本文将概要性的讲解 PostgreSQL 中 lazy vacuum 的流程和原理，代码将以 PG 10.17 版本为例。

背景知识

死元组和表空间膨胀

在 PG 中，update/delete 语句的实现通过 MVCC 机制的多版本链实现。对于一条已经被更新/删除的元组来说，当这条元组对所有事物都不可见后，它的存在就没有意义了，理应被删除，对于这种元组，我们称之为“死元组”。当一张表有大量更新/删除时，如果不做清理的话，表里面就会积攒很多这样的“死元组”，占用大量的空间，造成表空间膨胀。

事物号回卷

PG 的事物号采用 32 位无符号整数 xid 来表示，约能表示 40 亿数字。借用[1]中的图 b 来说，对于任意一个 xid ，它在环中的前 20 亿对它来说是过去，后 20 亿对它来说是未来。

以上图为例，对于 xid 为 100 的事物来说，本来 99 是它的过去，当事物号耗尽的时候，99 会回卷重新使用。这时候就无法判断一条 xmin 或 xmax 为 99 的元组到底是过去还是未来。

Vacuum 功能概述

在提出上两个问题之后，就可以简单的介绍一下 vacuum 的功能：

1. 清理死元组：删除死元组和其索引，回收表空间；
2. 冻结元组的事物号：如果一个元组的事物号已经很老了，对于当前所有的事物都可见，那么就直接将它的事物号改为 FrozenTransactionId ；（注：FrozenTransactionId 对于所有事物号都属于过去）
3. 更新表的统计信息，方便优化器工作。

代码分析

总体结构

vacuum 的函数调用关系如下图所示。当执行 vacuum full 的时候，会调用图中左下角的 cluster_rel 函数；否则调用 lazy_vacuum_rel 函数。

在 lazy_vacuum_rel 函数中，主要完成以下几件事：

1. 调用 vacuum_set_xid_limits 设置一些阈值，用于后续判断是否采取迫切清理的策略（aggressive）；
2. 调用 lazy_scan_heap 做 vacuum 操作：删除元组和索引，清理表空间；
3. 调用 lazy_truncate_heap 做截断操作，将表最后的空白页面截断；
4. 调用 FreeSpaceMapVacuum 对 fsm 做 vacuum；
5. 更新系统表中的统计信息

lazy_scan_heap 函数

lazy_scan_heap 是做 vacuum 的主要函数。在介绍该函数之前，有几个术语/变量先要讲解一下含义：

• 死元组列表：vacuum 会维护一个数组，将当前 page 的所有死元组的头指针存在这个数组里；

• relfrozenxid：标记一张表中所有 <relfrozenxid 的元组均被冻结；

• 迫切模式：这里直接引用 [2] 中的原文。当 relfrozenxid 满足特定条件时，将触发迫切模式；

  冻结的过程有两种模式,依特定条件而择其一执行。一种为惰性模式另一种为迫切模式。惰性模式下，冻结过程仅适用目标表对应的VM扫描包含死元组的页面。迫切模式会扫描所有的页面，无论其是否包含死元组，都会更新与冻结过程相关的系统视图，并在可能的情况下删除不必要的 CLOG 文件。

• 过期元组：对所有事物均不可见的元组

该函数主要有以下几个步骤：

1. 初始化若干变量，给死元组列表分配空间；
2. 计算 next_unskippable_block，用于跳页逻辑判断；
3. 循环遍历当前表的所有页面，进行 vacuum 处理。
4. 如果有索引的话，需要先清理索引，再次访问表中的所有页面，进行清理操作；

计算 next_unskippable_block

如果出现很多页面都无需做 vacuum 的话，那么这些页面可以直接被跳过，提高 vacuum 效率。
vacuum 可以通过 vm (visbility map) 的状态来快速判断该页是否 全部可见/全部冻结，如果满足以下两个条件，那么当前页就可以跳过 vacuum。

1. 处于迫切模式，且当前页面所有元组被冻结；
2. 处于非迫切模式，且当前页面所有元组全可见；

如果发现超过连续 SKIP_PAGES_THRESHOLD （一般为32）个页面可跳，则后续处理到该页面时可以跳页。具体的跳页逻辑如下图所示，绿色的 page 为可以跳过的页面

之所以设置这个阈值有以下几个原因：

1. OS 本身有页面预读算法，在读一个页的时候，OS 通常已经将该页后面的页面读进了操作系统的缓存，这时候只跳一个页并不会增加很高的性能；
2. 如果跳页的话，整张表的 relfrozenxid 无法被更新，会对后续 vacuum 执行的策略造成影响；

遍历处理所有页面

循环遍历当前表的所有页面，对于每个页面，都进行如下操作：

1. 计算 next_unskippable_block，按照上图的逻辑判断是否需要跳页；
2. 如果当前死元组列表快满了，调用 lazy_vacuum_index 和 lazy_vacuum_heap 清理索引和元组；
3. 调用 ReadBufferExtended函数读取当前页面；
4. 获取当前页面的 clean up 锁，即排它锁。因为要修改页面，所以拿写锁。注意，这里只获取一次，如果处于非迫切模式且并不是最后一页的话，没获取到就算了，直接跳过当前页面，等下一次 vacuum 来处理。其他情况请参考代码里的注释；
5. 调用 heap_page_prune 函数，将当前页面上的 HOT 链进行修剪，将过期元组标记为死元组，对并调用 PageRepairFragmentation 进行页面空间整理 （关于这一部分的细节可以参考 [3] 这篇文章）；
6. 遍历当前页面的所有元组，清理之前因为并发没有清理掉的过期元组和其他种类的元组，可冻结的元组进行冻结处理，并将所有死元组记录到死元组列表中；
7. 如果当前表没有索引，那么直接调用 lazy_vacuum_page 清理该页面：将死元组标记为 LP_UNUSED ，其他事物放元组的时候可以直接重用标记为 LP_UNUSED 的元组；

清理索引

如果当前表有索引的话，那么需要先清理索引。然后再次访问当前表的所有页面，调用 lazy_vacuum_page 进行清理。
为什么在有索引的情况下不能进行上一节的第 7 步，其原因在本文中不再详述，建议阅读 [3] 这篇文章。

总结

本文以一个较粗的粒度大致介绍了 lazy vacuum 的具体流程。对于其他的部分，如 vacuum full、autovacuum 的工作原理，将在后续的文章中讲解。

参考资料

[1] https://www.interdb.jp/pg/pgsql05.html
[2] https://www.modb.pro/db/238547
[3] https://blog.csdn.net/obvious__/article/details/121318928?spm=1001.2014.3001.5502