pg内核实现细节

TID(Tuple Id)

tid表示一行数据在数据页上的逻辑地址，通过block id和offset来定义一个page内具体数据位置。定义如下：

arduino 复制代码

struct ItemPointerData
{
  BlockIdData blkid; // 页号, u32类型
  OffsetNumber posid;// 业内slotid, u16类型
}

页数据组织形式

和oracle一样，pg也是以页为单位来在存储介质和内存中记录行数据，通过tup可定位到对应page的某个TupleId, 然后找到存储实际行数据的tuple.

行级mvcc实现

pg修改行数据时，保留旧行，并插入新行。每个事务都有唯一的事务id称为xid。

每行数据称为一个元组tuple，行头包含四个属性和一些标志位(行头总共有20字节，存储开销大，oracle只有3字节):

xmin：创建一个元组时，将事务xid写入该属性；
xmax：默认为0，删除一个元组时，将事务xid写入该属性，update时会将老元组的xmax改成update所在事务xid；
cmin、cmax：记录同一个事务中不同语句顺序，从0开始；
ctid:该行数据对应的tid;
t_ctid:多版本下，通过该属性将同一行多版本串联起来，记录的是下一个多版本行的ctid;

每个事务开启时，获取一个32bit的xid值，修改数据时，会创建新的元组记录xid到xmin中，并且写入到表数据中(新旧元组同时存在)。并标记老元组。

伪码示例

sql 复制代码

create table t1(c1 int, c2 int);

create index idx1(t1.c2);

insert into t1 values(1,2);
insert into t1 values(2,3);

#主表行信息:
ctid    xmin  xmax  t_ctid  data
(0,1)   100    0    (0,1)   [1 2]
(0,2)   100    0    (0,2)   [2 3]

#执行delete删除第二行:delete from t1 where c1=2

#查询主表只会返回一行数据，但是存储的真实行数没有变化，只是将xmax更改为delete语句对应的xid:200，行本身不会真的删除
ctid    xmin  xmax  t_ctid  data
(0,1)   100    0    (0,1)   [1 2]
(0,2)   100    200  (0,2)   [2 3]

#执行update语句更新第一行:update t1 set c2 = 5 where c1=1
#pg会拷贝第一行数据生成一个新的tuple, 然后更新old tuple的xmax和t_ctid, 来和new tuple链接起来
ctid    xmin  xmax  t_ctid  data
(0,1)   100    300  (0,3)   [1 2]
(0,2)   100    200  (0,2)   [2 3]
(0,3)   300    0    (0,3)   [1 5]

#执行查询语句时, 会根据版本号判断返回第一行还是第三行给客户端

#由于c2列上存在索引，上述操作也会影响到索引表，索引表数据也会修改，和主表一样不会被"delete"掉；
#pg的索引表没有多版本概念，而是借用主表的多版本来找到"可见"的最新行；因此索引表的tuple没有xmin/xmax等列;
#索引表的tuple通过htid列来关联上主表的tuple；
#更新主表索引列时，索引表也会做相应的修改；
#更新主表非索引列时，索引表不会做修改，通过上面介绍的版本链来找到最新tuple(HOT机制:heap-only tuple)；

#可以看出pg的多版本会很容易导致磁盘空间膨胀，需要vacuum操作来释放磁盘空间

vacuum机制：清理死元组解决表膨胀问题+解决xid回绕问题

事务提交后，新元组可以被其他事务看到，老元组不会被用到了，也不会立即被清理，可能导致表数据空间越来越大；
xid由32bit构成，最多存几亿个事务，数值越界时，会出现问题，vaccum机制会将已提交事务的产生的所有元组中隐藏列记录的xid改成2,1是系统xid，从3开始是正常事务可用值。因此只要是正常事务xid都会大于2，即都可以看到已提交事务的修改。