Структура плана запроса представляет собой дерево узлов плана. Узлы на нижнем уровне дерева — это узлы сканирования, которые возвращают необработанные данные таблицы. Разным типам доступа к таблице соответствуют разные узлы: последовательное сканирование, сканирование индекса и сканирование битовой карты. Источниками строк могут быть не только таблицы, но и например, предложения VALUES и функции, возвращающие множества во FROM, и они представляются отдельными типами узлов сканирования. Если запрос требует объединения, агрегатных вычислений, сортировки или других операций с исходными строками, над узлами сканирования появляются узлы, обозначающие эти операции. И так как обычно операции могут выполняться разными способами, на этом уровне тоже могут быть узлы разных типов. В выводе команды EXPLAIN для каждого узла в дереве плана отводится одна строка, где показывается базовый тип узла плюс оценка стоимости выполнения данного узла, которую сделал для него планировщик. Если для узла выводятся дополнительные свойства, в вывод могут добавляться дополнительные строки, с отступом от основной информации узла. В самой первой строке (основной строке самого верхнего узла) выводится общая стоимость выполнения для всего плана; именно это значение планировщик старается минимизировать.

Взгляните на следующий простейший пример, просто иллюстрирующий формат вывода:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1;

                         QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------
 Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..458.00 rows=10000 width=244)

Этот запрос не содержит предложения WHERE, поэтому он должен просканировать все строки таблицы, так что планировщик выбрал план простого последовательного сканирования. Числа, перечисленные в скобках (слева направо), имеют следующий смысл:

Стоимость может измеряться в произвольных единицах, определяемых параметрами планировщика (см. Подраздел 18.7.2). Традиционно единицей стоимости считается операция чтения страницы с диска; то есть seq_page_cost обычно равен 1.0, а другие параметры задаётся относительно него. Примеры в этом разделе выполняются со стандартными параметрами стоимости.

Важно понимать, что стоимость узла верхнего уровня включает стоимость всех его потомков. Также важно осознавать, что эта стоимость отражает только те факторы, которые учитывает планировщик. В частности, она не зависит от времени, необходимого для передачи результирующих строк клиенту, хотя оно может составлять значительную часть общего времени выполнения запроса. Тем не менее планировщик игнорирует эту величину, так как он всё равно не сможет изменить её, выбрав другой план. (Мы верим в то, что любой правильный план запроса выдаёт один и тот же набор строк.)

Значение rows здесь имеет особенность — оно выражает не число строк, обработанных или просканированных узлом плана, а число строк, выданных этим узлом. Часто оно окажется меньше числа просканированных строк в результате применённой к узлу фильтрации по условиям WHERE. В идеале, на верхнем уровне это значение будет приблизительно равно числу строк, которое фактически возвращает, изменяет или удаляет запрос.

Возвращаясь к нашему примеру:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1;

                         QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------
 Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..458.00 rows=10000 width=244)

Эти числа получаются очень просто. Выполните:

SELECT relpages, reltuples FROM pg_class WHERE relname = 'tenk1';

и вы увидите, что tenk1 содержит 358 страниц диска и 10000 строк. Общая стоимость вычисляется как (число_чтений_диска * seq_page_cost) + (число_просканированных_строк * cpu_tuple_cost). По умолчанию, seq_page_cost равно 1.0, а cpu_tuple_cost — 0.01, так что приблизительная стоимость запроса равна (358 * 1.0) + (10000 * 0.01) = 458.

Теперь давайте изменим запрос, добавив в него предложение WHERE:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 7000;

                             QUERY PLAN
------------------------------------------------------------
 Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..483.00 rows=7001 width=244)
   Filter: (unique1 < 7000)

Заметьте, что в выводе EXPLAIN показано, что условие WHERE применено как «фильтр» к узлу плана Seq Scan (Последовательное сканирование). Это означает, что узел плана проверяет это условие для каждого просканированного им узла и выводит только те строки, которые удовлетворяют ему. Предложение WHERE повлияло на оценку числа выходных строк. Однако при сканировании потребуется прочитать все 10000 строк, поэтому общая стоимость не уменьшилась. На деле она даже немного увеличилась (на 10000 * cpu_operator_cost, если быть точными), отражая дополнительное время, которое потребуется процессору на проверку условия WHERE.

Фактическое число строк результата этого запроса будет равно 7000, но значение rows даёт только приблизительное значение. Если вы попытаетесь повторить этот эксперимент, вы можете получить немного другую оценку; более того, она может меняться после каждой команды ANALYZE, так как ANALYZE получает статистику по случайной выборке таблицы.

Теперь давайте сделаем ограничение более избирательным:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 100;

                                  QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------
 Bitmap Heap Scan on tenk1  (cost=5.07..229.20 rows=101 width=244)
   Recheck Cond: (unique1 < 100)
   ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.04 rows=101 width=0)

В данном случае планировщик решил использовать план из двух этапов: сначала дочерний узел плана просматривает индекс и находит в нём адреса строк, соответствующих условию индекса, а затем верхний узел собственно выбирает эти строки из таблицы. Выбирать строки по отдельности гораздо дороже, чем просто читать их последовательно, но так как читать придётся не все страницы таблицы, это всё равно будет дешевле, чем сканировать всю таблицу. (Использование двух уровней плана объясняется тем, что верхний узел сортирует адреса строк, выбранных из индекса, в физическом порядке, прежде чем читать, чтобы снизить стоимость отдельных чтений. Слово «bitmap» (битовая карта) в имени узла обозначает механизм, выполняющий сортировку.)

Теперь давайте добавим ещё одно условие в предложение WHERE:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 100 AND stringu1 = 'xxx';

                                  QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------
 Bitmap Heap Scan on tenk1  (cost=5.04..229.43 rows=1 width=244)
   Recheck Cond: (unique1 < 100)
   Filter: (stringu1 = 'xxx'::name)
   ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.04 rows=101 width=0)
         Index Cond: (unique1 < 100)

Добавленное условие stringu1 = 'xxx' уменьшает оценку числа результирующих строк, но не стоимость запроса, так как просматриваться будет тот же набор строк, что и раньше. Заметьте, что условие на stringu1 не добавляется в качестве условия индекса, так как индекс построен только по столбцу unique1. Вместо этого оно применяется как фильтр к строкам, полученным по индексу. В результате стоимость даже немного увеличилась, отражая добавление этой проверки.

В некоторых случаях планировщик предпочтёт «простой» план сканирования индекса:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 = 42;

                                 QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​----------
 Index Scan using tenk1_unique1 on tenk1  (cost=0.29..8.30 rows=1 width=244)
   Index Cond: (unique1 = 42)

В плане такого типа строки таблицы выбираются в порядке индекса, в результате чего чтение их обходится дороже, но так как их немного, дополнительно сортировать положения строк не стоит. Вы часто будете встречать этот тип плана в запросах, которые выбирают всего одну строку. Также он часто задействуется там, где условие ORDER BY соответствует порядку индекса, так как в этих случаях для выполнения ORDER BY не требуется дополнительный шаг сортировки. В этом примере добавленная конструкция ORDER BY unique1 будет использовать тот же план, потому что индекс уже неявно обеспечивает нужный порядок.

Планировщик может обработать конструкцию ORDER BY несколькими способами. Предыдущий пример показывает, что нужный порядок может быть получен неявным образом. Также планировщик может задействовать явную операцию Sort:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 ORDER BY unique1;
                            QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------
 Sort  (cost=1109.39..1134.39 rows=10000 width=244)
   Sort Key: unique1
   ->  Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..445.00 rows=10000 width=244)

Если подплан гарантирует сортировку по префиксу заданных ключей сортировки, планировщик может применить операцию Incremental sort (инкрементальную сортировку):

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 ORDER BY four, ten LIMIT 100;
                                              QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------------------------------
 Limit  (cost=521.06..538.05 rows=100 width=244)
   ->  Incremental Sort  (cost=521.06..2220.95 rows=10000 width=244)
         Sort Key: four, ten
         Presorted Key: four
         ->  Index Scan using index_tenk1_on_four on tenk1  (cost=0.29..1510.08 rows=10000 width=244)

С инкрементальной сортировкой, в отличие от обычной, кортежи могут выдаваться до завершения сортировки всего результата, это в частности позволяет оптимизировать запросы с LIMIT. Кроме того, для инкрементальной сортировки может потребоваться меньше памяти, вследствие чего уменьшается вероятность вытеснения сортируемых данных на диск, но с другой стороны, требуется разделять результирующее множество на несколько частей, что влечёт дополнительные накладные расходы.

Если в таблице есть отдельные индексы по разным столбцам, фигурирующим в WHERE, планировщик может выбрать сочетание этих индексов (с AND и OR):

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 100 AND unique2 > 9000;

                                     QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​------------------
 Bitmap Heap Scan on tenk1  (cost=25.08..60.21 rows=10 width=244)
   Recheck Cond: ((unique1 < 100) AND (unique2 > 9000))
   ->  BitmapAnd  (cost=25.08..25.08 rows=10 width=0)
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.04 rows=101 width=0)
               Index Cond: (unique1 < 100)
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique2  (cost=0.00..19.78 rows=999 width=0)
               Index Cond: (unique2 > 9000)

Но для этого потребуется обойти оба индекса, так что это не обязательно будет выгоднее, чем просто просмотреть один индекс, а второе условие обработать как фильтр. Измените диапазон и вы увидите, как это повлияет на план.

Следующий пример иллюстрирует эффекты LIMIT:

EXPLAIN SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 100 AND unique2 > 9000 LIMIT 2;

                                     QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​------------------
 Limit  (cost=0.29..14.48 rows=2 width=244)
   ->  Index Scan using tenk1_unique2 on tenk1  (cost=0.29..71.27 rows=10 width=244)
         Index Cond: (unique2 > 9000)
         Filter: (unique1 < 100)

Это тот же запрос, что и раньше, но добавили мы в него LIMIT, чтобы возвращались не все строки, и планировщик решает выполнять запрос по-другому. Заметьте, что общая стоимость и число строк для узла Index Scan рассчитываются в предположении, что он будет выполняться полностью. Однако узел Limit должен остановиться, получив только пятую часть всех строк, так что его стоимость будет составлять одну пятую от вычисленной ранее, и это и будет итоговой оценкой стоимости запроса. С другой стороны, планировщик мог бы просто добавить в предыдущий план узел Limit, но это не избавило бы от затрат на запуск сканирования битовой карты, а значит, общая стоимость была бы выше 25 единиц.

Давайте попробуем соединить две таблицы по столбцам, которые мы уже использовали:

EXPLAIN SELECT *
FROM tenk1 t1, tenk2 t2
WHERE t1.unique1 < 10 AND t1.unique2 = t2.unique2;

                                      QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-------------------
 Nested Loop  (cost=4.65..118.62 rows=10 width=488)
   ->  Bitmap Heap Scan on tenk1 t1  (cost=4.36..39.47 rows=10 width=244)
         Recheck Cond: (unique1 < 10)
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..4.36 rows=10 width=0)
               Index Cond: (unique1 < 10)
   ->  Index Scan using tenk2_unique2 on tenk2 t2  (cost=0.29..7.91 rows=1 width=244)
         Index Cond: (unique2 = t1.unique2)

В этом плане появляется узел соединения с вложенным циклом, на вход которому поступают данные от двух его потомков, узлов сканирования. Эту структуру плана отражает отступ основных строк его узлов. Первый, или «внешний», потомок соединения — узел сканирования битовой карты, похожий на те, что мы видели раньше. Его стоимость и число строк те же, что мы получили бы для запроса SELECT ... WHERE unique1 < 10, так как к этому узлу добавлено предложение WHERE unique1 < 10. Условие t1.unique2 = t2.unique2 ещё не учитывается, поэтому оно не влияет на число строк узла внешнего сканирования. Узел соединения с вложенным циклом будет выполнять узел «внутреннего» потомка для каждой строки, полученной из внешнего потомка. Значения столбцов из текущей внешней строки могут использоваться во внутреннем сканировании (в данном случае это значение t1.unique2), поэтому мы получаем план и стоимость примерно такие, как и раньше для простого запроса SELECT ... WHERE t2.unique2 = константа. (На самом деле оценочная стоимость немного меньше, в предположении, что при неоднократном сканировании индекса по t2 положительную роль сыграет кеширование.) В результате стоимость узла цикла складывается из стоимости внешнего сканирования, цены внутреннего сканирования, умноженной на число строк (здесь 10 * 7.91), и небольшой наценки за обработку соединения.

В этом примере число выходных строк соединения равно произведению чисел строк двух узлов сканирования, но это не всегда будет так, потому что в дополнительных условиях WHERE могут упоминаться обе таблицы, так что применить их можно будет только в точке соединения, а не в одном из узлов сканирования. Например:

EXPLAIN SELECT *
FROM tenk1 t1, tenk2 t2
WHERE t1.unique1 < 10 AND t2.unique2 < 10 AND t1.hundred < t2.hundred;

                                         QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​--------------------------
 Nested Loop  (cost=4.65..49.46 rows=33 width=488)
   Join Filter: (t1.hundred < t2.hundred)
   ->  Bitmap Heap Scan on tenk1 t1  (cost=4.36..39.47 rows=10 width=244)
         Recheck Cond: (unique1 < 10)
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..4.36 rows=10 width=0)
               Index Cond: (unique1 < 10)
   ->  Materialize  (cost=0.29..8.51 rows=10 width=244)
         ->  Index Scan using tenk2_unique2 on tenk2 t2  (cost=0.29..8.46 rows=10 width=244)
               Index Cond: (unique2 < 10)

Условие t1.hundred < t2.hundred не может быть проверено в индексе tenk2_unique2, поэтому оно применяется в узле соединения. Это уменьшает оценку числа выходных строк, тогда как число строк в узлах сканирования не меняется.

Заметьте, что здесь планировщик решил «материализовать» внутреннее отношение соединения, поместив поверх него узел плана Materialize (Материализовать). Это значит, что сканирование индекса t2 будет выполняться только единожды, при том, что узлу вложенного цикла соединения потребуется прочитать данные десять раз, по числу строк во внешнем соединении. Узел Materialize сохраняет считанные данные в памяти, чтобы затем выдать их из памяти на следующих проходах.

Выполняя внешние соединения, вы можете встретить узлы плана с присоединёнными условиями, как обычными «Filter», так и «Join Filter» (Фильтр соединения). Условия Join Filter формируются из предложения ON для внешнего соединения, так что если строка не удовлетворяет условию Join Filter, она всё же выдаётся как строка, дополненная значениями NULL. Обычное же условие Filter применяется после правил внешнего соединения и поэтому полностью исключает строки. Во внутреннем соединении оба этих фильтра работают одинаково.

Если немного изменить избирательность запроса, мы можем получить совсем другой план соединения:

EXPLAIN SELECT *
FROM tenk1 t1, tenk2 t2
WHERE t1.unique1 < 100 AND t1.unique2 = t2.unique2;

                                        QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------------------
 Hash Join  (cost=230.47..713.98 rows=101 width=488)
   Hash Cond: (t2.unique2 = t1.unique2)
   ->  Seq Scan on tenk2 t2  (cost=0.00..445.00 rows=10000 width=244)
   ->  Hash  (cost=229.20..229.20 rows=101 width=244)
         ->  Bitmap Heap Scan on tenk1 t1  (cost=5.07..229.20 rows=101 width=244)
               Recheck Cond: (unique1 < 100)
               ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.04 rows=101 width=0)
                     Index Cond: (unique1 < 100)

Здесь планировщик выбирает соединение по хешу, при котором строки одной таблицы записываются в хеш-таблицу в памяти, после чего сканируется другая таблица и для каждой её строки проверяется соответствие по хеш-таблице. Обратите внимание, что и здесь отступы отражают структуру плана: результат сканирования битовой карты по tenk1 подаётся на вход узлу Hash, который конструирует хеш-таблицу. Затем она передаётся узлу Hash Join, который читает строки из узла внешнего потомка и проверяет их по этой хеш-таблице.

Ещё один возможный тип соединения — соединение слиянием:

EXPLAIN SELECT *
FROM tenk1 t1, onek t2
WHERE t1.unique1 < 100 AND t1.unique2 = t2.unique2;

                                        QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------------------
 Merge Join  (cost=198.11..268.19 rows=10 width=488)
   Merge Cond: (t1.unique2 = t2.unique2)
   ->  Index Scan using tenk1_unique2 on tenk1 t1  (cost=0.29..656.28 rows=101 width=244)
         Filter: (unique1 < 100)
   ->  Sort  (cost=197.83..200.33 rows=1000 width=244)
         Sort Key: t2.unique2
         ->  Seq Scan on onek t2  (cost=0.00..148.00 rows=1000 width=244)

Соединение слиянием требует, чтобы входные данные для него были отсортированы по ключам соединения. В этом плане данные tenk1 сортируются после сканирования индекса, при котором все строки просматриваются в правильном порядке, но таблицу onek выгоднее оказывается последовательно просканировать и отсортировать, так как в этой таблице нужно обработать гораздо больше строк. (Последовательное сканирование и сортировка часто бывает быстрее сканирования индекса, когда нужно отсортировать много строк, так как при сканировании по индексу обращения к диску не упорядочены.)

Один из способов посмотреть различные планы — принудить планировщик не считать выбранную им стратегию самой выгодной, используя флаги, описанные в Подразделе 18.7.1. (Это полезный, хотя и грубый инструмент. См. также Раздел 14.3.) Например, если мы убеждены, что последовательное сканирование и сортировка — не лучший способ обработать таблицу onek в предыдущем примере, мы можем попробовать

SET enable_sort = off;

EXPLAIN SELECT *
FROM tenk1 t1, onek t2
WHERE t1.unique1 < 100 AND t1.unique2 = t2.unique2;

                                        QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------------------
 Merge Join  (cost=0.56..292.65 rows=10 width=488)
   Merge Cond: (t1.unique2 = t2.unique2)
   ->  Index Scan using tenk1_unique2 on tenk1 t1  (cost=0.29..656.28 rows=101 width=244)
         Filter: (unique1 < 100)
   ->  Index Scan using onek_unique2 on onek t2  (cost=0.28..224.79 rows=1000 width=244)

Видно, что планировщик считает сортировку onek со сканированием индекса примерно на 12% дороже, чем последовательное сканирование и сортировку. Конечно, может возникнуть вопрос — а правильно ли это? Мы можем ответить на него, используя описанную ниже команду EXPLAIN ANALYZE.

Точность оценок планировщика можно проверить, используя команду EXPLAIN с параметром ANALYZE. С этим параметром EXPLAIN на самом деле выполняет запрос, а затем выводит фактическое число строк и время выполнения, накопленное в каждом узле плана, вместе с теми же оценками, что выдаёт обычная команда EXPLAIN. Например, мы можем получить примерно такой результат:

EXPLAIN ANALYZE SELECT *
FROM tenk1 t1, tenk2 t2
WHERE t1.unique1 < 10 AND t1.unique2 = t2.unique2;

                                                           QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​--------------------------------------------------------------
 Nested Loop  (cost=4.65..118.62 rows=10 width=488) (actual time=0.128..0.377 rows=10 loops=1)
   ->  Bitmap Heap Scan on tenk1 t1  (cost=4.36..39.47 rows=10 width=244) (actual time=0.057..0.121 rows=10 loops=1)
         Recheck Cond: (unique1 < 10)
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..4.36 rows=10 width=0) (actual time=0.024..0.024 rows=10 loops=1)
               Index Cond: (unique1 < 10)
   ->  Index Scan using tenk2_unique2 on tenk2 t2  (cost=0.29..7.91 rows=1 width=244) (actual time=0.021..0.022 rows=1 loops=10)
         Index Cond: (unique2 = t1.unique2)
 Planning time: 0.181 ms
 Execution time: 0.501 ms

Заметьте, что значения «actual time» (фактическое время) приводятся в миллисекундах, тогда как оценки cost (стоимость) выражаются в произвольных единицах, так что они вряд ли совпадут. Обычно важнее определить, насколько приблизительная оценка числа строк близка к действительности. В этом примере они в точности совпали, но на практике так бывает редко.

В некоторых планах запросов некоторый внутренний узел может выполняться неоднократно. Например, внутреннее сканирование индекса будет выполняться для каждой внешней строки во вложенном цикле верхнего уровня. В таких случаях значение loops (циклы) показывает, сколько всего раз выполнялся этот узел, а фактическое время и число строк вычисляется как среднее по всем итерациям. Это делается для того, чтобы полученные значения можно было сравнить с выводимыми приблизительными оценками. Чтобы получить общее время, затраченное на выполнение узла, время одной итерации нужно умножить на значение loops. В показанном выше примере мы потратили в общей сложности 0.220 мс на сканирование индекса в tenk2.

В ряде случаев EXPLAIN ANALYZE выводит дополнительную статистику по выполнению, включающую не только время выполнения узлов и число строк. Для узлов Sort и Hash, например выводится следующая информация:

EXPLAIN ANALYZE SELECT *
FROM tenk1 t1, tenk2 t2
WHERE t1.unique1 < 100 AND t1.unique2 = t2.unique2 ORDER BY t1.fivethous;

                                                                 QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-------------------------------------------------------------------​------
 Sort  (cost=717.34..717.59 rows=101 width=488) (actual time=7.761..7.774 rows=100 loops=1)
   Sort Key: t1.fivethous
   Sort Method: quicksort  Memory: 77kB
   ->  Hash Join  (cost=230.47..713.98 rows=101 width=488) (actual time=0.711..7.427 rows=100 loops=1)
         Hash Cond: (t2.unique2 = t1.unique2)
         ->  Seq Scan on tenk2 t2  (cost=0.00..445.00 rows=10000 width=244) (actual time=0.007..2.583 rows=10000 loops=1)
         ->  Hash  (cost=229.20..229.20 rows=101 width=244) (actual time=0.659..0.659 rows=100 loops=1)
               Buckets: 1024  Batches: 1  Memory Usage: 28kB
               ->  Bitmap Heap Scan on tenk1 t1  (cost=5.07..229.20 rows=101 width=244) (actual time=0.080..0.526 rows=100 loops=1)
                     Recheck Cond: (unique1 < 100)
                     ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.04 rows=101 width=0) (actual time=0.049..0.049 rows=100 loops=1)
                           Index Cond: (unique1 < 100)
 Planning time: 0.194 ms
 Execution time: 8.008 ms

Для узла Sort показывается использованный метод и место сортировки (в памяти или на диске), а также задействованный объём памяти. Для узла Hash выводится число групп и пакетов хеша, а также максимальный объём, который заняла в памяти хеш-таблица. (Если число пакетов больше одного, часть хеш-таблицы будет выгружаться на диск и занимать какое-то пространство, но его объём здесь не показывается.)

Другая полезная дополнительная информация — число строк, удалённых условием фильтра:

EXPLAIN ANALYZE SELECT * FROM tenk1 WHERE ten < 7;

                                               QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​--------------------------------------
 Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..483.00 rows=7000 width=244) (actual time=0.016..5.107 rows=7000 loops=1)
   Filter: (ten < 7)
   Rows Removed by Filter: 3000
 Planning time: 0.083 ms
 Execution time: 5.905 ms

Эти значения могут быть особенно ценны для условий фильтра, применённых к узлам соединения. Строка «Rows Removed» выводится, только когда условие фильтра отбрасывает минимум одну просканированную строку или потенциальную пару соединения, если это узел соединения.

Похожую ситуацию можно наблюдать при сканировании «неточного» индекса. Например, рассмотрим этот план поиска многоугольников, содержащих указанную точку:

EXPLAIN ANALYZE SELECT * FROM polygon_tbl WHERE f1 @> polygon '(0.5,2.0)';

                                              QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------------------------------
 Seq Scan on polygon_tbl  (cost=0.00..1.05 rows=1 width=32) (actual time=0.044..0.044 rows=0 loops=1)
   Filter: (f1 @> '((0.5,2))'::polygon)
   Rows Removed by Filter: 4
 Planning time: 0.040 ms
 Execution time: 0.083 ms

Планировщик полагает (и вполне справедливо), что таблица слишком мала для сканирования по индексу, поэтому он выбирает последовательное сканирование, при котором все строки отбрасываются условием фильтра. Но если мы принудим его выбрать сканирование по индексу, мы получим:

SET enable_seqscan TO off;

EXPLAIN ANALYZE SELECT * FROM polygon_tbl WHERE f1 @> polygon '(0.5,2.0)';

                                                        QUERY PLAN
--------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
 Index Scan using gpolygonind on polygon_tbl  (cost=0.13..8.15 rows=1 width=32) (actual time=0.062..0.062 rows=0 loops=1)
   Index Cond: (f1 @> '((0.5,2))'::polygon)
   Rows Removed by Index Recheck: 1
 Planning time: 0.034 ms
 Execution time: 0.144 ms

Здесь мы видим, что индекс вернул одну потенциально подходящую строку, но затем она была отброшена при перепроверке условия индекса. Это объясняется тем, что индекс GiST является «неточным» для проверок включений многоугольников: фактически он возвращает строки с многоугольниками, перекрывающими точку по координатам, а затем для этих строк нужно выполнять точную проверку.

EXPLAIN принимает параметр BUFFERS (который также можно применять с ANALYZE), включающий ещё более подробную статистику выполнения запроса:

EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS) SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 100 AND unique2 > 9000;

                                                           QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​--------------------------------------------------------------
 Bitmap Heap Scan on tenk1  (cost=25.08..60.21 rows=10 width=244) (actual time=0.323..0.342 rows=10 loops=1)
   Recheck Cond: ((unique1 < 100) AND (unique2 > 9000))
   Buffers: shared hit=15
   ->  BitmapAnd  (cost=25.08..25.08 rows=10 width=0) (actual time=0.309..0.309 rows=0 loops=1)
         Buffers: shared hit=7
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.04 rows=101 width=0) (actual time=0.043..0.043 rows=100 loops=1)
               Index Cond: (unique1 < 100)
               Buffers: shared hit=2
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique2  (cost=0.00..19.78 rows=999 width=0) (actual time=0.227..0.227 rows=999 loops=1)
               Index Cond: (unique2 > 9000)
               Buffers: shared hit=5
 Planning time: 0.088 ms
 Execution time: 0.423 ms

Значения, которые выводятся с параметром BUFFERS, помогают понять, на какие части запроса приходится большинство операций ввода-вывода.

Не забывайте, что EXPLAIN ANALYZE действительно выполняет запрос, хотя его результаты могут не показываться, а заменяться выводом команды EXPLAIN. Поэтому при таком анализе возможны побочные эффекты. Если вы хотите проанализировать запрос, изменяющий данные, но при этом сохранить прежние данные таблицы, вы можете откатить транзакцию после запроса:

BEGIN;

EXPLAIN ANALYZE UPDATE tenk1 SET hundred = hundred + 1 WHERE unique1 < 100;

                                                           QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-------------------------------------------------------------
 Update on tenk1  (cost=5.08..230.08 rows=0 width=0) (actual time=3.791..3.792 rows=0 loops=1)
   ->  Bitmap Heap Scan on tenk1  (cost=5.08..230.08 rows=102 width=10) (actual time=0.069..0.513 rows=100 loops=1)
         Recheck Cond: (unique1 < 100)
         Heap Blocks: exact=90
         ->  Bitmap Index Scan on tenk1_unique1  (cost=0.00..5.05 rows=102 width=0) (actual time=0.036..0.037 rows=300 loops=1)
               Index Cond: (unique1 < 100)
 Planning Time: 0.113 ms
 Execution Time: 3.850 ms

ROLLBACK;

Как показано в этом примере, когда выполняется команда INSERT, UPDATE, DELETE или MERGE, собственно изменение данных в таблице происходит в узле верхнего уровня Insert, Update, Delete или Merge. Узлы плана более низких уровней выполняют работу по нахождению старых строк и/или вычислению новых данных. Поэтому вверху мы видим тот же тип сканирования битовой карты, что и раньше, только теперь его вывод подаётся узлу Update, который сохраняет изменённые строки. Стоит отметить, что узел, изменяющий данные, может выполняться значительное время (в данном случае это составляет львиную часть всего времени), но планировщик не учитывает эту работу в оценке общей стоимости. Это связано с тем, что эта работа будет одинаковой при любом правильном плане запроса, и поэтому на выбор плана она не влияет.

Когда команда UPDATE, DELETE или MERGE имеет дело с иерархией наследования, вывод может быть таким:

EXPLAIN UPDATE parent SET f2 = f2 + 1 WHERE f1 = 101;
                                              QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​-----------------------------------
 Update on parent  (cost=0.00..24.59 rows=0 width=0)
   Update on parent parent_1
   Update on child1 parent_2
   Update on child2 parent_3
   Update on child3 parent_4
   ->  Result  (cost=0.00..24.59 rows=4 width=14)
         ->  Append  (cost=0.00..24.54 rows=4 width=14)
               ->  Seq Scan on parent parent_1  (cost=0.00..0.00 rows=1 width=14)
                     Filter: (f1 = 101)
               ->  Index Scan using child1_pkey on child1 parent_2  (cost=0.15..8.17 rows=1 width=14)
                     Index Cond: (f1 = 101)
               ->  Index Scan using child2_pkey on child2 parent_3  (cost=0.15..8.17 rows=1 width=14)
                     Index Cond: (f1 = 101)
               ->  Index Scan using child3_pkey on child3 parent_4  (cost=0.15..8.17 rows=1 width=14)
                     Index Cond: (f1 = 101)

В этом примере узлу Update помимо изначально упомянутой в запросе родительской таблицы нужно обработать ещё три дочерние таблицы. Поэтому формируются четыре плана сканирования, по одному для каждой таблицы. Ясности ради для узла Update добавляется примечание, показывающее, какие именно таблицы будут изменяться, в том же порядке, в каком они идут в соответствующих внутренних планах.

Под заголовком Planning time (Время планирования) команда EXPLAIN ANALYZE выводит время, затраченное на построение плана запроса из разобранного запроса и его оптимизацию. Время собственно разбора или перезаписи запроса в него не включается.

Значение Execution time (Время выполнения), выводимое командой EXPLAIN ANALYZE, включает продолжительность запуска и остановки исполнителя запроса, а также время выполнения всех сработавших триггеров, но не включает время разбора, перезаписи и планирования запроса. Время, потраченное на выполнение триггеров BEFORE (если такие имеются) включается во время соответствующих узлов Insert, Update или Delete node; но время выполнения триггеров AFTER не учитывается, так как триггеры AFTER срабатывают после выполнения всего плана. Общее время, проведённое в каждом триггере (BEFORE или AFTER), также выводится отдельно. Заметьте, что триггеры отложенных ограничений выполняются только в конце транзакции, так что время их выполнения EXPLAIN ANALYZE не учитывает.

Время выполнения, измеренное командой EXPLAIN ANALYZE, может значительно отличаться от времени выполнения того же запроса в обычном режиме. Тому есть две основных причины. Во-первых, так как при анализе никакие строки результата не передаются клиенту, время ввода-вывода и передачи по сети не учитывается. Во-вторых, может быть существенной дополнительная нагрузка, связанная с функциями измерений EXPLAIN ANALYZE, особенно в системах, где вызов gettimeofday() выполняется медленно. Для измерения этой нагрузки вы можете воспользоваться утилитой pg_test_timing.

Результаты EXPLAIN не следует распространять на ситуации, значительно отличающиеся от тех, в которых вы проводите тестирование. В частности, не следует полагать, что выводы, полученные для игрушечной таблицы, будут применимы и для настоящих больших таблиц. Оценки стоимости нелинейны и планировщик может выбирать разные планы в зависимости от размера таблицы. Например, в крайнем случае вся таблица может уместиться в одну страницу диска, и тогда вы почти наверняка получите план последовательного сканирования, независимо от того, есть у неё и индексы или нет. Планировщик понимает, что для обработки таблицы ему в любом случае потребуется прочитать одну страницу, так что нет никакого смысла обращаться к ещё одной странице за индексом. (Мы наблюдали это в показанном выше примере с polygon_tbl.)

Бывает, что фактическое и приближённо оценённое значения не совпадают, но в этом нет ничего плохого. Например, это возможно, когда выполнение плана узла прекращается преждевременно из-за указания LIMIT или подобного эффекта. Например, для запроса с LIMIT, который мы пробовали раньше:

EXPLAIN ANALYZE SELECT * FROM tenk1 WHERE unique1 < 100 AND unique2 > 9000 LIMIT 2;

                                                          QUERY PLAN
-------------------------------------------------------------------​------------------------------------------------------------
 Limit  (cost=0.29..14.71 rows=2 width=244) (actual time=0.177..0.249 rows=2 loops=1)
   ->  Index Scan using tenk1_unique2 on tenk1  (cost=0.29..72.42 rows=10 width=244) (actual time=0.174..0.244 rows=2 loops=1)
         Index Cond: (unique2 > 9000)
         Filter: (unique1 < 100)
         Rows Removed by Filter: 287
 Planning time: 0.096 ms
 Execution time: 0.336 ms

Оценки стоимости и числа строк для узла Index Scan показываются в предположении, что этот узел будет выполняться до конца. Но в действительности узел Limit прекратил запрашивать строки, как только получил первые две, так что фактическое число строк равно 2 и время выполнения запроса будет меньше, чем рассчитал планировщик. Но это не ошибка, а просто следствие того, что оценённые и фактические значения выводятся по-разному.

Соединения слиянием также имеют свои особенности, которые могут ввести в заблуждение. Соединение слиянием прекратит читать один источник данных, если второй будет прочитан до конца, а следующее значение ключа в первом больше последнего значения во втором. В этом случае пар строк больше не будет, так что сканировать первый источник дальше нет смысла. В результате будут прочитаны не все строки одного потомка и вы получите тот же эффект, что и с LIMIT. Кроме того, если внешний (первый) потомок содержит строки с повторяющимися значениями ключа, внутренний (второй) потомок сдвинется назад и повторно выдаст строки для этого значения ключа. EXPLAIN ANALYZE считает эти повторяющиеся строки, как если бы это действительно были дополнительные строки внутреннего источника. Когда во внешнем узле много таких повторений ключей, фактическое число строк, подсчитанное для внутреннего узла, может значительно превышать число строк в соответствующей таблице.

Для узлов BitmapAnd (Логическое произведение битовых карт) и BitmapOr (Логическое сложение битовых карт) фактическое число строк всегда равно 0 из-за ограничений реализации.

Обычно EXPLAIN выводит подробности для каждого узла плана, сгенерированного планировщиком. Однако бывают ситуации, когда исполнитель может определить, что некоторые узлы не нужно выполнять, так как они не могут выдать никакие строки, с учётом значений параметров, ставших известными уже после планирования. (В настоящее время это может произойти только с дочерними узлами Append или MergeAppend, сканирующими секционированную таблицу.) В таких ситуациях эти узлы плана не попадают в вывод EXPLAIN, а в плане появляется запись Subplans Removed: N (Подпланов удалено: N).