PostgreSQL VACUUM、表膨胀与事务 ID 冻结 100 条命令

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PostgreSQL VACUUM、表膨胀与事务 ID 冻结 100 条命令（建议收藏）

前言

PostgreSQL 更新或删除行时，旧版本不会立刻从数据文件里消失。VACUUM 负责回收可再利用的空间，也负责推进事务 ID 冻结边界。平时看到磁盘涨、死元组多，或日志里出现 wraparound 警告，不能只凭一张表的大小就决定跑 VACUUM FULL。

这篇把表统计、autovacuum、冻结年龄和膨胀判断放在一起。先弄清是哪张表增长、VACUUM 为什么没跟上，再决定要不要人工维护。需要排查时可以直接翻，建议收藏并分享给值班同事。

PostgreSQL VACUUM 与冻结年龄排查图 PostgreSQL VACUUM 与冻结年龄排查图

示例为 PostgreSQL 17，SQL 默认连接目标数据库。统计值可能有延迟，死元组是估计数；涉及重写表和索引的操作要另外评估锁、磁盘和执行窗口。

先找出增长的表

1. 查看数据库当前占用

SQL

1SELECT datname, pg_size_pretty(pg_database_size(oid)) AS database_size
2FROM pg_database
3WHERE datallowconn
4ORDER BY pg_database_size(oid) DESC;

先确认是不是整个库都涨了。这个结果是数据库对象占用，不包括 WAL 归档和外部备份目录。

2. 按表总大小排序

SQL

1SELECT schemaname, relname,
2       pg_size_pretty(pg_total_relation_size(relid)) AS total_size,
3       pg_total_relation_size(relid) AS total_bytes
4FROM pg_stat_user_tables
5ORDER BY total_bytes DESC
6LIMIT 30;

pg_total_relation_size 包含表、索引和 TOAST。它适合找大对象，不能直接把大小当成膨胀量。

3. 分开查看表、索引和 TOAST 占用

SQL

1SELECT pg_size_pretty(pg_relation_size('public.orders'::regclass)) AS heap,
2       pg_size_pretty(pg_indexes_size('public.orders'::regclass)) AS indexes,
3       pg_size_pretty(pg_total_relation_size('public.orders'::regclass)
4                      - pg_relation_size('public.orders'::regclass)
5                      - pg_indexes_size('public.orders'::regclass)) AS toast_and_aux;

替换成现场表名。若总大小主要来自索引，后面就不能只盯表的 VACUUM；若来自 TOAST，还要继续查大字段的更新方式。

4. 查看活元组、死元组与最近 VACUUM

SQL

1SELECT schemaname, relname, n_live_tup, n_dead_tup,
2       last_vacuum, last_autovacuum, vacuum_count, autovacuum_count
3FROM pg_stat_user_tables
4ORDER BY n_dead_tup DESC
5LIMIT 30;

n_dead_tup 是估计值。高值且 last_autovacuum 长时间没推进，才值得继续看阈值、进程和长事务；数值为零也不能证明表没有空间浪费。

5. 查看最近一次 ANALYZE 和修改量

SQL

1SELECT schemaname, relname, n_mod_since_analyze,
2       last_analyze, last_autoanalyze
3FROM pg_stat_user_tables
4ORDER BY n_mod_since_analyze DESC
5LIMIT 30;

VACUUM 解决旧版本清理，ANALYZE 更新优化器统计。大量变更后执行计划异常时，不要把统计信息过旧和表膨胀混成一个问题。

看 VACUUM 有没有跟上

6. 查看全局 autovacuum 参数

SQL

1SELECT name, setting, unit, source
2FROM pg_settings
3WHERE name IN ('autovacuum', 'autovacuum_max_workers',
4               'autovacuum_vacuum_threshold', 'autovacuum_vacuum_scale_factor',
5               'autovacuum_vacuum_insert_threshold',
6               'autovacuum_vacuum_insert_scale_factor')
7ORDER BY name;

普通清理按基础阈值加表行数比例触发，大表采用默认比例时可能积累很多死元组。还要核对表级存储参数，不能只看全局配置。

7. 查看表级 autovacuum 设置

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, c.reloptions
2FROM pg_class AS c
3WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

reloptions 为 NULL 通常表示没有表级覆盖。看到 autovacuum_enabled=false 时也别认为冻结风险已关闭；达到事务 ID 安全阈值时仍会强制执行防回卷 VACUUM。

8. 查看当前 VACUUM 任务

SQL

1SELECT a.pid, a.backend_type, a.state, a.wait_event_type,
2       a.wait_event, a.query_start, a.query
3FROM pg_stat_activity AS a
4WHERE a.backend_type = 'autovacuum worker'
5   OR a.query ILIKE 'VACUUM%'
6ORDER BY a.query_start;

读进程和等待事件。VACUUM 在运行但死元组仍持续增长，可能是任务追不上写入，也可能有长事务阻止旧版本清理；要看后续指标再判断。

9. 查看每个数据库的冻结年龄

SQL

1SELECT datname, age(datfrozenxid) AS xid_age
2FROM pg_database
3ORDER BY xid_age DESC;

datfrozenxid 是数据库内最老未冻结事务 ID 的下界。年龄高时要继续定位具体表和 TOAST，而不是直接给所有表跑 VACUUM FULL。

10. 查看表和 TOAST 的冻结年龄

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name,
2       greatest(age(c.relfrozenxid), age(t.relfrozenxid)) AS xid_age
3FROM pg_class AS c
4LEFT JOIN pg_class AS t ON t.oid = c.reltoastrelid
5WHERE c.relkind IN ('r', 'm')
6ORDER BY xid_age DESC
7LIMIT 30;

参考官方的查询方式，把 TOAST 一起算进去。最老的表未必最大；如果年龄接近 autovacuum_freeze_max_age，优先看防回卷 VACUUM 是否能运行以及有没有长期保留旧 XID 的会话或复制槽。

11. 查看普通 VACUUM 当前处理的阶段

SQL

1SELECT pid, datname, relid::regclass AS table_name, phase,
2       heap_blks_total, heap_blks_scanned, heap_blks_vacuumed
3FROM pg_stat_progress_vacuum
4ORDER BY pid;

这张视图只显示正在执行的普通 VACUUM；VACUUM FULL 的进度在 pg_stat_progress_cluster。扫描块数包含借助可见性映射跳过的块，不能把它当成实际逐页读盘量。

12. 查看索引清理是否反复循环

SQL

1SELECT pid, relid::regclass AS table_name, phase,
2       index_vacuum_count, dead_tuple_bytes,
3       max_dead_tuple_bytes, indexes_total, indexes_processed
4FROM pg_stat_progress_vacuum
5ORDER BY index_vacuum_count DESC;

index_vacuum_count 反复增长，说明一次扫描里要多轮清索引。结合死元组量、索引个数以及 maintenance_work_mem/autovacuum_work_mem 判断原因，别只看扫描百分比。

13. 查 VACUUM 进程当前等什么

SQL

1SELECT a.pid, p.relid::regclass AS table_name, p.phase,
2       a.wait_event_type, a.wait_event, a.state
3FROM pg_stat_progress_vacuum AS p
4JOIN pg_stat_activity AS a USING (pid)
5ORDER BY a.pid;

VacuumDelay 可能是成本限速；Lock、IO 或长时间不变的阶段需要分别追。state='active' 也可能正在等待，不能只看状态列。

清不掉时查事务边界

14. 找出长时间未结束的事务

SQL

1SELECT pid, datname, usename, state, xact_start,
2       now() - xact_start AS xact_age,
3       backend_xid, backend_xmin, left(query, 120) AS query
4FROM pg_stat_activity
5WHERE xact_start IS NOT NULL
6ORDER BY xact_start
7LIMIT 30;

特别留意 idle in transaction。长期持有快照可能让旧行版本暂时无法清理；先确认对应业务连接和事务用途，再决定如何结束，不要看见最老 PID 就直接终止。

15. 按 backend_xmin 年龄排查会话

SQL

1SELECT pid, usename, state, xact_start,
2       age(backend_xmin) AS xmin_age,
3       left(query, 120) AS query
4FROM pg_stat_activity
5WHERE backend_xmin IS NOT NULL
6ORDER BY xmin_age DESC
7LIMIT 30;

这比仅按事务开始时间排序更贴近 VACUUM 的可见性边界。结果可能因权限受限而缺少其他会话详情，诊断账号需有读取全局统计的权限。

16. 查看复制槽保留的最老事务

SQL

1SELECT slot_name, slot_type, database, active,
2       xmin, age(xmin) AS xmin_age,
3       catalog_xmin, age(catalog_xmin) AS catalog_xmin_age
4FROM pg_replication_slots
5WHERE xmin IS NOT NULL OR catalog_xmin IS NOT NULL
6ORDER BY greatest(coalesce(age(xmin), 0),
7                  coalesce(age(catalog_xmin), 0)) DESC;

复制槽的 xmin 和 catalog_xmin 会限制对应旧版本的清理。槽不活跃也不能直接删除：仍在使用它的备库或逻辑订阅可能需要重建。先找到消费者和保留目的。

17. 查看备库反馈的 xmin 边界

SQL

1-- 在主库执行
2SELECT application_name, client_addr, state,
3       backend_xmin, age(backend_xmin) AS xmin_age
4FROM pg_stat_replication
5WHERE backend_xmin IS NOT NULL
6ORDER BY xmin_age DESC;

启用 hot_standby_feedback 的备库可能向主库报告它仍需要的旧快照。复制延迟、长读事务和主库表膨胀要结合起来看；这里为空不能证明备库完全没有影响。

18. 检查长期未决的两阶段事务

SQL

1SELECT gid, "transaction" AS xid, age("transaction") AS xid_age,
2       prepared, owner, database
3FROM pg_prepared_xacts
4ORDER BY xid_age DESC
5LIMIT 30;

未提交或回滚的 prepared transaction 也可能保留旧 XID。是否提交必须由业务事务协调方确认；贸然回滚会破坏跨系统事务的一致性。

19. 查看冻结相关的全局阈值

SQL

1SELECT name, setting, unit, source
2FROM pg_settings
3WHERE name IN ('autovacuum_freeze_max_age', 'vacuum_freeze_min_age',
4               'vacuum_freeze_table_age', 'autovacuum_multixact_freeze_max_age',
5               'vacuum_multixact_freeze_min_age',
6               'vacuum_multixact_freeze_table_age')
7ORDER BY name;

age(relfrozenxid) 要和防回卷阈值一起看。不要通过提高阈值来掩盖清理任务跑不动；XID 与 multixact 有各自的冻结年龄。

20. 找出最老的 multixact 表

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name,
2       greatest(mxid_age(c.relminmxid), mxid_age(t.relminmxid)) AS mxid_age
3FROM pg_class AS c
4LEFT JOIN pg_class AS t ON t.oid = c.reltoastrelid
5WHERE c.relkind IN ('r', 'm')
6ORDER BY mxid_age DESC
7LIMIT 30;

多事务共同锁行会使用 multixact ID。排查防回卷不能只看 relfrozenxid，还要看 relminmxid；老龄表仍需结合 VACUUM 任务和日志确认是否正在推进。

估算可复用空间

21. 确认当前数据库装了 pgstattuple

SQL

1SELECT extname, extversion, extnamespace::regnamespace AS extension_schema
2FROM pg_extension
3WHERE extname = 'pgstattuple';

后面的 pgstattuple_approx 和 pgstatindex 来自这个扩展，没安装就不能直接运行。安装扩展属于数据库变更，应在维护流程里处理，不能在读诊断命令时顺手装上。

22. 快速估算目标表的死元组和空闲空间

SQL

1-- 当前库已安装 pgstattuple
2SELECT table_len, scanned_percent, dead_tuple_count,
3       dead_tuple_percent, approx_free_space, approx_free_percent
4FROM pgstattuple_approx('public.orders'::regclass);

它利用可见性映射跳过部分页面，scanned_percent 会告诉你实际扫描比例。死元组统计和空闲空间估计应分开看：后者通常是表内可再利用空间，不等于 VACUUM 之后能归还给文件系统的字节数。

23. 在小表上做完整 pgstattuple 扫描

SQL

1-- 当前库已安装 pgstattuple；先评估目标表的大小
2SELECT table_len, tuple_count, dead_tuple_count,
3       dead_tuple_len, free_space, free_percent
4FROM pgstattuple('public.orders'::regclass);

它会扫描整张表，比 pgstattuple_approx 更重。并发写入时结果也不是整个扫描期间的同一瞬间快照；大表值班排查优先用上一条做初筛。

24. 查目标表的索引占用

SQL

1SELECT i.indexrelid::regclass AS index_name,
2       pg_size_pretty(pg_relation_size(i.indexrelid)) AS index_size,
3       pg_relation_size(i.indexrelid) AS index_bytes
4FROM pg_index AS i
5WHERE i.indrelid = 'public.orders'::regclass
6ORDER BY index_bytes DESC;

如果总占用主要来自几个大索引，先确认索引类型、使用情况和页密度，再考虑重建。索引文件大不等于索引失效。

25. 查看 B-tree 索引页密度

SQL

1-- 当前库已安装 pgstattuple；替换为现场 B-tree 索引
2SELECT index_size, leaf_pages, deleted_pages,
3       avg_leaf_density, leaf_fragmentation
4FROM pgstatindex('public.orders_pkey'::regclass);

pgstatindex 只用于 B-tree 索引。平均叶页密度偏低可能值得调查，但要结合填充因子、更新模式和索引增长趋势；单次结果不能直接推导出应重建多少空间。

26. 查看 GIN 索引的 pending list

SQL

1-- 当前库已安装 pgstattuple；替换为现场 GIN 索引
2SELECT pending_pages, pending_tuples
3FROM pgstatginindex('public.orders_tags_gin'::regclass);

GIN 索引才有这个 pending list。积累较多时结合写入速率、fastupdate 与维护任务看原因；不要把它和 B-tree 的叶页密度混在一起判断。

27. 查看目标表对应的 TOAST 对象

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name,
2       c.reltoastrelid::regclass AS toast_name,
3       pg_size_pretty(pg_total_relation_size(c.reltoastrelid)) AS toast_size
4FROM pg_class AS c
5WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass
6  AND c.reltoastrelid <> 0;

频繁更新大字段会让 TOAST 也增长。表主体看着不大而总大小明显更大时，先查这一路；没有 TOAST 对象就不会返回行。

28. 查看 pg_class 对目标表的行数和页数估计

SQL

1SELECT oid::regclass AS table_name, relpages, reltuples,
2       pg_relation_size(oid) AS actual_heap_bytes,
3       current_setting('block_size') AS block_size
4FROM pg_class
5WHERE oid = 'public.orders'::regclass;

relpages、reltuples 是规划器使用的估计值，VACUUM/ANALYZE 后会更新；实际文件大小则由 pg_relation_size 读取。两者不同时先看统计信息更新时间，不要直接算成“膨胀百分比”。

29. 定位目标表的数据库文件相对路径

SQL

1SELECT 'public.orders'::regclass AS table_name,
2       pg_relation_filepath('public.orders'::regclass) AS relation_path;

输出是相对于数据目录或表空间位置的路径，用于和服务器文件系统占用对照。数据库对象可能有多个文件段，不能只看这一条返回的单个路径判断总大小。

人工维护前先定目标

30. 对目标表执行普通 VACUUM ANALYZE

SQL

1-- 先确认业务窗口、写入负载和长事务
2VACUUM (VERBOSE, ANALYZE) public.orders;

它清理可回收的旧版本并更新统计，通常允许表继续读写；普通 VACUUM 大多只是把空间留在表内复用。若目的是让文件系统马上释放大量空间，不能把它当成 VACUUM FULL 的等价命令。VACUUM 也不能放在事务块中执行。

autovacuum 为什么还没轮到这张表

31. 估算死元组触发阈值

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, s.n_dead_tup,
2       c.reltuples AS estimated_rows,
3       current_setting('autovacuum_vacuum_threshold')::integer
4       + current_setting('autovacuum_vacuum_scale_factor')::numeric
5         * GREATEST(c.reltuples, 0) AS global_vacuum_threshold
6FROM pg_class AS c
7JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
8WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

autovacuum 的基础阈值加上行数比例，决定了普通死元组触发条件。这里按全局参数估算；目标表若设置了自己的 autovacuum_vacuum_* 存储参数，应以第 7 条查出的表级值重新计算。reltuples 和 n_dead_tup 都是估计值，不能把“低于阈值”当成永不清理的保证。

32. 检查纯插入表是否达到插入触发阈值

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, s.n_ins_since_vacuum,
2       current_setting('autovacuum_vacuum_insert_threshold')::integer
3       + current_setting('autovacuum_vacuum_insert_scale_factor')::numeric
4         * GREATEST(c.reltuples, 0) AS global_insert_threshold,
5       s.last_autovacuum
6FROM pg_class AS c
7JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
8WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

INSERT 多、UPDATE/DELETE 少的表，死元组未必高，仍可能因为新插入行数触发 VACUUM，推进可见性和冻结。表级参数同样可能覆盖全局值；统计系统更新有延迟，读数接近阈值时还要看最近一次 autovacuum 是否已经运行。

33. 算目标表自动 ANALYZE 的触发门槛

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, s.n_mod_since_analyze,
2       current_setting('autovacuum_analyze_threshold')::integer
3       + current_setting('autovacuum_analyze_scale_factor')::numeric
4         * GREATEST(c.reltuples, 0) AS global_analyze_threshold,
5       s.last_autoanalyze
6FROM pg_class AS c
7JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
8WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

有些表空间增长不明显，计划却变差，问题可能是统计信息没及时更新。这里看修改量是否接近 ANALYZE 门槛；表级覆盖参数和分区父表的特殊情况要单独核对，不能拿这一个全局公式解释所有表。

34. 找出明确关闭常规 autovacuum 的用户表

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, c.reloptions,
2       age(c.relfrozenxid) AS xid_age
3FROM pg_class AS c
4JOIN pg_namespace AS n ON n.oid = c.relnamespace
5WHERE c.relkind IN ('r', 'm')
6  AND n.nspname NOT IN ('pg_catalog', 'information_schema')
7  AND c.reloptions IS NOT NULL
8  AND array_to_string(c.reloptions, ',')
9      ~* 'autovacuum_enabled\s*=\s*(false|off)'
10ORDER BY age(c.relfrozenxid) DESC;

关掉常规 autovacuum 后，事务 ID 防回卷的强制清理仍可能发生。找到这些表后，先查是谁设的、是否有人工维护计划，再按冻结年龄评估风险；不要把“没看到 worker”误写成 autovacuum 永远不会碰这张表。

35. 查看 autovacuum worker 是否占满名额

SQL

1SELECT current_setting('autovacuum_max_workers')::integer
2         AS configured_max_workers,
3       COUNT(*) FILTER (WHERE backend_type = 'autovacuum worker')
4         AS running_workers,
5       COUNT(*) FILTER (WHERE backend_type = 'autovacuum launcher')
6         AS running_launchers
7FROM pg_stat_activity;

几个大表长期占住 worker，其他表就可能排队。当前数量碰到上限只是线索，还要看这些 worker 具体在处理什么表、跑了多久，以及数据库间轮询；一次采样不能证明 autovacuum 长期饥饿。

人工 VACUUM 怎么控制范围

36. 只处理目标表的 TOAST 对象

SQL

1-- 第 27 条确认目标表确实存在 TOAST 对象后执行
2VACUUM (VERBOSE, PROCESS_MAIN OFF, PROCESS_TOAST ON) public.orders;

大字段频繁改写，TOAST 占用可能比表主体更值得先处理。PROCESS_MAIN OFF 跳过主表，但命令仍处理对应的 TOAST 关系；执行前看 TOAST 大小和事务边界，别因为只处理 TOAST 就认为没有 I/O 成本。

37. 强制清理目标表的死索引项

SQL

1-- 已确认死元组与索引维护问题；评估业务 I/O 窗口
2VACUUM (VERBOSE, INDEX_CLEANUP ON) public.orders;

普通 VACUUM 在死元组很少时可能跳过索引清理；ON 会尽量清理死索引项。若只是为了防回卷，PostgreSQL 的 failsafe 可能仍跳过这一步；INDEX_CLEANUP ON 不是“无论什么情况都保证索引清干净”。

38. 为多索引大表启用并行索引清理

SQL

1-- 只并行处理满足大小条件的索引，数字按可用 worker 评估
2VACUUM (VERBOSE, PARALLEL 2) public.orders;

并行 worker 用于索引清理阶段，不会把整张堆表扫描平均分给两个 worker。表至少要有两个满足条件的索引才可能启动多个 worker，还受 max_parallel_maintenance_workers 限制；命令写 2 不代表现场一定会起两个。

39. 高并发表上避免尾部截断锁

SQL

1-- 业务不能接受 VACUUM 为截断末尾空页取得 ACCESS EXCLUSIVE 锁
2VACUUM (VERBOSE, TRUNCATE OFF) public.orders;

普通 VACUUM 通常允许并发读写，但末尾空页截断需要短暂的 ACCESS EXCLUSIVE 锁。TRUNCATE OFF 放弃这一部分可能返还给文件系统的空间，换取更可控的锁行为；表内死元组回收仍照常进行。

40. 批量维护时跳过一开始就锁不上的表

SQL

1-- 逐张确认事后是否被跳过，不能只看命令整体结束
2VACUUM (VERBOSE, SKIP_LOCKED ON) public.orders, public.events;

SKIP_LOCKED 只保证开始处理某张关系时不等冲突锁；打开索引时仍可能阻塞。被跳过的表不会自动补做，下个窗口要重新检查最近 VACUUM 时间。分区表发生冲突时还可能跳过整组分区，不能把“命令成功”当成所有表都清理完。

冻结年龄高时怎么维护

41. 对接近冻结阈值的表执行积极冻结

SQL

1-- 第 10、19 条确认表及 TOAST 年龄，安排 I/O 窗口
2VACUUM (FREEZE, VERBOSE) public.orders;

FREEZE 会以更积极的方式扫描并冻结旧事务 ID，扫描成本可能明显高于普通 VACUUM。它不需要像 VACUUM FULL 那样重写整张表，但仍要先处理长期事务、复制槽等可能挡住旧版本清理的因素；不能用提高防回卷阈值代替它。

42. 冻结后回读表与 TOAST 的 XID、MXID 年龄

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name,
2       age(c.relfrozenxid) AS table_xid_age,
3       mxid_age(c.relminmxid) AS table_mxid_age,
4       CASE WHEN t.oid IS NOT NULL THEN age(t.relfrozenxid) END
5         AS toast_xid_age,
6       CASE WHEN t.oid IS NOT NULL THEN mxid_age(t.relminmxid) END
7         AS toast_mxid_age
8FROM pg_class AS c
9LEFT JOIN pg_class AS t ON t.oid = c.reltoastrelid
10WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

执行前后都留一份读数。目标表的年龄降了，不代表数据库 datfrozenxid 立刻下降：同库可能还有更老的表，TOAST 也要算进去。若没有推进，结合 VERBOSE 输出、VACUUM 进度及最老事务继续排查。

43. 连续清理多张表时跳过每次更新数据库级冻结统计

SQL

1-- 同一维护流程后续会补做第 44 条；别单独执行后就停止
2VACUUM (VERBOSE, SKIP_DATABASE_STATS ON) public.orders;

数据库表非常多时，每次 VACUUM 结束都更新数据库级最老 XID 统计可能浪费时间，也会让并行维护任务争同一环节。这条只跳过该轮数据库级统计更新，不跳过目标表清理；维护结束要再刷新一次。

44. 批量清理结束后刷新数据库级冻结统计

SQL

1-- 不带表名；ONLY_DATABASE_STATS 不能与其他选项并用，VERBOSE 除外
2VACUUM (ONLY_DATABASE_STATS ON);

它不会再清理任何一张表，只更新当前数据库最老未冻结 XID 的汇总。随后回看第 9 条；如果 datfrozenxid 年龄仍高，找同库更老的表，不能把这个命令当成全库冻结。

45. 为本次 VACUUM 调整缓冲访问环大小

SQL

1-- 先看当前 vacuum_buffer_usage_limit，按缓存压力试小幅调整
2VACUUM (VERBOSE, BUFFER_USAGE_LIMIT '16MB') public.orders;

这是 VACUUM 的缓冲访问策略环，不是 maintenance_work_mem，也不代表任务只用 16 MB 内存。环过大可能挤走业务热点页；调整前后要同时看清理速度和业务缓存/读取量，不能只比较 VACUUM 完成时间。

真的要把空间还给文件系统

46. 估算表内可复用空间与重写规模

SQL

1-- 当前库已安装 pgstattuple；结果只是维护前估算
2SELECT pg_relation_size('public.orders'::regclass) AS heap_bytes,
3       pg_total_relation_size('public.orders'::regclass) AS total_bytes,
4       a.dead_tuple_percent, a.approx_free_percent,
5       a.approx_free_space
6FROM pgstattuple_approx('public.orders'::regclass) AS a;

要从文件系统拿回空间，先分清表主体、索引和 TOAST 哪一部分大。approx_free_space 是表内可复用空间估计，不等于 VACUUM FULL 一定能返还的字节数；重写期间还需要放下新文件，现场磁盘余量必须从服务器上另查。

47. 查看目标表当前持有哪些关系锁

SQL

1SELECT l.pid, l.mode, l.granted,
2       a.state, a.xact_start,
3       now() - a.xact_start AS xact_age,
4       left(a.query, 120) AS query_sample
5FROM pg_locks AS l
6LEFT JOIN pg_stat_activity AS a ON a.pid = l.pid
7WHERE l.locktype = 'relation'
8  AND l.relation = 'public.orders'::regclass
9ORDER BY l.granted DESC, a.xact_start NULLS LAST;

VACUUM FULL 要拿 ACCESS EXCLUSIVE 锁，读写都会被挡住。开工前除了看眼前的持锁会话，还要确认业务是否会不断产生新事务；一次锁快照不能保证维护时一定马上拿到锁。

48. 在确认停机窗口和磁盘余量后重写目标表

SQL

1-- 已确认 ACCESS EXCLUSIVE 锁影响、额外磁盘、回退及复制延迟
2VACUUM (FULL, VERBOSE) public.orders;

这条会重写整张表并重建相关索引，通常比普通 VACUUM 慢得多，过程中持续持有 ACCESS EXCLUSIVE 锁。只有明确需要回收文件系统空间、且业务能接受停写停读时才考虑；它不是表增长后的默认维护动作。

49. 查看 VACUUM FULL 正在重写到哪一步

SQL

1SELECT pid, relid::regclass AS table_name,
2       command, phase, heap_blks_total,
3       heap_blks_scanned, heap_tuples_written,
4       index_rebuild_count
5FROM pg_stat_progress_cluster
6WHERE command = 'VACUUM FULL';

VACUUM FULL 不出现在普通 VACUUM 的进度视图里。扫描、写新堆、交换文件、重建索引是不同阶段；扫描完成不表示锁可以释放，也不表示索引已重建完。结合磁盘 I/O 和等待事件判断是否真正卡住。

50. 重写后回读表大小与文件节点

SQL

1SELECT 'public.orders'::regclass AS table_name,
2       pg_relation_size('public.orders'::regclass) AS heap_bytes,
3       pg_total_relation_size('public.orders'::regclass) AS total_bytes,
4       pg_relation_filenode('public.orders'::regclass) AS current_filenode;

用第 46 条留存的维护前大小比较，别只看 VACUUM FULL 返回成功。表文件节点可能换过，旧路径上的文件不会继续代表这张表；空间回收验收还要看服务器文件系统余量，以及业务查询、复制是否恢复正常。

只重建索引，别把整张表锁住

51. 对照目标表各索引大小与扫描次数

SQL

1SELECT i.indexrelid::regclass AS index_name,
2       pg_relation_size(i.indexrelid) AS index_bytes,
3       s.idx_scan, s.last_idx_scan
4FROM pg_index AS i
5LEFT JOIN pg_stat_user_indexes AS s
6  ON s.indexrelid = i.indexrelid
7WHERE i.indrelid = 'public.orders'::regclass
8ORDER BY index_bytes DESC;

索引大而扫描次数少，不代表它没用：约束索引和写入路径仍可能需要它，统计计数也可能刚被重置。要重建哪个索引，先结合第 25 条页密度、业务查询和增长趋势挑目标，不要对整张表所有索引一键重建。

52. 核对待重建索引的类型和有效状态

SQL

1SELECT i.indexrelid::regclass AS index_name,
2       am.amname AS access_method,
3       i.indisunique, i.indisexclusion,
4       i.indisvalid, i.indisready
5FROM pg_index AS i
6JOIN pg_class AS c ON c.oid = i.indexrelid
7JOIN pg_am AS am ON am.oid = c.relam
8WHERE i.indexrelid = 'public.orders_pkey'::regclass;

REINDEX CONCURRENTLY 对排他约束索引有限制；如果目标索引已经无效，先确认它是失败后的 _ccnew 临时索引，还是原索引自身出问题。indisvalid、indisready 影响查询和写入，不能只凭索引文件还在就判断它可用。

53. 在线重建一条确定需要处理的索引

SQL

1-- 评估新旧索引并存的磁盘空间、长事务与业务 I/O
2REINDEX INDEX CONCURRENTLY public.orders_pkey;

在线重建允许表继续正常读写，但比普通 REINDEX 更慢，也需要新旧索引同时占用磁盘；它不能放在事务块中。对同一张表不能并行开多个 concurrent index build，执行期间要监控长事务与复制延迟。

54. 查看在线重建正在等哪一阶段

SQL

1SELECT pid, relid::regclass AS table_name,
2       index_relid::regclass AS index_name,
3       command, phase, blocks_total, blocks_done,
4       lockers_total, lockers_done, current_locker_pid
5FROM pg_stat_progress_create_index
6WHERE command = 'REINDEX CONCURRENTLY';

进度可能长时间停在等待旧事务或快照的阶段；这时 current_locker_pid 比扫描百分比更有用。先找到对应业务事务，别看到进度不动就直接取消任务；取消后可能留下需要处理的无效临时索引。

55. 重建后核对索引有效性与大小

SQL

1SELECT i.indexrelid::regclass AS index_name,
2       i.indisvalid, i.indisready,
3       pg_relation_size(i.indexrelid) AS index_bytes
4FROM pg_index AS i
5WHERE i.indrelid = 'public.orders'::regclass
6ORDER BY index_bytes DESC;

与第 51 条维护前大小对比，同时确认原目标索引处于有效状态。若发现 _ccnew 或 _ccold 无效索引，先按官方恢复步骤识别它的角色，再决定清理；不要看到无效就把原业务索引删掉。

分区父表的统计信息要单独照看

56. 找出很久没有人工 ANALYZE 的分区父表

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS parent_table,
2       COUNT(i.inhrelid) AS direct_children,
3       s.last_analyze, s.last_autoanalyze
4FROM pg_class AS c
5LEFT JOIN pg_inherits AS i ON i.inhparent = c.oid
6LEFT JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
7WHERE c.relkind = 'p'
8GROUP BY c.oid, s.last_analyze, s.last_autoanalyze
9ORDER BY s.last_analyze NULLS FIRST, direct_children DESC;

分区父表自己不存行，autovacuum 会处理叶子分区，却不会自动给分区父表做 ANALYZE。父表长期没有人工统计更新时，规划器处理整棵分区树可能使用旧分布。这里只数直接子分区，多级分区要继续向下查。

57. 对照父表下各直接分区的清理时间与死元组

SQL

1SELECT i.inhrelid::regclass AS child_partition,
2       c.relkind, s.n_dead_tup,
3       s.last_autovacuum, s.last_autoanalyze,
4       pg_total_relation_size(i.inhrelid) AS total_bytes
5FROM pg_inherits AS i
6JOIN pg_class AS c ON c.oid = i.inhrelid
7LEFT JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = i.inhrelid
8WHERE i.inhparent = 'public.orders_partitioned'::regclass
9ORDER BY total_bytes DESC;

父表没被 autovacuum 处理，不等于子分区也没清理。先找到增长快或死元组多的叶子分区，再核对对应的 autovacuum；这里显示直接子节点，若 relkind='p'，它下面还有一层要查。

58. 查看父表统计是否包含分区数据

SQL

1SELECT schemaname, tablename, attname,
2       inherited, null_frac, n_distinct
3FROM pg_stats
4WHERE schemaname = 'public'
5  AND tablename = 'orders_partitioned'
6ORDER BY inherited DESC, attname;

inherited=true 表示这一组列统计包含子分区数据。缺行时先确认是否还没跑过 ANALYZE、当前账号能否读取统计视图；也别只看统计行“存在”就认定它仍适合今天的参数分布。

59. 手工更新分区父表与子分区统计

SQL

1-- 分区分布明显变化后执行；在目标数据库操作
2ANALYZE (VERBOSE) public.orders_partitioned;

PostgreSQL 会从分区采样，建立父表覆盖分区的数据统计，并递归更新各分区。它不是 VACUUM，不会清死元组；业务高峰仍要评估采样 I/O 和对其他维护任务的锁影响。

60. 查看分区父表 ANALYZE 的采样进度

SQL

1SELECT pid, relid::regclass AS table_name,
2       phase, sample_blks_total, sample_blks_scanned,
3       child_tables_total, child_tables_done,
4       current_child_table_relid::regclass AS current_child
5FROM pg_stat_progress_analyze
6WHERE relid = 'public.orders_partitioned'::regclass;

acquiring inherited sample rows 阶段可看到正在处理哪个子分区；最后还会计算统计并写入目录。进度行消失只表示该任务结束，是否成功、父表统计有没有更新时间，应继续看命令返回与 pg_stat_user_tables.last_analyze。

index-only scan 仍回表时看可见性映射

61. 确认当前库已安装 pg_visibility

SQL

1SELECT extname, extversion,
2       extnamespace::regnamespace AS extension_schema
3FROM pg_extension
4WHERE extname = 'pg_visibility';

后面的 pg_visibility_map_summary 来自这个扩展。没安装就不能直接运行；安装扩展是数据库变更，先走现场维护流程。不要为了看一个指标，未经确认就在线上新装模块。

62. 统计目标表 all-visible 与 all-frozen 页比例

SQL

1-- 当前库已安装 pg_visibility；比例以堆表主文件页数为分母
2SELECT v.all_visible, v.all_frozen,
3       pg_relation_size('public.orders'::regclass)
4         / current_setting('block_size')::bigint AS heap_pages,
5       ROUND(v.all_visible * 100.0 / NULLIF(
6           pg_relation_size('public.orders'::regclass)
7             / current_setting('block_size')::bigint, 0), 1)
8         AS all_visible_percent
9FROM pg_visibility_map_summary('public.orders'::regclass) AS v;

all-visible 页多，index-only scan 才更有机会少访问堆表；all-frozen 页则影响下一轮冻结扫描。页面被 UPDATE、DELETE 或 INSERT 改动后，映射位会清掉，单次高比例并不保证业务查询始终不回表。

63. 在实际查询计划里看 Heap Fetches

SQL

1-- 只对可控的 SELECT 样例执行；范围替换为业务参数
2EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS)
3SELECT order_id
4FROM public.orders
5WHERE order_id BETWEEN 100000 AND 101000;

如果计划用了 Index Only Scan，再看 Heap Fetches 是否仍高；有这个节点也不表示完全没读堆页。若计划根本没用 index-only scan，先确认索引是否覆盖查询所需列、成本估计是否合适，再讨论可见性映射。ANALYZE 会真的执行 SELECT，不应拿不受控的大查询直接试。

64. 抽样查看慢查询命中的堆页映射位

SQL

1-- 当前库已安装 pg_visibility；只取少量命中行的页号
2WITH sampled_pages AS (
3    SELECT DISTINCT split_part(trim(both '()' FROM ctid::text), ',', 1)::bigint
4      AS blkno
5    FROM public.orders
6    WHERE order_id BETWEEN 100000 AND 101000
7    LIMIT 20
8)
9SELECT s.blkno, v.all_visible, v.all_frozen
10FROM sampled_pages AS s
11CROSS JOIN LATERAL pg_visibility_map(
12    'public.orders'::regclass, s.blkno) AS v
13ORDER BY s.blkno;

这只抽样检查查询命中的部分堆页，不是全表扫描结论。大量抽样页都不 all-visible 时，index-only scan 仍要回表核对可见性；还要结合更新速率与最近 VACUUM 时间，不能凭 20 个页号判定整表映射有问题。

65. 回读表更新量与最近 VACUUM 时间

SQL

1SELECT relid::regclass AS table_name,
2       n_dead_tup, n_ins_since_vacuum,
3       n_tup_upd, n_tup_del,
4       last_vacuum, last_autovacuum
5FROM pg_stat_user_tables
6WHERE relid = 'public.orders'::regclass;

n_tup_upd、n_tup_del 是累计计数，不是“上次 VACUUM 后的更新数”；读数高时要看两次采样的差值。频繁改动会反复清除 all-visible 位，普通 VACUUM 跑过也未必能让这类热点表长期保持 index-only scan 的低 Heap Fetches。

UPDATE 多的表，先看 HOT 比例

66. 统计目标表 HOT 更新占比

SQL

1SELECT relid::regclass AS table_name,
2       n_tup_upd, n_tup_hot_upd,
3       ROUND(n_tup_hot_upd * 100.0 / NULLIF(n_tup_upd, 0), 1)
4         AS hot_update_percent
5FROM pg_stat_user_tables
6WHERE relid = 'public.orders'::regclass;

HOT 更新无需为常规索引写入新的索引项，能减轻更新引起的索引负担。比例低时先看哪些列被更新、这些列是否被索引引用，以及原页有没有空间；累计比例会掩盖最近变化，最好留两次采样比较增量。

67. 查有多少更新把新行版本放到了别的页

SQL

1SELECT relid::regclass AS table_name,
2       n_tup_upd, n_tup_newpage_upd,
3       ROUND(n_tup_newpage_upd * 100.0 / NULLIF(n_tup_upd, 0), 1)
4         AS moved_to_new_page_percent
5FROM pg_stat_user_tables
6WHERE relid = 'public.orders'::regclass;

新版本落在别的堆页就不是 HOT 更新。这个比例高时，页内余量和行宽变化值得查；但统计只告诉你发生了跨页更新，不会告诉你具体是哪一列变长或哪个索引阻止 HOT。

68. 列出目标表的索引定义

SQL

1SELECT i.indexrelid::regclass AS index_name,
2       pg_get_indexdef(i.indexrelid) AS index_definition
3FROM pg_index AS i
4WHERE i.indrelid = 'public.orders'::regclass
5ORDER BY i.indexrelid::regclass::text;

应用经常修改的列若参与普通索引，HOT 条件可能不成立；表达式索引和 INCLUDE 列也要看。这里先把定义列出来交给开发核对更新语句，不能只凭 HOT 比例低就建议删除索引。

69. 查看表当前 fillfactor 与空闲空间

SQL

1-- 当前库已安装 pgstattuple；reloptions 为 NULL 通常使用默认值
2SELECT c.oid::regclass AS table_name, c.reloptions,
3       a.approx_free_percent, a.scanned_percent
4FROM pg_class AS c
5CROSS JOIN LATERAL pgstattuple_approx(c.oid::regclass) AS a
6WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

降低 fillfactor 能在新页预留更多更新空间，但已有页不会因为改参数就立即腾出余量。先结合真实写入模式与空闲空间估计，别把所有低 HOT 比例都归因于 fillfactor；索引列被修改时，留空也不能产生 HOT。

70. 评估后降低目标表的 fillfactor

SQL

1-- 仅在确认更新模式、额外空间成本和维护窗口后执行
2ALTER TABLE public.orders SET (fillfactor = 80);

80 是示例，降低 fillfactor 会增加表占用空间，换取后续同页更新的机会。修改表存储参数会取 SHARE UPDATE EXCLUSIVE 锁；现有页不会立刻重排，不能把执行成功当成 HOT 比例马上提高。后续按第 66、67 条看增量是否改善。

autovacuum 跑得慢，先看限速与内存

71. 核对清理限速和每个 worker 的工作内存

SQL

1SELECT name, setting, unit, source
2FROM pg_settings
3WHERE name IN ('autovacuum_vacuum_cost_delay',
4               'autovacuum_vacuum_cost_limit',
5               'vacuum_cost_delay', 'vacuum_cost_limit',
6               'autovacuum_work_mem', 'maintenance_work_mem',
7               'autovacuum_max_workers')
8ORDER BY name;

人工 VACUUM 默认通常不做成本限速，autovacuum 则可能主动睡眠以压低 I/O。autovacuum_work_mem=-1 表示使用 maintenance_work_mem；估算内存时还要乘可能同时工作的 worker 数，不能只看单进程配置。

72. 抽样确认 worker 是否在 VacuumDelay

SQL

1SELECT a.pid, p.relid::regclass AS table_name,
2       now() - a.query_start AS run_time,
3       p.phase, a.wait_event_type, a.wait_event
4FROM pg_stat_activity AS a
5JOIN pg_stat_progress_vacuum AS p ON p.pid = a.pid
6WHERE a.backend_type = 'autovacuum worker'
7ORDER BY a.query_start;

VacuumDelay 是成本限速的一次正常休眠，不是“任务死锁”；但如果 worker 长时间占着表且进度慢，就要看限速是否过严、表写入是否持续追不上。等待事件是瞬时采样，两次进度对比比一次截图更可靠。

73. 看死元组缓冲是否逼出多轮索引清理

SQL

1SELECT relid::regclass AS table_name, phase,
2       dead_tuple_bytes, max_dead_tuple_bytes,
3       index_vacuum_count,
4       ROUND(dead_tuple_bytes * 100.0
5             / NULLIF(max_dead_tuple_bytes, 0), 1)
6         AS dead_buffer_percent
7FROM pg_stat_progress_vacuum
8ORDER BY index_vacuum_count DESC, dead_buffer_percent DESC;

死元组缓冲反复接近上限、索引清理轮数不断增长时，核对第 71 条的 worker 内存和第 12 条索引阶段。调大内存不是唯一答案：表更新过快、索引过多也会增加工作量，而且每个 worker 都可能申请自己的内存。

74. 找出表级清理限速的覆盖设置

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name,
2       option AS table_setting
3FROM pg_class AS c
4CROSS JOIN LATERAL unnest(c.reloptions) AS option
5WHERE c.relkind IN ('r', 'm')
6  AND option ~ '^autovacuum_vacuum_cost_(delay|limit)='
7ORDER BY table_name, table_setting;

有表级 cost delay/limit 时，该 worker 不一定参与全局 worker 的成本均衡。现场同样的全局参数，不同表的运行速度可能差很多；先找出覆盖设置，再解释它为何被单独限速。

75. 核对 autovacuum 的日志阈值

SQL

1SELECT name, setting, unit, source
2FROM pg_settings
3WHERE name IN ('log_autovacuum_min_duration',
4               'log_destination', 'logging_collector')
5ORDER BY name;

没有 autovacuum 日志，不能直接认定任务没运行：可能是阈值设得太高，或日志写在另一个目标。需要追“为什么被取消”“清了多少页”时，先确认日志是否开启、去哪里查，再结合统计视图的最近运行时间。

大表别等默认比例攒满死元组

76. 找出超过全局触发门槛、没有表级设置的表

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name,
2       c.reltuples AS estimated_rows, s.n_dead_tup,
3       current_setting('autovacuum_vacuum_threshold')::numeric
4       + current_setting('autovacuum_vacuum_scale_factor')::numeric
5         * GREATEST(c.reltuples, 0) AS global_trigger_rows,
6       s.last_autovacuum
7FROM pg_class AS c
8JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
9WHERE c.relkind = 'r' AND c.reloptions IS NULL
10  AND s.n_dead_tup >
11      current_setting('autovacuum_vacuum_threshold')::numeric
12      + current_setting('autovacuum_vacuum_scale_factor')::numeric
13        * GREATEST(c.reltuples, 0)
14ORDER BY s.n_dead_tup DESC
15LIMIT 30;

只列 reloptions 为空的普通表，避免拿全局公式错算特殊表；仅设置了 fillfactor 等其他参数的表也会被这条排除，要另查第 77 条。跨过门槛说明它应有机会被调度，不表示 worker 一定马上空出来；再结合运行中任务、日志和最近清理时间判断有没有排队。

77. 按表级覆盖设置计算目标表的有效门槛

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, s.n_dead_tup,
2       COALESCE((SELECT split_part(opt, '=', 2)::numeric
3                 FROM unnest(c.reloptions) AS opt
4                 WHERE split_part(opt, '=', 1) =
5                       'autovacuum_vacuum_threshold' LIMIT 1),
6                current_setting('autovacuum_vacuum_threshold')::numeric)
7       + COALESCE((SELECT split_part(opt, '=', 2)::numeric
8                   FROM unnest(c.reloptions) AS opt
9                   WHERE split_part(opt, '=', 1) =
10                         'autovacuum_vacuum_scale_factor' LIMIT 1),
11                  current_setting('autovacuum_vacuum_scale_factor')::numeric)
12         * GREATEST(c.reltuples, 0) AS effective_trigger_rows
13FROM pg_class AS c
14JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
15WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

第 31 条只按全局参数估算；这一条先找表级值，没有才回退全局值。reltuples 和死元组数仍是估计数。若目标表明确关闭常规 autovacuum，跨过普通门槛也不会按常规方式调度，但防回卷强制清理另算。

78. 核对 autovacuum 的基础开关和轮询周期

SQL

1SELECT name, setting, unit, source
2FROM pg_settings
3WHERE name IN ('autovacuum', 'track_counts',
4               'autovacuum_naptime', 'autovacuum_max_workers')
5ORDER BY name;

autovacuum 依赖累计统计系统，track_counts 关了就不能按正常统计触发。autovacuum_naptime 是轮询间隔，不是每张表精确多久清一次；数据库多、worker 忙时，实际等待可能更长。

79. 为更新频繁的大表缩小清理和分析比例

SQL

1-- 先计算旧门槛，评估 worker I/O 与业务窗口
2ALTER TABLE public.orders SET (
3    autovacuum_vacuum_scale_factor = 0.02,
4    autovacuum_analyze_scale_factor = 0.01
5);

这两个比例是示例，应该按表大小、更新速率和 I/O 能力定。阈值降低，任务可能更频繁，不能只看死元组下降就宣布配置更好；业务读取、日志和 worker 排队也要一起观察。修改表存储参数需要短暂锁，先确认现场变更窗口。

80. 回读表级设置与下一轮清理结果

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS table_name, c.reloptions,
2       s.n_dead_tup, s.n_mod_since_analyze,
3       s.last_autovacuum, s.last_autoanalyze,
4       s.autovacuum_count, s.autoanalyze_count
5FROM pg_class AS c
6JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
7WHERE c.oid = 'public.orders'::regclass;

先确认参数确实写在目标表上，再等下一轮 worker 运行后比较死元组、统计更新时间和业务负载。计数可能被统计重置，时间戳也不会因为改参数立刻更新；“回读配置成功”与“调优见效”是两回事。

临时表不能等 autovacuum

81. 列出当前会话创建的临时表

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS temp_table,
2       c.relpersistence, c.reltuples,
3       pg_total_relation_size(c.oid) AS total_bytes
4FROM pg_class AS c
5WHERE c.relnamespace = pg_my_temp_schema()
6  AND c.relkind = 'r'
7ORDER BY total_bytes DESC;

pg_my_temp_schema() 只指向当前会话的临时模式，没有临时表时返回零。临时表由创建它的会话使用，autovacuum 无法跨会话替它清理或分析；不要在另一个 DBA 连接里找到了名字，就以为能维护业务会话里的对象。

82. 看当前会话临时表的统计与维护时间

SQL

1SELECT s.relid::regclass AS temp_table,
2       s.n_live_tup, s.n_dead_tup,
3       s.last_vacuum, s.last_analyze,
4       s.vacuum_count, s.analyze_count
5FROM pg_stat_all_tables AS s
6JOIN pg_class AS c ON c.oid = s.relid
7WHERE c.relnamespace = pg_my_temp_schema()
8  AND c.relkind = 'r'
9ORDER BY s.n_dead_tup DESC;

会话内重复装载、更新临时表时，死元组和统计信息也可能变旧。统计读数有延迟；任务若每次都创建后立即丢弃临时表，人工 VACUUM 通常没有意义，但复杂查询前的 ANALYZE 仍可能有价值。

83. 在持有临时表的会话内执行普通 VACUUM

SQL

1-- 当前会话持有并重复使用这张临时表；不能放进事务块
2VACUUM (VERBOSE) pg_temp.session_stage;

临时表复用多轮且有大量 UPDATE/DELETE 时，自己安排维护；别指望后台 autovacuum。pg_temp 解析到本会话的临时模式，换一个连接不会维护原会话那张表。先确认会话事务流程允许独立执行 VACUUM。

84. 临时表装载后主动更新规划器统计

SQL

1-- 数据量或分布明显变化、且后续有复杂连接查询
2ANALYZE pg_temp.session_stage;

临时表没有自动 ANALYZE，旧估计很容易让后续 JOIN 选错方法。刚装入大批数据后手工分析通常比只看 reltuples 更可靠；这一条只更新统计，不会回收死元组。

85. 回读临时表列统计是否已生成

SQL

1SELECT schemaname, tablename, attname,
2       null_frac, n_distinct, most_common_freqs
3FROM pg_stats
4WHERE schemaname = (
5    SELECT nspname FROM pg_namespace
6    WHERE oid = pg_my_temp_schema())
7  AND tablename = 'session_stage'
8ORDER BY attname;

统计行存在，说明目标会话已有可供规划器参考的列分布；但这不是计划一定变好的证明。继续用真实业务 SQL 的 EXPLAIN 看行数估计和连接方法，尤其注意数据装载后的再次变化。

物化视图刷新后还要看空间

86. 列出物化视图的占用与可查询状态

SQL

1SELECT m.schemaname, m.matviewname, m.ispopulated,
2       m.hasindexes,
3       pg_total_relation_size(
4           format('%I.%I', m.schemaname, m.matviewname)::regclass)
5         AS total_bytes
6FROM pg_matviews AS m
7ORDER BY total_bytes DESC;

ispopulated=false 的物化视图当前不能被正常查询，也不能做 concurrent refresh。总大小包含索引和可能的 TOAST；先找到真正占空间的对象，再看它的刷新方式与最近维护时间。

87. 确认目标物化视图有可用的全行唯一索引

SQL

1SELECT i.indexrelid::regclass AS index_name,
2       i.indisunique, i.indisvalid, i.indisready,
3       i.indexprs IS NULL AS no_expression,
4       i.indpred IS NULL AS no_partial_predicate
5FROM pg_index AS i
6WHERE i.indrelid = 'public.daily_orders_mv'::regclass
7ORDER BY i.indisunique DESC, i.indexrelid::regclass::text;

REFRESH MATERIALIZED VIEW CONCURRENTLY 至少需要一条只基于列、覆盖所有行的 UNIQUE 索引，且物化视图已填充。这里把候选索引筛出来，还要核对索引定义和状态；不能把 hasindexes=true 当成 concurrent refresh 的充分条件。

88. 在具备条件时并发刷新物化视图

SQL

1-- 第 86、87 条均通过；确认源查询、磁盘与业务负载
2REFRESH MATERIALIZED VIEW CONCURRENTLY public.daily_orders_mv;

并发刷新允许读者继续查询旧内容，且同一物化视图一次只能运行一个刷新任务。它通常比普通刷新做更多工作；源数据变化较大时，刷新后的旧版本与空间占用值得继续查。普通刷新可能直接替换内容，两种刷新不能用相同的空间预期验收。

89. 刷新后检查死元组、大小和最近维护时间

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS matview_name,
2       pg_total_relation_size(c.oid) AS total_bytes,
3       s.n_live_tup, s.n_dead_tup,
4       s.last_autovacuum, s.last_autoanalyze
5FROM pg_class AS c
6LEFT JOIN pg_stat_user_tables AS s ON s.relid = c.oid
7WHERE c.oid = 'public.daily_orders_mv'::regclass
8  AND c.relkind = 'm';

并发刷新之后若死元组仍多，结合更新量、长事务和 autovacuum 再决定是否人工清理。统计列为空时先确认目标对象是否被统计视图收录以及读取权限。n_dead_tup 是估计数；视图文件变大也可能主要来自索引，不能把刷新后每一字节增长都叫“表膨胀”。

90. 确有清理需求时维护物化视图

SQL

1-- 确认刷新已结束、源查询稳定、目标视图可维护
2VACUUM (VERBOSE, ANALYZE) public.daily_orders_mv;

普通 VACUUM 可回收物化视图里的可复用空间，ANALYZE 更新供查询使用的统计；多数空间仍留在对象内复用，不保证文件系统马上减少。若刚做的是整表替换式刷新，先看第 89 条，别无条件再补一轮 VACUUM。

防回卷风险与维护验收

91. 检查各数据库的 MultiXact 年龄

SQL

1SELECT datname, mxid_age(datminmxid) AS mxid_age,
2       current_setting('autovacuum_multixact_freeze_max_age')::bigint
3         AS multixact_freeze_limit
4FROM pg_database
5WHERE datallowconn
6ORDER BY mxid_age DESC;

行锁和外键检查可能产生 MultiXact。它与普通事务 ID 分开计龄；第 9 条只看 datfrozenxid，不能代替这一条。最老的库若已接近阈值，进库找表和 TOAST 的 relminmxid，同时检查自动维护有没有被长事务挡住。

92. 找出 MultiXact 年龄最高的关系

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS relation,
2       c.relkind, mxid_age(c.relminmxid) AS mxid_age,
3       pg_total_relation_size(c.oid) AS total_bytes
4FROM pg_class AS c
5WHERE c.relkind IN ('r', 't', 'm')
6ORDER BY mxid_age DESC
7LIMIT 30;

在第 91 条提示的数据库内执行。t 是 TOAST 表，不能只维护业务表而漏掉它；relminmxid 接近阈值时，再看目标对象正在运行的 VACUUM 和持有旧快照的会话。排序只用于定位，不是“前 30 张表都要立即手工冻结”的任务单。

93. 确认防回卷 autovacuum 是否正在运行

SQL

1SELECT a.pid, a.datname, a.query,
2       p.relid::regclass AS relation,
3       p.phase, p.heap_blks_scanned, p.heap_blks_total
4FROM pg_stat_activity AS a
5LEFT JOIN pg_stat_progress_vacuum AS p ON p.pid = a.pid
6WHERE a.backend_type = 'autovacuum worker'
7  AND a.query LIKE '%to prevent wraparound%'
8ORDER BY a.pid;

防回卷 worker 的活动描述会标出 to prevent wraparound。查询为空不等于风险消失：可能尚未触发、刚结束，或只因权限看不到完整活动文本。先对照第 91、92 条的年龄和普通 autovacuum 运行情况，再判断是否需要人工介入。

94. 核对冻结和 failsafe 阈值

SQL

1SELECT name, setting, unit, source
2FROM pg_settings
3WHERE name IN (
4    'autovacuum_freeze_max_age',
5    'autovacuum_multixact_freeze_max_age',
6    'vacuum_failsafe_age',
7    'vacuum_multixact_failsafe_age')
8ORDER BY name;

autovacuum_*_freeze_max_age 决定何时强制防回卷维护；failsafe 年龄更高，触发后 VACUUM 会优先推进冻结，可能跳过非必要的索引清理并放宽限速。不要把 failsafe 当成日常清理策略。改阈值前应同时核对磁盘、维护吞吐和最老关系的年龄。

95. 看本库还有多少冻结年龄余量

SQL

1SELECT d.datname,
2       age(d.datfrozenxid) AS xid_age,
3       current_setting('autovacuum_freeze_max_age')::bigint
4         - age(d.datfrozenxid) AS xid_headroom,
5       mxid_age(d.datminmxid) AS mxid_age,
6       current_setting('autovacuum_multixact_freeze_max_age')::bigint
7         - mxid_age(d.datminmxid) AS mxid_headroom
8FROM pg_database AS d
9WHERE d.datname = current_database();

余量为负说明已经越过自动维护触发阈值，不是事务 ID 已经回卷。数据库级读数还取决于其他表是否已冻结；维护一张表后没有立即下降，要回到第 91、92 条找仍然最老的对象，并看第 93 条 worker 是否推进。

96. 对最老关系做冻结维护

SQL

1-- 确认最老关系、长事务和业务窗口；在目标数据库独立执行
2VACUUM (FREEZE, VERBOSE) public.orders_history;

第 41 条是普通目标表冻结示例；这一条针对第 92、95 条已经确认的防回卷对象。FREEZE 会积极冻结该表符合条件的旧事务版本，但不能越过仍被长事务需要的可见性边界。运行时看 VERBOSE 与进度，结束后分别回读表和数据库年龄；TOAST 或其他表仍老时还要继续定位。

97. 查并发重建后留下的无效索引

SQL

1SELECT t.oid::regclass AS table_name,
2       x.oid::regclass AS index_name,
3       i.indisvalid, i.indisready,
4       pg_relation_size(x.oid) AS index_bytes
5FROM pg_index AS i
6JOIN pg_class AS x ON x.oid = i.indexrelid
7JOIN pg_class AS t ON t.oid = i.indrelid
8WHERE NOT i.indisvalid
9  AND t.relkind IN ('r', 'm')
10ORDER BY index_bytes DESC;

REINDEX CONCURRENTLY 失败可能留下 _ccnew 或 _ccold，它们会占空间，部分状态下还可能拖累写入。先按索引定义、命名和 indisready 确认是哪一步留下的对象；普通无效业务索引不能按后缀规则直接删除。清理前保存 DDL，并按官方的失败恢复步骤处理。

98. 对照目标表维护前后的时间与死元组估计

SQL

1SELECT s.relid::regclass AS relation,
2       s.last_vacuum, s.last_autovacuum,
3       s.vacuum_count, s.autovacuum_count,
4       s.n_live_tup, s.n_dead_tup,
5       s.n_mod_since_analyze
6FROM pg_stat_user_tables AS s
7WHERE s.relid = 'public.orders_history'::regclass;

维护时间和计数用于确认工作确实落在目标表；死元组数是估计值，统计有延迟，还可能被重置。若 n_mod_since_analyze 很高，规划器估计仍可能过时，可按第 30 条补 ANALYZE。不要只凭 n_dead_tup 降到零就宣布问题解决。

99. 对照目标表的冻结年龄与文件大小

SQL

1SELECT c.oid::regclass AS relation,
2       age(c.relfrozenxid) AS xid_age,
3       mxid_age(c.relminmxid) AS mxid_age,
4       pg_relation_size(c.oid) AS heap_bytes,
5       pg_indexes_size(c.oid) AS indexes_bytes
6FROM pg_class AS c
7WHERE c.oid = 'public.orders_history'::regclass;

把这组读数与维护前同口径快照对照。普通 VACUUM 后冻结年龄可能明显下降，但 heap 文件未缩小，这并不矛盾：空间通常在表内复用。若索引大小持续涨、死元组已少，回到第 51–55 条判断是否有独立的索引膨胀问题。

100. 检查数据库汇总年龄是否推进

SQL

1SELECT current_database() AS database_name,
2       age(d.datfrozenxid) AS oldest_xid_age,
3       mxid_age(d.datminmxid) AS oldest_mxid_age,
4       d.datfrozenxid, d.datminmxid
5FROM pg_database AS d
6WHERE d.datname = current_database();

这是防回卷维护的最后一层回读，不是要求两个数字每次都下降。一张表处理完，本库最老边界可能仍落在别的表或 TOAST 上；按第 91、92 条再查。验收时还要把第 98、99 条、VACUUM 输出、业务负载和无效索引清单放在一起看。

总结

排查 VACUUM，先分清是死元组清理慢、旧快照挡住了回收，还是冻结年龄真的接近阈值。普通 VACUUM 清出的空间通常留在表里复用；要缩小文件，得另算锁和磁盘成本。维护结束，把表、索引与数据库级年龄各回读一次，比看一条“命令完成”更稳妥。

这份清单建议收藏。其他数据库运维场景的命令可在 ORA100 · DBA100 查看：

https://ora100.com/dba100

微信里也可以搜索小程序 「三笠的百令册」，需要时按专题查。

PostgreSQL VACUUM、表膨胀与事务 ID 冻结 100 条命令 - DBA 学习之路