摘要：本文章將從使用者角度介紹HStore概念以及使用，
本文分享自華為云社區《GaussDB(DWS)HStore表講解》，作者：大威天龍:- ，
HStore表簡介
面對實時入庫和實時查詢要求越來越高的趨勢，已有的列存盤無法支持并發更新入庫，行存查詢性能無法做到實時回傳且空間壓縮表現不佳，GaussDB(DWS)基于列存盤格式設計和實作了全新的HStore表，同時提供高效的并發插入、更新入庫，以及高性能實時查詢，本文章將從使用者角度介紹HStore概念以及使用，
HStore表的背景
為什么要有HStore表呢？在具體講解HStore表之前，我們先來回顧一下GaussDB(DWS)中幾種已有的表型別:
行存表(row-store)
最基礎的表型別，顧名思義，資料按行存盤，在實際的物理塊中，資料的將按下列圖示的方式存盤：
優勢很明顯，點查場景下，直接就能索引到行存某行元組的位置，點查性能好，資料庫中的系統表就是行存表，對于用戶的一些對點查性能要求高或者頻繁更新的小表，都推薦用行存表，
列存表(column-store)
AP場景下，常常需要對某列進行批量查詢來做分析業務，這時候采用行存的話就會把所有列都讀出來產生冗余IO, 同時AP場景下的表資料量往往很大，行存表壓縮暫未商用，使用行存表也會導致占用空間過大，
GaussDB(DWS)中的列存表就是針對這種場景實作的，列存表資料的實際存盤示意圖如下：
列存表將每列的資料批量存盤成一個CU(Compress Unit), 能帶來了很好的空間壓縮與批量查詢性能提升，對于一些涉及多表關聯的分析類復雜查詢、資料不經常更新的表，推薦使用列存表，
列存帶Delta表
對于列存表，如果業務是頻繁的小批量插入，那么將產生大量的小CU(單個CU里只有幾百條甚至幾條資料), 每個列的CU都是有壓縮代價的，小CU過多將嚴重影響列存表的查詢性能，
列存的Delta表就是針對這種場景實作的，讓小批量插入的資料先存盤到行存delta表，滿6w后由后臺autovacuum異步merge到主表CU，
需要注意的是列存帶Delta表只解決小批量入庫產生的小CU問題，不解決同一個CU上的并發更新問題
HStore表
前面提到，雖然列存老Delta表解決了小批量入庫產生的小CU問題，但是沒有解決同一個CU上的并發更新產生的鎖沖突問題，
而實時入庫的場景下，需要將insert+upsert+update操作實時并發入庫，資料來源于上游的其他資料庫或者應用，同時要求入庫后的資料要能及時查詢，且對于查詢的效率要求很高，
目前的列存表由于鎖沖突的原因無法支持并發upsert/update入庫，導致這些有需要的局點只能使用行存表，但是行存表因為格式的天然劣勢，在AP查詢場景下一方面性能較慢，另一方面由于壓縮差導致占用了大量的磁盤空間，對用戶產生額外成本，
GaussDB(DWS)中的HStore表， 在使用列存盤格式盡量降低磁盤占用的同時，支持高并發的更新操作入庫以及高性能的查詢效率，面向對于實時入庫和實時查詢有較強訴求的場景，同時擁有處理傳統TP場景的事務能力，
HStore表的示意圖如下：
GaussDB(DWS) 中幾種表型別的對比
HStore的Delta表
HStore表的實作主要依靠一張新設計的delta表以及記憶體并發控制機制，這里簡單講一下delta表的實作以及簡單的觀察delta表，
HStore的Delta表主要用于存放入庫產生的Insert/Delete/Update操作，小批量Insert的資料會先進入Delta形成一條型別是I(Insert)的記錄；洗掉會往Delta表插入一條型別是D(Delete)的記錄；更新操作(Upsert與Update)會拆分成Delete + Insert，會插入一條型別X(表示由更新產生的洗掉)的記錄以及一條型別I的記錄；
（型別是U(Update)的記錄由輕量化Update產生，不過當前輕量化更新默認關閉，所以不用管，）
可以看到，入庫時的Upsert/Update/Delete都會轉換成相應型別的記錄插入的HStore的Delta表中，再結合記憶體并發控制機制，就能保證同一個CU上更新于洗掉操作不會阻塞，同時，由于小批量的插入只會在Delta表上形成一條記錄，相比與列存老Delta的直接存盤資料，能減少IO占用，提高MERGE效率，
HStore的Delta表 與 列存老Delta表的對比
HStore的視圖與函式
當前HStore表提供了視圖，可以用來觀察Delta表的給型別元組數量以及Delta的膨脹情況，
select * from pgxc_get_hstore_delta_info('tableName');
同時也提供了函式可以對Delta表做輕量清理以及全量清理，
-- 輕量Merge滿6萬的I記錄以及CU上的洗掉資訊,持有四級鎖不阻塞業務增刪改查，但空間不會還給作業系統， select hstore_light_merge('tableName'); -- 全量Merge所有記錄，然后truncate清空Delta表返還空間給系統，不過持有八級鎖會阻塞業務， select hstore_full_merge('tableName');
這里做一個簡單的觀察實驗：
1.往HStore表上批量插入一百條資料，能看到生成了一條型別是I的記錄(n_i_tup 為1)
gaussdb=# create table data(a int primary key, b int); NOTICE: CREATE TABLE / PRIMARY KEY will create implicit index "data_pkey" for table "data" CREATE TABLE gaussdb=# insert into data values(generate_series(1,100),1); INSERT 0 100 gaussdb=# create table hs(a int primary key, b int)with(orientation=column, enable_hstore=on); NOTICE: CREATE TABLE / PRIMARY KEY will create implicit index "hs_pkey" for table "hs" CREATE TABLE gaussdb=# insert into hs select * from data; INSERT 0 100 gaussdb=# select * from pgxc_get_hstore_delta_info('hs'); --觀察hstore表的delta表上的各型別資料 node_name | part_name | live_tup | n_i_type | n_d_type | n_x_type | n_u_type | n_m_type | data_size -----------+---------------------+----------+----------+----------+----------+----------+----------+----------- dn_1 | non partition table | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 8192 (1 row)
2.執行hstore_full_merge后能觀察到Delta表上沒有元組(live_tup為0)，并且Delta表的空間大小data_size是0.
gaussdb=# select hstore_full_merge('hs'); hstore_full_merge ------------------- 1 (1 row) gaussdb=# select * from pgxc_get_hstore_delta_info('hs'); --觀察hstore表的delta表上的各型別資料 node_name | part_name | live_tup | n_i_type | n_d_type | n_x_type | n_u_type | n_m_type | data_size -----------+---------------------+----------+----------+----------+----------+----------+----------+----------- dn_1 | non partition table | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 (1 row)
3.執行洗掉，能觀察到Delta表上有一條型別是D的記錄（n_d_tup為1），
gaussdb=# delete hs where a = 1; DELETE 1 gaussdb=# select * from pgxc_get_hstore_delta_info('hs'); --觀察hstore表的delta表上的各型別資料 node_name | part_name | live_tup | n_i_type | n_d_type | n_x_type | n_u_type | n_m_type | data_size -----------+---------------------+----------+----------+----------+----------+----------+----------+----------- dn_1 | non partition table | 1 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 | 8192 (1 row)
其它的操作這里不再一一嘗試，感興趣的讀者可以自己下來試一下，
HStore表的簡單使用實驗
準備作業
當需要使用HStore表時，需要同步修改以下幾個清理相關的引數默認值，否則會導致HStore表性能嚴重劣化，推薦的引數修改配置是：autovacuum_max_workers_hstore=3，autovacuum_max_workers=6，autovacuum=true，
并發更新實驗
在列存表上插入一批資料后，開啟兩個會話，
1.會話1洗掉某一條資料，然后不結束事務：
gaussdb=# create table col(a int , b int)with(orientation=column); CREATE TABLE gaussdb=# insert into col select * from data; INSERT 0 100 gaussdb=# begin; BEGIN gaussdb=# delete col where a = 1; DELETE 1
2.會話2洗掉另一條資料，能看到會話2等待會話1，
gaussdb=# begin; BEGIN gaussdb=# delete col where a = 2;
會話1提交后會話2才能繼續執行，這就復現了列存的CU鎖問題：
3. 使用HStore表重復上面實驗，能觀察到會話2直接執行成功，不會鎖等待，
gaussdb=# begin; BEGIN gaussdb=# delete hs where a = 2; DELETE 1
壓縮效率實驗
1.構建一張有三百萬資料的資料表data
gaussdb=# create table data( a int, b bigint, c varchar(10), d varchar(10)); CREATE TABLE gaussdb=# insert into data values(generate_series(1,100),1,'asdfasdf','gergqer'); INSERT 0 100 gaussdb=# insert into data select * from data; INSERT 0 100 gaussdb=# insert into data select * from data; INSERT 0 200 ---回圈插入，直到資料量達到三百萬 gaussdb=# insert into data select * from data; INSERT 0 1638400 gaussdb=# select count(*) from data; count --------- 3276800 (1 row)
2.批量匯入到行存表，觀察大小為223MB
gaussdb=# create table row (like data including all); CREATE TABLE gaussdb=# insert into row select * from data; INSERT 0 3276800 gaussdb=# select pg_size_pretty(pg_relation_size('row')); pg_size_pretty ---------------- 223 MB (1 row)
3.批量匯入到列存表，觀察大小為3.5MB
gaussdb=# create table hs(a int, b bigint, c varchar(10),d varchar(10))with(orientation= column, enable_hstore=on); CREATE TABLE gaussdb=# insert into hs select * from data; INSERT 0 3276800 gaussdb=# select pg_size_pretty(pg_relation_size('hs')); pg_size_pretty ---------------- 3568 KB (1 row)
4.總結
這個表結構比較簡單，資料也都是重復資料，所以HStore表的壓縮效果很好，一般情況下HStore表相比行存能有3-5倍的壓縮，
批量查詢性能實驗
還是使用上面建的表，這里簡單驗證一下批量查詢
1.查詢行存表的第四列，耗時在4s左右
gaussdb=# explain analyze select d from data; explain analye QUERY PLAN ----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- id | operation | A-time | A-rows | E-rows | Peak Memory | E-memory | A-width | E-width | E-costs ----+------------------------------+----------------------+---------+---------+--------------+----------+---------+---------+---------- 1 | -> Streaming (type: GATHER) | 4337.881 | 3276800 | 3276800 | 32KB | | | 8 | 61891.00 2 | -> Seq Scan on data | [1571.995, 1571.995] | 3276800 | 3276800 | [32KB, 32KB] | 1MB | | 8 | 61266.00
2.查詢HStore表的第四列，耗時300毫秒左右
gaussdb=# explain analyze select d from hs; QUERY PLAN --------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- id | operation | A-time | A-rows | E-rows | Peak Memory | E-memory | A-width | E-width | E-costs ----+----------------------------------------+--------------------+---------+---------+----------------+----------+---------+---------+---------- 1 | -> Row Adapter | 335.280 | 3276800 | 3276800 | 24KB | | | 8 | 15561.80 2 | -> Vector Streaming (type: GATHER) | 111.492 | 3276800 | 3276800 | 96KB | | | 8 | 15561.80 3 | -> CStore Scan on hs | [111.116, 111.116] | 3276800 | 3276800 | [254KB, 254KB] | 1MB | | 8 | 14936.80
3.總結
這里只驗證了批量查詢場景，該場景下列存以及HStore表相比行存都有很好的查詢性能，但在索引點查詢場景下，列存是比不上行存的，這里不再做詳細對比，
HStore表注意事項
1.引數設定
HStore依賴后臺常駐執行緒對HStore表進行MERGE清理操作，才能保證查詢性能與壓縮效率，所以使用HStore表務必設定相關GUC,推薦的配置如下：
autovacuum_max_workers_hstore=3 autovacuum_max_workers=6 autovacuum=true
2.并發同一行：
當前HStore并發更新同一行仍然是不支持的，其中同一行上并發update/delete操作會先等鎖然后報錯，同一行上的并發upsert操作會先等鎖然后繼續執行，由于等待開銷也是會影響業務的入庫性能，甚至可能產生死鎖，所以需要在入庫時保證不會并發更新到同一行或者同一個key，
3.索引相關
索引會占用額外的空間，同時帶來的點查性能提升有限，所以HStore表只建議在需要做Upsert或者有點查（這里指唯一性與接近唯一的點查）的訴求下創建一個主鍵或者btree索引，
4.MERGE相關
由于HStore表依賴后臺autovacuum來將操作MERGE到主表，所以入庫速度不能超過MERGE速度，否則會導致delta表的膨脹，可以通過控制入庫的并發來控制入庫速度，同時由于Delta表本身的空間復用受oldestXmin的影響，如果有老事務存在可能會導致Delta空間復用不及時而產生膨脹，
5.UPSERT性能
HStore表雖然相比普通列存，并發upsert入庫性能得到了很大提升，但相比行存還是有差距，大概只有行存的1/3，所以在不追求壓縮率以及批量查詢性能、只追求單點查詢性能的場景下，還是推薦行存表入庫，
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