if WAL archiving is used, old segments cannot be removed or recycled until they are archived. If WAL archiving cannot keep up with the pace that WAL is generated, or if archive_command or archive_library fails repeatedly, old WAL files will accumulate in pg_wal until the situation is resolved. A slow or failed standby server that uses a replication slot will have the same effect (see Section 27.2.6).
In archive recovery or standby mode, the server periodically performs restartpoints, which are similar to checkpoints in normal operation: the server forces all its state to disk, updates the pg_control file to indicate that the already-processed WAL data need not be scanned again, and then recycles any old log segment files in the pg_wal directory. Restartpoints can't be performed more frequently than checkpoints on the primary because restartpoints can only be performed at checkpoint records. A restartpoint is triggered when a checkpoint record is reached if at least checkpoint_timeout seconds have passed since the last restartpoint, or if WAL size is about to exceed max_wal_size. However, because of limitations on when a restartpoint can be performed, max_wal_size is often exceeded during recovery, by up to one checkpoint cycle's worth of WAL. (max_wal_size is never a hard limit anyway, so you should always leave plenty of headroom to avoid running out of disk space.)
There are two commonly used internal WAL functions: XLogInsertRecord and XLogFlush. XLogInsertRecord is used to place a new record into the WAL buffers in shared memory. If there is no space for the new record, XLogInsertRecord will have to write (move to kernel cache) a few filled WAL buffers. This is undesirable because XLogInsertRecord is used on every database low level modification (for example, row insertion) at a time when an exclusive lock is held on affected data pages, so the operation needs to be as fast as possible. What is worse, writing WAL buffers might also force the creation of a new log segment, which takes even more time. Normally, WAL buffers should be written and flushed by an XLogFlush request, which is made, for the most part, at transaction commit time to ensure that transaction records are flushed to permanent storage. On systems with high log output, XLogFlush requests might not occur often enough to prevent XLogInsertRecord from having to do writes. On such systems one should increase the number of WAL buffers by modifying the wal_buffers parameter. When full_page_writes is set and the system is very busy, setting wal_buffers higher will help smooth response times during the period immediately following each checkpoint.
The commit_delay parameter defines for how many microseconds a group commit leader process will sleep after acquiring a lock within XLogFlush, while group commit followers queue up behind the leader. This delay allows other server processes to add their commit records to the WAL buffers so that all of them will be flushed by the leader's eventual sync operation. No sleep will occur if fsync is not enabled, or if fewer than commit_siblings other sessions are currently in active transactions; this avoids sleeping when it's unlikely that any other session will commit soon. Note that on some platforms, the resolution of a sleep request is ten milliseconds, so that any nonzero commit_delay setting between 1 and 10000 microseconds would have the same effect. Note also that on some platforms, sleep operations may take slightly longer than requested by the parameter.
Since the purpose of commit_delay is to allow the cost of each flush operation to be amortized across concurrently committing transactions (potentially at the expense of transaction latency), it is necessary to quantify that cost before the setting can be chosen intelligently. The higher that cost is, the more effective commit_delay is expected to be in increasing transaction throughput, up to a point. The pg_test_fsync program can be used to measure the average time in microseconds that a single WAL flush operation takes. A value of half of the average time the program reports it takes to flush after a single 8kB write operation is often the most effective setting for commit_delay, so this value is recommended as the starting point to use when optimizing for a particular workload. While tuning commit_delay is particularly useful when the WAL log is stored on high-latency rotating disks, benefits can be significant even on storage media with very fast sync times, such as solid-state drives or RAID arrays with a battery-backed write cache; but this should definitely be tested against a representative workload. Higher values of commit_siblings should be used in such cases, whereas smaller commit_siblings values are often helpful on higher latency media. Note that it is quite possible that a setting of commit_delay that is too high can increase transaction latency by so much that total transaction throughput suffers.
When commit_delay is set to zero (the default), it is still possible for a form of group commit to occur, but each group will consist only of sessions that reach the point where they need to flush their commit records during the window in which the previous flush operation (if any) is occurring. At higher client counts a “gangway effect” tends to occur, so that the effects of group commit become significant even when commit_delay is zero, and thus explicitly setting commit_delay tends to help less. Setting commit_delay can only help when (1) there are some concurrently committing transactions, and (2) throughput is limited to some degree by commit rate; but with high rotational latency this setting can be effective in increasing transaction throughput with as few as two clients (that is, a single committing client with one sibling transaction).
The wal_sync_method parameter determines how PostgreSQL will ask the kernel to force WAL updates out to disk. All the options should be the same in terms of reliability, with the exception of fsync_writethrough, which can sometimes force a flush of the disk cache even when other options do not do so. However, it's quite platform-specific which one will be the fastest. You can test the speeds of different options using the pg_test_fsync program. Note that this parameter is irrelevant if fsync has been turned off.
Enabling the wal_debug configuration parameter (provided that PostgreSQL has been compiled with support for it) will result in each XLogInsertRecord and XLogFlush WAL call being logged to the server log. This option might be replaced by a more general mechanism in the future.
There are two internal functions to write WAL data to disk: XLogWrite and issue_xlog_fsync. When track_wal_io_timing is enabled, the total amounts of time XLogWrite writes and issue_xlog_fsync syncs WAL data to disk are counted as wal_write_time and wal_sync_time in pg_stat_wal, respectively. XLogWrite is normally called by XLogInsertRecord (when there is no space for the new record in WAL buffers), XLogFlush and the WAL writer, to write WAL buffers to disk and call issue_xlog_fsync. issue_xlog_fsync is normally called by XLogWrite to sync WAL files to disk. If wal_sync_method is either open_datasync or open_sync, a write operation in XLogWrite guarantees to sync written WAL data to disk and issue_xlog_fsync does nothing. If wal_sync_method is either fdatasync, fsync, or fsync_writethrough, the write operation moves WAL buffers to kernel cache and issue_xlog_fsync syncs them to disk. Regardless of the setting of track_wal_io_timing, the number of times XLogWrite writes and issue_xlog_fsync syncs WAL data to disk are also counted as wal_write and wal_sync in pg_stat_wal, respectively.
The recovery_prefetch parameter can be used to reduce I/O wait times during recovery by instructing the kernel to initiate reads of disk blocks that will soon be needed but are not currently in PostgreSQL's buffer pool. The maintenance_io_concurrency and wal_decode_buffer_size settings limit prefetching concurrency and distance, respectively. By default, it is set to try, which enables the feature on systems where posix_fadvise is available.
