2 Introduction aux plans d’exécution

La première illustration de ce chapitre est la Figure 2-1.

2/ Introduction aux plans d’exécution

2.1 INTRODUCTION

• Qu’est-ce qu’un plan d’exécution?
• Quels outils peuvent aider ?

Ce module a pour but de faire une présentation très rapide de l’optimiseur et des plans d’exécution. Il contient surtout une introduction sur la commande EXPLAIN et sur différents outils en relation.

2.1.1 Au menu

• Exécution globale d’une requête
• Optimiseur
• EXPLAIN
• Nœuds d’un plan
• Outils

2.1.2 Niveau SGBD

Lorsque le serveur récupère la requête, un ensemble de traitements est réalisé. Tout d’abord, le parser va réaliser une analyse syntaxique de la requête. Puis le rewriter va réécrire, si nécessaire, la requête. Pour cela, il prend en compte les règles, les vues non matérialisées et les fonctions SQL. Si une règle demande de changer la requête, la requête envoyée est remplacée par la nouvelle. Si une vue non matérialisée est utilisée, la requête qu’elle contient est intégrée dans la requête envoyée. Il en est de même pour une fonction SQL intégrable. Ensuite, le planner va générer l’ensemble des plans d’exécutions. Il calcule le coût de chaque plan, puis il choisit le plan le moins coûteux, donc le plus intéressant. Enfin, l’executer exécute la requête. Pour cela, il doit commencer par récupérer les verrous nécessaires sur les objets ciblés. Une fois les verrous récupérés, il exécute la requête.

Une fois la requête exécutée, il envoie les résultats à l’utilisateur. Plusieurs goulets d’étranglement sont visibles ici. Les plus importants sont:

• la planification (à tel point qu’il est parfois préférable de ne générer qu’un sous-ensemble de plans, pour passer plus rapidement à la phase d’exécution);
• la récupération des verrous (une requête peut attendre plusieurs secondes, minutes, voire heures, avant de récupérer les verrous et exécuter réellement la requête);
• l’exécution de la requête;
• l’envoi des résultats à l’utilisateur.

En général, le principal souci pour les performances sur ce type d’instructions est donc l’obtention des verrous et l’exécution réelle de la requête. Il existe quelques ordres (comme TRUNCATE ou COPY ) exécutés beaucoup plus directement.

2.2 OPTIMISEUR

• SQL est un langage déclaratif
• Une requête décrit le résultat à obtenir
  • mais pas la façon pour l’obtenir
• C’est à l’optimiseur de déduire le moyen de parvenir au résultat demandé : comment?

Les moteurs de base de données utilisent un langage SQL qui permet à l’utilisateur de décrire le résultat qu’il souhaite obtenir, mais pas la manière. C’est à la base de données de se débrouiller pour obtenir ce résultat le plus rapidement possible.

2.2.1 Principe de l’optimiseur

Le modèle vise à minimiser un coût:

• Énumérer tous les plans d’exécution
  • ou presque tous…
  • Statistiques + configuration + règles → coût calculé
  • Coût le plus bas = meilleur plan

Le but de l’optimiseur est assez simple. Pour une requête, il existe de nombreux plans d’exécution possibles. Il va donc énumérer tous les plans d’exécution possibles (sauf si cela représente vraiment trop de plans auquel cas, il ne prendra en compte qu’une partie des plans possibles).

Pour calculer le « coût » d’un plan, PostgreSQL dispose d’informations sur les données (des statistiques), d’une configuration (réalisée par l’administrateur de bases de données) et d’un ensemble de règles inscrites en dur.

À la fin de l’énumération et du calcul de coût, il ne lui reste plus qu’à sélectionner le plan qui a le plus petit coût.

Le coût d’un plan est une valeur calculée sans unité ni signification physique. b

2.2.2 Exemple de requête et son résultat

SELECT nom, prenom, num_service

FROM employes
WHERE nom LIKE 'B%'

ORDER BY num_service;

La requête en exemple permet de récupérer des informations sur tous les employés dont le nom commence par la lettre B en triant les employés par leur service.

Un moteur de bases de données peut récupérer les données de plusieurs façons:

• faire un parcours séquentiel de la table employes en filtrant les enregistrements d’après leur nom, puis trier les données grâce à un algorithme;
  • faire un parcours d’index (s’il y en a un) sur la colonne nom pour trouver plus rapidement les enregistrements de la table employes satisfaisant le filtre ‘B%’ , puis trier les données grâce

à un algorithme;

• faire un parcours d’index sur la colonne num_service pour récupérer les enregistrements déjà triés par service, et ne retourner que ceux vérifiant le prédicat nom like ‘B%’ .

Et ce ne sont que quelques exemples, car il serait possible d’avoir un index utilisable à la fois pour le tri et le filtre par exemple.

Donc la requête décrit le résultat à obtenir, et le planificateur va chercher le meilleur moyen pour parvenir à ce résultat. Pour ce travail, il dispose d’un certain nombre d’opérations de base. Ces opérations travaillent sur des ensembles de lignes, généralement un ou deux. Chaque opération renvoie un seul ensemble de lignes. Le planificateur peut combiner ces opérations suivant certaines règles. Une opération peut renvoyer l’ensemble de résultats de deux façons: d’un coup (par exemple le tri) ou petit à petit (par exemple un parcours séquentiel). Le premier cas utilise plus de mémoire, et peut nécessiter d’écrire des données temporaires sur disque. Le deuxième cas aide à accélérer des opérations comme les curseurs, les sous-requêtes IN et EXISTS, la clause LIMIT, etc.

2.2.3 Décisions de l’optimiseur

• Comment accéder aux lignes ?
  • parcours de table, d’index, de fonction, etc.
• Comment joindre les tables?
  • ordre
  • type
• Comment agréger?
  • brut, tri, hachage…

Pour exécuter une requête, le planificateur va utiliser des opérations. Pour lire des lignes, il peut utiliser un parcours de table (une lecture complète du fichier), un parcours d’index ou encore d’autres types de parcours. Ce sont généralement les premières opérations utilisées. Pour joindre les tables, l’ordre dans lequel ce sera fait est très important. Pour la jointure elle-même, il existe plusieurs méthodes différentes. Il existe aussi plusieurs algorithmes d’agrégation de lignes. Un tri peut être nécessaire pour une jointure, une agrégation, ou pour un ORDER BY, et là encore il y a plusieurs algorithmes possibles, ou des techniques pour éviter de le faire.

2.3 MÉCANISME DE CALCUL DE COÛTS

• Chaque opération a un coût :
• lire un bloc selon sa position sur le disque
• manipuler une ligne
• appliquer un opérateur
• …
  • et généralement un paramètre associé

L’optimiseur statistique de PostgreSQL utilise un modèle de calcul de coût. Les coûts calculés sont des indications arbitraires de la charge nécessaire pour répondre à une requête. Chaque facteur de coût représente une unité de travail: lecture d’un bloc, manipulation d’une ligne en mémoire, application d’un opérateur sur un champ.

2.3.1 Statistiques

• Connaître le coût de traitement d’une ligne est bien
  • mais combien de lignes à traiter?
• Statistiques sur les données
  • mises à jour : ANALYZE
• Sans bonnes statistiques, pas de bons plans !

En plus du coût unitaire de traitement d’une ligne, il faut connaître le nombre total de lignes à traiter pour calculer le coût total. L’optimiseur a donc besoin d’informations sur les données, comme par exemple le nombre de blocs et de lignes d’une table, les valeurs les plus fréquentes et leur fréquence, pour chaque colonne de chaque table. Ces statistiques sur les données sont calculées lors de l’exécution de la commande SQL ANALYZE.

Le processus autovacuum permet de rafraîchir régulièrement les statistiques. Le propriétaire de la table ou un superutilisateur peut également le faire manuellement. À partir de PostgreSQL 17, il est possible de créer un utilisateur dédié à la maintenance, qui, sans avoir de droits de lecture sur les tables, peut exécuter ces commandes. Cet utilisateur pourra intervenir soit sur toutes les tables s’il possède le rôle pg_maintain, soit sur des tables spécifiques si un GRANT MAINTAIN lui a été accordé.

Des statistiques périmées ou pas assez fines sont une source fréquente de plans non optimaux!

2.3.2 Exemple - parcours d’index

CREATE TABLE t1 (c1 integer, c2 integer);
INSERT INTO t1 SELECT i, i FROM generate_series(1, 1000) i;
CREATE INDEX ON t1(c1);
ANALYZE t1;

EXPLAIN SELECT * FROM t1 WHERE c1=1 ;

QUERY PLAN

————————————————————— Index Scan using t1_c1_idx on t1 (cost=0.28..8.29 rows=1 width=8) Index Cond: (c1 = 1)

L’exemple crée une table et lui ajoute 1000 lignes. Chaque ligne a une valeur différente dans les colonnes c1 et c2 (de 1 à 1000).

SELECT * FROM t1 ;

…

(1000 lignes)

Dans cette requête:

EXPLAIN SELECT * FROM t1 WHERE c1=1 ;

nous savons qu’un SELECT filtrant sur la valeur 1 pour la colonne c1 ne ramènera qu’une ligne. Grâce aux statistiques relevées par la commande ANALYZE exécutée juste avant, l’optimiseur estime lui aussi qu’une seule ligne sera récupérée. Une ligne sur 1000, c’est un bon ratio pour faire un parcours d’index. C’est donc ce que recommande l’optimiseur.

2.3.3 Exemple - parcours de table

UPDATE t1 SET c1=1 ;        /* 1000 lignes identiques */

ANALYZE t1 ;                /* ne pas oublier ! */

EXPLAIN SELECT * FROM t1 WHERE c1=1;

QUERY PLAN

—————————————————— Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=1000 width=8) Filter: (c1 = 1)

La même table, mais avec 1000 lignes ne contenant plus que la valeur 1. Un SELECT filtrant sur cette valeur 1 ramènera dans ce cas toutes les lignes. L’optimiseur s’en rend compte et décide qu’un parcours séquentiel de la table est préférable à un parcours d’index. C’est donc ce que recommande l’optimiseur. Dans cet exemple, l’ordre ANALYZE garantit que les statistiques sont à jour (le démon autovacuum n’est pas forcément assez rapide).

2.3.4 Exemple - parcours d’index forcé

SET enable_seqscan TO off ;

EXPLAIN SELECT * FROM t1 WHERE c1=1;

QUERY PLAN

————————————————————— Index Scan using t1_c1_idx on t1 (cost=0.28..57.77 rows=1000 width=8) Index Cond: (c1 = 1)

RESET enable_seqscan;

Le coût du parcours de table était de 21,5 pour la récupération des 1000 lignes, donc un coût bien supérieur au coût du parcours d’index, qui lui était de 8,29, mais pour une seule ligne. On pourrait se demander le coût du parcours d’index pour 1000 lignes. À titre expérimental, on peut désactiver (ou plus exactement désavantager) le parcours de table en configurant le paramètre enable_seqscan à off.

En faisant cela, on s’aperçoit que le plan passe finalement par un parcours d’index, tout comme le premier. Par contre, le coût n’est plus de 8,29, mais de 57,77, donc supérieur au coût du parcours

de table. C’est pourquoi l’optimiseur avait d’emblée choisi un parcours de table. Un index n’est pas forcément le chemin le plus court.

2.4 QU’EST-CE QU’UN PLAN D’EXÉCUTION?

• Représente les différentes opérations pour répondre à la requête
• Sous forme arborescente
• Composé des nœuds d’exécution
• Plusieurs opérations simples mises bout à bout

L’optimiseur transforme une grosse action (exécuter une requête) en plein de petites actions unitaires (trier un ensemble de données, lire une table, parcourir un index, joindre deux ensembles de données, etc). Ces petites actions sont liées les unes aux autres. Par exemple, pour exécuter cette requête:

SELECT * FROM une_table ORDER BY une_colonne;

peut se faire en deux actions:

• récupérer les enregistrements de la table;
• trier les enregistrements provenant de la lecture de la table (en RAM ou sur disque).

Mais ce n’est qu’une des possibilités.

2.4.1 Nœud d’exécution

• Nœud
  • opération simple : lectures, jointures, tris, etc.
  • unité de traitement
  • produit et consomme des données
• Enchaînement des opérations
  • chaque nœud produit les données consommées par le nœud parent
  • le nœud final retourne les données à l’utilisateur

Les nœuds correspondent à des unités de traitement qui réalisent des opérations simples sur un ou deux ensembles de données: lecture d’une table, jointures entre deux tables, tri d’un ensemble, etc. Si le plan d’exécution était une recette, chaque nœud serait une étape de la recette.

Les nœuds peuvent produire et consommer des données.

2.4.2 Récupérer un plan d’exécution

• Commande EXPLAIN
  • suivi de la requête complète
• Uniquement le plan finalement retenu

Pour récupérer le plan d’exécution d’une requête, il suffit d’utiliser la commande EXPLAIN. Cette commande est suivie de la requête pour laquelle on souhaite le plan d’exécution. Seul le plan sélectionné est affichable. Les plans ignorés du fait de leur coût trop important ne sont pas récupérables. Ceci est dû au fait que les plans en question peuvent être abandonnés avant d’avoir été totalement développés si leur coût partiel est déjà supérieur à celui de plans déjà considérés.

2.4.3 Exemple de requête

EXPLAIN SELECT * FROM t1        WHERE c2<10 ORDER BY c1;

Cette requête va récupérer tous les enregistrements de t1 pour lesquels la valeur de la colonne c2 est inférieure à 10. Les enregistrements sont triés par rapport à la colonne c1.

2.4.4 Plan pour cette requête

QUERY PLAN

——————————————————— Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) Sort Key: c1 -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) Filter: (c2 < 10)

L’optimiseur envoie ce plan à l’exécuteur. Ce dernier voit qu’il a une opération de tri à effectuer (nœud Sort ). Pour cela, il a besoin de données que le nœud suivant va lui donner. Il commence donc l’opération de lecture (nœud SeqScan ). Il envoie chaque enregistrement valide au nœud Sort pour que ce dernier les trie. Chaque nœud dispose d’un certain nombre d’informations placées soit sur la même ligne entre des parenthèses, soit sur la ou les lignes du dessous. La différence entre une ligne de nœud et une ligne d’informations est que la ligne de nœud contient une flèche au début ( -> ). Par exemple, le nœud

Sort contient des informations entre des parenthèses et une information supplémentaire sur la ligne suivante indiquant la clé de tri (la colonne c1 ). Par contre, la troisième ligne n’est pas une ligne d’informations du nœud Sort mais un nouveau nœud ( SeqScan ).

2.4.5 Informations sur la ligne nœud

-> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) Filter: (c2 < 10)

• cost : coûts de récupération
  • de la première ligne
  • de toutes les lignes
• rows
  • nombre de lignes en sortie du nœud
• width
  • largeur moyenne d’un enregistrement (octets)

Chaque nœud montre les coûts estimés dans le premier groupe de parenthèses. cost est un couple de deux coûts: la première valeur correspond au coût pour récupérer la première ligne (souvent nul dans le cas d’un parcours séquentiel); la deuxième valeur correspond au coût pour récupérer toutes les lignes (elle dépend essentiellement de la taille de la table lue, mais aussi d’opération de filtrage). rows correspond au nombre de lignes que le planificateur pense récupérer à la sortie de ce nœud. width est la largeur en octets de la ligne.

2.4.6 Informations sur les lignes suivantes

Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) Sort Key: c1 -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) Filter: (c2 < 10)

• Sort
  • Sort Key : clé de tri
• Seq Scan
  • Filter : filtre (si besoin)
• Dépend
  • du type de nœud
  • des options de EXPLAIN
  • des paramètres de configuration
  • de la version de PostgreSQL

Les informations supplémentaires dépendent de beaucoup d’éléments. Elles peuvent différer suivant le type de nœud, les options de la commande EXPLAIN, et certains paramètres de configuration. De même la version de PostgreSQL joue un rôle majeur: les nouvelles versions peuvent apporter des informations supplémentaires pour que le plan soit plus lisible et que l’utilisateur soit mieux informé.

2.4.7 EXPLAIN ( ANALYZE )

EXPLAIN (ANALYZE) /* exécution!! */

SELECT   *   FROM t1  WHERE c2<10    ORDER BY c1;

QUERY PLAN
---------------------------------------------------------------

Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) (actual time=0.493..0.498 rows=9 loops=1) Sort Key: c1 Sort Method: quicksort Memory: 25kB -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) (actual time=0.061..0.469 rows=9 loops=1) Filter: (c2 < 10) Rows Removed by Filter: 991

Planning Time: 0.239 ms
Execution Time: 0.606 ms

Le but de cette option est d’obtenir les informations sur l’exécution réelle de la requête.

Avec ANALYZE, la requête est réellement exécutée! Attention donc aux INSERT / UPDATE / DELETE. N’oubliez pas non plus qu’un SELECT peut appeler des fonctions qui écrivent dans la base. Dans le doute, pensez à englober l’appel dans une transaction que vous annulerez après coup.

Quatre nouvelles informations apparaissent dans un nouveau bloc de parenthèses. Elles sont toutes liées à l’exécution réelle de la requête:

• actual time
• la première valeur correspond à la durée en milliseconde pour récupérer la première ligne ;
• la deuxième valeur est la durée en milliseconde pour récupérer toutes les lignes ;
• rows est le nombre de lignes réellement récupérées;
• loops est le nombre d’exécutions de ce nœud, soit dans le cadre d’une jointure, soit dans le cadre d’une requête parallélisée.

Multiplier la durée par le nombre de boucles pour obtenir la durée réelle d’exécution du nœud!

L’intérêt de cette option est donc de trouver l’opération qui prend du temps dans l’exécution de la requête, mais aussi de voir les différences entre les estimations et la réalité (notamment au niveau du nombre de lignes).

2.4.8 EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS)

EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS)

SELECT   *   FROM t1   WHERE c2<10          ORDER BY c1;

QUERY PLAN

——————————————————— Sort (cost=17.64..17.67 rows=9 width=8) (actual time=0.126..0.127 rows=9 loops=1) Sort Key: c1 Sort Method: quicksort Memory: 25kB

Buffers: shared hit=3 read=5

-> Seq Scan on t1 (cost=0.00..17.50 rows=9 width=8) (actual time=0.017..0.106 rows=9 loops=1) Filter: (c2 < 10) Rows Removed by Filter: 991

Buffers: shared read=5

• Par défaut depuis PostgreSQL 18

L’option BUFFERS fait apparaître le nombre de blocs (buffers) impactés par chaque nœud du plan

d’exécution, en lecture comme en écriture. Depuis PostgreSQL 18, BUFFERS est activé par défaut.

Il est conseillé de l’activer systématiquement. La quantité de blocs manipulés par une requête est parfois surprenante, et souvent la cause d’une mauvaise performance.

Dans l’exemple, shared read=5 signifie que 5 blocs ont été trouvés et lus hors du cache de PostgreSQL (shared buffers). 5 blocs est justement la taille de t1. Ils peuvent venir du cache de l’OS ou être lus sur le disque, ce n’est pas directement visible. Un peu plus haut, shared hit=3 read=5 indique que 3 blocs ont été lus dans ce cache, et 5 autres toujours hors du cache. Les valeurs exactes dépendent donc de l’état du cache. Si on relance la requête, pour une telle petite table, les relectures se feront uniquement en shared hit.

BUFFERS compte aussi les blocs de fichiers ou tables temporaires ( temp ou local ), ou les blocs écrits sur disque ( written ).

EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS) n’affiche que des données réelles, pas des estimations.

Sans ANALYZE, EXPLAIN (BUFFERS) ne montre que les blocs utilisés par la planification, plutôt que ceux accédés à l’exécution. Ces blocs sont surtout des appels aux tables systèmes. Ils disparaissent souvent quand on appelle la requête une deuxième fois, ou plus, dans la même session, car celle-ci conserve des informations dans son propre cache.

2.4.9 EXPLAIN (ANALYZE, WAL)

EXPLAIN (ANALYZE, WAL)

INSERT INTO t1 SELECT i, i FROM generate_series(1,1000) i ;

QUERY PLAN

---------------------------------------------------- Insert on t1 (cost=0.00..10.00 rows=0 width=0) (actual
time=1.989..1.989 rows=0.00 loops=1)

Buffers: shared hit=3013 read=1 dirtied=14 written=7

WAL: records=2013 fpi=7 bytes=168527 -> Function Scan on generate_series i (cost=0.00..10.00 rows=1000
width=8) (actual time=0.052..0.205 rows=1000.00 loops=1)

Planning Time: 0.039 ms
Execution Time: 2.011 ms

L’option WAL permet d’obtenir le nombre d’enregistrements et le nombre d’octets écrits dans les journaux de transactions. (Rappelons que les écritures dans les fichiers de données se font généralement plus tard, en arrière-plan.)

Elle est désactivée par défaut et ne fonctionne que pour une exécution (donc avec l’option ANALYZE ). Il est conseillé de l’activer systématiquement, même pour les SELECT.

Des requêtes en lecture affichent parfois une ligne WAL:. Ce n’est pas anormal. En effet, une partie de la maintenance des lignes s’effectue « en passant » lors de lectures.

2.4.10 EXPLAIN (ANALYZE, SERIALIZE)

EXPLAIN (ANALYZE,VERBOSE,BUFFERS,SERIALIZE)

SELECT * FROM demotoast ;

QUERY PLAN

----------------------------------------------------------------------- Seq Scan on public.demotoast (cost=0.00..177.00 rows=1000 width=1196)
(actual time=0.012..0.182 rows=1000 loops=1) Output: i, t, png, j

Buffers: shared hit=167

Query Identifier: 698565989149231362

Planning Time: 0.055 ms

Serialization: time=397.480 ms output=307084kB format=text

Buffers: shared hit=14500
Execution Time: 397.776 ms

• PostgreSQL 17

Cette option, apparue avec PostgreSQL 17, force la « sérialisation » du résultat de la requête, et met ainsi en évidence sa participation dans le temps d’exécution total de la requête et la volumétrie de données à transférer. Sans cette option, EXPLAIN (ANALYZE) ne lit pas forcément toutes les données retournées, et affiche parfois un résultat plus optimiste que les requêtes réelles. L’exemple montre l’impact de la lecture (pas forcément voulue) de la partie TOAST de la table, où sont relégués les gros champs textes ou binaires, à cause du SELECT *. Le coût réseau n’est toutefois pas inclus.

2.4.11 EXPLAIN ( GENERIC_PLAN )

Quel plan générique pour les requêtes préparées? EXPLAIN (GENERIC_PLAN)

SELECT * FROM t1 WHERE c1 < $1 ;

• PostgreSQL 16

L’option GENERIC_PLAN n’est malheureusement pas disponible avant PostgreSQL 16. Elle est pourtant très pratique quand on cherche le plan d’une requête préparée sans connaître ses paramètres, ou pour savoir quel est le plan générique que prévoit PostgreSQL pour une requête préparée.

En effet, les plans des requêtes préparées ne sont pas forcément recalculés à chaque appel avec les paramètres exacts (le système est assez complexe et dépend du paramètre plan_cache_mode ). La requête ne peut être exécutée sans vraie valeur de paramètre, donc l’option ANALYZE est inutilisable, mais en activant GENERIC_PLAN on peut tout de même voir le plan générique que PostgreSQL peut choisir ( SUMMARY ON affiche en plus le temps de planification):

EXPLAIN (GENERIC_PLAN, SUMMARY ON)
SELECT * FROM t1 WHERE c1 < $1 ;

QUERY PLAN
-----------------------------------------------------------------------

Index Scan using t1_c1_idx on t1 (cost=0.15..14.98 rows=333 width=8) Index Cond: (c1 < $1)

Planning Time: 0.195 ms

C’est effectivement le plan qui serait optimal pour $1 =1. Mais pour la valeur 1000, qui ramène toute la table, un Seq Scan serait plus pertinent.

2.4.12 EXPLAIN (SETTINGS)

SET enable_seqscan TO off ;
SET work_mem TO '100MB';

EXPLAIN (SETTINGS)

SELECT   *   FROM t1        WHERE c2<10      ORDER BY c1;

QUERY PLAN
---------------------------------------------------------------

Index Scan using t1_c1_idx on t1 (cost=0.28..57.77 rows=9 width=8) Filter: (c2 < 10)

Settings: enable_seqscan = 'off', work_mem = '100MB'

RESET ALL;

Désactivée par défaut, l’option SETTINGS permet d’obtenir la liste des paramètres influant sur la planification et qui ne sont pas à leur valeur par défaut pour la session ou la requête en cours. Il est conseillé de l’activer systématiquement. Elle est pratique quand il faut transmettre le plan à un collègue ou un prestataire qui n’a pas forcément accès à la machine et à sa configuration.

2.4.13 Autres options

• VERBOSE
  • affichage verbeux : schémas, colonnes, workers : conseillé
• MEMORY
  • mémoire utilisée pour le plan (v17)
• COSTS OFF
  • masquer les coûts
• TIMING OFF
  • désactiver le chronométrage & des informations vues/calculées par l’optimiseur
  • SUMMARY
• affichage du temps de planification et exécution (si applicable)
  • FORMAT
• sortie en texte, JSON, XML, YAML

Ces options sont moins utilisées, mais certaines restent intéressantes dans des cas précis. Option VERBOSE N’hésitez pas à utiliser l’option VERBOSE pour afficher des informations supplémentaires comme:

• la liste des colonnes en sortie ;
  • le nom des objets qualifiés par le nom du schéma ;
  • des statistiques sur les workers (pour les requêtes parallélisées);
  • le code SQL envoyé à un serveur distant (pour les tables distantes avec postgres_fdw notamment).

Dans l’exemple suivant, le nom du schéma est ajouté au nom de la table. La nouvelle ligne Output indique la liste des colonnes de l’ensemble de données en sortie du nœud.

EXPLAIN (VERBOSE) SELECT * FROM t1 WHERE c2<10 ORDER BY c1 ;

QUERY PLAN

—————————————————————- Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) Output: c1, c2 Sort Key: t1.c1 -> Seq Scan on public.t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) Output: c1, c2 Filter: (t1.c2 < 10)

Option MEMORY À partir de PostgreSQL 17, cette option affiche la mémoire consommée par le planificateur. Ce n’est utile que pour les requêtes compliquées. Cet exemple montre que même pour une requête très basique, un peu de mémoire est utilisée uniquement pour la planification:

EXPLAIN (MEMORY) SELECT relname FROM pg_class ;

QUERY PLAN

———————————————————— Seq Scan on pg_class (cost=0.00..27.27 rows=527 width=64) Planning: Memory: used=9kB allocated=16kB

Option COSTS Cette option est activée par défaut. Il peut être intéressant de la désactiver pour n’avoir que le plan.

EXPLAIN (COSTS OFF) SELECT * FROM t1 WHERE c2<10 ORDER BY c1 ;

QUERY PLAN

————————— Sort Sort Key: c1 -> Seq Scan on t1 Filter: (c2 < 10)

Option TIMING Cette option est activée par défaut. Il peut être intéressant de le désactiver sur les systèmes où le chronométrage prend beaucoup de temps et allonge inutilement la durée d’exécution de la requête. Mais de ce fait, le résultat devient beaucoup moins intéressant.

EXPLAIN (ANALYZE, TIMING OFF) SELECT * FROM t1 WHERE c2<10 ORDER BY c1 ;

QUERY PLAN

——————————————————————————— Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) (actual rows=9 loops=1) Sort Key: c1 Sort Method: quicksort Memory: 25kB -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) (actual rows=9 loops=1) Filter: (c2 < 10) Rows Removed by Filter: 991

Planning Time: 0.155 ms
Execution Time: 0.381 ms

Option SUMMARY Elle permet d’afficher ou non le résumé final indiquant la durée de la planification et de l’exécution. Un EXPLAIN simple n’affiche pas le résumé par défaut (la durée de planification est pourtant parfois importante). Par contre, un EXPLAIN ANALYZE l’affiche par défaut.

EXPLAIN (SUMMARY ON) SELECT * FROM t1 WHERE c2<10 ORDER BY c1;

QUERY PLAN

——————————————————— Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) Sort Key: c1 -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) Filter: (c2 < 10)

Planning Time: 0.185 ms

EXPLAIN (ANALYZE, SUMMARY OFF) SELECT * FROM t1 WHERE c2<10 ORDER BY c1;

QUERY PLAN

——————————————————— Sort (cost=21.64..21.67 rows=9 width=8) (actual time=0.343..0.346 rows=9 loops=1) Sort Key: c1 Sort Method: quicksort Memory: 25kB -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..21.50 rows=9 width=8) (actual time=0.031..0.331 rows=9 loops=1) Filter: (c2 < 10) Rows Removed by Filter: 991

Option FORMAT L’option FORMAT permet de préciser le format du texte en sortie. Par défaut, il s’agit du format texte habituel, mais il est possible de choisir un format semi-structuré parmi JSON, XML et YAML. Les formats semi-structurés sont utilisés principalement par des outils d’analyse comme explain.dalibo.com 1, car le contenu est plus facile à analyser, et même un peu plus complet. Voici ce que donne la commande EXPLAIN avec le format JSON:

psql -X -AtX \
-c 'EXPLAIN (FORMAT JSON) SELECT * FROM t1 WHERE c2<10 ORDER BY c1' | jq '.[]'

{ “Plan”: { “Node Type”: “Sort”, “Parallel Aware”: false, “Async Capable”: false, “Startup Cost”: 34.38, “Total Cost”: 34.42, “Plan Rows”: 18, “Plan Width”: 8, “Sort Key”: [ “c1” ], “Plans”: [ { “Node Type”: “Seq Scan”, “Parent Relationship”: “Outer”, “Parallel Aware”: false, “Async Capable”: false, “Relation Name”: “t1”, “Alias”: “t1”, “Startup Cost”: 0, “Total Cost”: 34, “Plan Rows”: 18, “Plan Width”: 8, “Filter”: “(c2 < 10)” } ] } }

Options personnalisées La version 18 permet l’ajout d’options personnalisées par l’intermédiaire d’extensions. 1 https://explain.dalibo.com/

La version 18 propose une extension d’exemple, appelée pg_overexplain qui ajoute deux options à EXPLAIN: DEBUG et RANGE_TABLE.

D’autres options pourraient voir le jour, suivant l’imagination des développeurs et les besoins des DBA.

2.4.14 Paramètre track_io_timing

SET track_io_timing TO on;

EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS)

SELECT   *   FROM t1   WHERE c2<10           ORDER BY c1 ;

QUERY PLAN

--------------------------------------------------------- Sort (cost=52.14..52.21 rows=27 width=8) (actual time=1.359..1.366
rows=27 loops=1) …

Buffers: shared hit=3 read=14

I/O Timings: read=0.388 -> Seq Scan on t1 (cost=0.00..51.50 rows=27 width=8) (actual
time=0.086..1.233 rows=27 loops=1) Filter: (c2 < 10) Rows Removed by Filter: 2973

Buffers: shared read=14

I/O Timings: read=0.388 Planning:

Buffers: shared hit=43 read=14

I/O Timings: read=0.469 …

• Tester la machine avec pg_test_timing

La configuration du paramètre track_io_timing permet de demander le chronométrage des opérations d’entrée/sortie disque. Sur ce plan, nous pouvons voir que 14 blocs ont été lus en dehors du cache de PostgreSQL et que cela a pris 0,388 ms pour les lire (ils étaient certainement dans le cache du système d’exploitation).

Cette information permet de voir si le temps d’exécution de la requête est dépensé surtout dans la demande de blocs au système d’exploitation (donc hors du cache de PostgreSQL) ou dans l’exécution même de la requête (donc interne à PostgreSQL).

Avant d’activer track_io_timing, vérifiez les capacités de la machine avec l’outil pg_test_timing.

pg_test_timing 2 est livré avec PostgreSQL et mesure les performances de l’horloge système. Si le temps de mesure renvoyé sur la deuxième ligne n’est que de quelques dizaines de nanosecondes, la machine est suffisamment rapide pour que track_io_timing renvoie des résultats précis et sans ralentir la requête. C’est le cas sur presque toutes les machines et systèmes d’exploitation actuels, mais il y a parfois des surprises, par exemple dans certaines machines virtuelles ou selon la source de l’horloge système. Sinon, éviter d’activer track_io_timing sur un serveur de production. Sur une machine de test ou de formation, ce n’est pas un problème.

2.4.15 Détecter les problèmes

• Temps d’exécution de chaque opération
• Différence entre l’estimation du nombre de lignes et la réalité
• Boucles
  • appels, même rapides, nombreux
• Opérations utilisant beaucoup de blocs ( BUFFERS )
• Opérations lentes de lecture/écriture ( track_io_timing )

Lorsqu’une requête s’exécute lentement, cela peut être un problème dans le plan. La sortie de EXPLAIN peut apporter quelques informations qu’il faut savoir décoder.

Par exemple, une différence importante entre le nombre estimé de lignes et le nombre réel de lignes laisse un doute sur les statistiques présentes. Soit elles n’ont pas été réactualisées récemment, soit l’échantillon n’est pas suffisamment important pour que les statistiques donnent une vue proche du réel du contenu de la table. Les boucles sont à surveiller. Par exemple, un accès à une ligne par un index est généralement très rapide, mais répété des millions de fois à cause d’une boucle, le total est parfois plus long qu’une lecture complète de la table indexée. C’est notamment l’enjeu du réglage entre seq_page_cost et random_page_cost.

L’option BUFFERS d’ EXPLAIN permet également de mettre en valeur les opérations d’entrées/sorties lourdes. Cette option affiche notamment le nombre de blocs lus en/hors du cache de PostgreSQL. Sachant qu’un bloc fait généralement 8 kilo-octets, il est aisé de déterminer le volume de données manipulé par une requête.

2 https://docs.postgresql.fr/current/pgtesttiming.html

2.5 NŒUDS D’EXÉCUTION LES PLUS COURANTS (INTRODUCTION)

• Parcours
• Jointures
• Agrégats
• Tri

Nous n’allons pas détailler tous les nœuds existants, mais évoquer simplement les plus importants. Une analyse plus poussée des nœuds et une référence complète sont disponibles dans les modules J2 3 et J6 4.

2.5.1 Parcours

• Table
  • Seq Scan, Parallel Seq Scan
• Index
  • Index Scan, Bitmap Scan, Index Only Scan
  • et les variantes parallélisées
• Autres
  • Function Scan, Values Scan

Plusieurs types d’objets peuvent être parcourus. Pour chacun, l’optimiseur peut choisir entre plusieurs types de parcours. Les tables passent par un Seq Scan qui est une lecture simple de la table, bloc par bloc, ligne par ligne. Ce parcours peut filtrer les données mais ne les triera pas. Une variante parallélisée existe sous le nom de Parallel Seq Scan. Les index disposent de plusieurs parcours, principalement suivant la quantité d’enregistrements à récupérer:

• Index Scan quand il y a très peu d’enregistrements à récupérer;
  • Bitmap Scan quand il y en a un peu plus ou quand on veut lire plusieurs index d’une même table pour satisfaire plusieurs conditions de filtre;
  • Index Only Scan quand les champs de la requête correspondent aux colonnes de l’index (ce qui permet d’éviter la lecture de tout ou partie de la table).

Ces différents parcours sont parallélisables. Ils ont dans ce cas le mot Parallel ajouté en début du nom du nœud. 3 https://dali.bo/j2_html 4 https://dali.bo/j6_html

Enfin, il existe des parcours moins fréquents, comme les parcours de fonction (Function Scan) ou de valeurs (Values Scan).

2.5.2 Jointures

• Algorithmes
  • Nested Loop
  • Hash Join
  • Merge Join
• Parallélisation possible
• Pour EXISTS , IN et certaines jointures externes
  • Semi Join
  • Anti Join

Trois nœuds existent pour les jointures. Le Nested Loop est utilisé pour toutes les conditions de jointure n’utilisant pas l’opérateur d’égalité. Il est aussi utilisé quand un des deux ensembles de données renvoie très peu de données. Le Hash Join est certainement le nœud le plus commun. Il est utilisé un peu dans tous les cas, sauf si les deux ensembles de données arrivent déjà triés. Dans ce cas, il est préférable de passer par un Merge Join qui réclame deux ensembles de données déjà triés. Les Semi Join et Anti Join sont utilisés dans des cas très particuliers et peu fréquents.

2.5.3 Agrégats

• Un résultat au total
  • Aggregate
• Un résultat par regroupement
  • Hash Aggregate
  • Group Aggregate
  • Mixed Aggregate
• Parallélisation
  • Partial Aggregate
  • Finalize Aggregate

De même il existe plusieurs algorithmes d’agrégation qui s’occupent des sommes, des moyennes, des regroupements divers, etc. Ils sont souvent parallélisables.

2.5.4 Opérations unitaires

• Sort
• Incremental Sort
• Limit
• Unique ( DISTINCT )
• Append ( UNION ALL ), Except, Intersect
• Gather (parallélisme)
• Memoize

Un grand nombre de petites opérations ont leur propre nœud, comme le tri avec Sort et Incremental Sort, la limite de lignes ( LIMIT ) avec Limit, la clause DISTINCT avec Unique), etc. Elles prennent généralement un ensemble de données et renvoient un autre ensemble de données issu du traitement du premier. Le groupe des nœuds Append, Except et Intersect ne se comporte pas ainsi. Notamment, Append est le seul nœud à prendre potentiellement plus de deux ensembles de données en entrée. Le nœud Memoize est un cache de résultat qui permet d’optimiser les performances d’autres nœuds en mémorisant des données qui risquent d’être accédées plusieurs fois de suite. Pour le moment, ce nœud n’est utilisable que pour les données de l’ensemble interne d’un Nested Loop.

2.6 OUTILS GRAPHIQUES

• pgAdmin
• explain.depesz.com
• explain.dalibo.com

L’analyse de plans complexes devient très vite fastidieuse. Nous n’avons vu ici que des plans d’une dizaine de lignes au maximum, mais les plans de requêtes réellement problématiques peuvent faire plusieurs centaines, voire milliers de lignes. L’analyse manuelle devient impossible. Des outils ont été créés pour mieux visualiser les parties intéressantes des plans.

2.6.1 pgAdmin

• Vision graphique d’un EXPLAIN
• Une icône par nœud
• La taille des flèches dépend de la quantité de données
• Le détail de chaque nœud est affiché en survolant les nœuds

pgAdmin propose depuis très longtemps un affichage graphique de l’ EXPLAIN. Cet affichage est intéressant car il montre simplement l’ordre dans lequel les opérations sont effectuées. Chaque nœud est représenté par une icône. Les flèches entre chaque nœud indiquent où sont envoyés les flux de données, la taille de la flèche précisant la volumétrie des données.

Les statistiques ne sont affichées qu’en survolant les nœuds.

2.6.2 pgAdmin - copie d’écran

Voici un exemple d’un EXPLAIN graphique réalisé par pgAdmin 4. En cliquant sur un nœud, un message affiche les informations statistiques sur le nœud.

2.6.3 explain.depesz.com

• Site web avec affichage amélioré du EXPLAIN ANALYZE
  • Lignes colorées pour indiquer les problèmes
  • Installable en local

Hubert Lubaczewski est un contributeur très connu dans la communauté PostgreSQL. Il publie notamment un grand nombre d’articles sur les nouveautés des prochaines versions. Cependant, il est aussi connu pour avoir créé un site web d’analyse des plans d’exécution, explain.depesz.com 5. Il suffit d’aller sur ce site, de coller le résultat d’un EXPLAIN ANALYZE, et le site affichera le plan d’exécution avec des codes couleurs pour bien distinguer les nœuds performants des autres. Le code couleur est simple: blanc indique que tout va bien, jaune est inquiétant, marron est plus inquiétant, et rouge très inquiétant. Plutôt que d’utiliser le service web, il est possible d’installer ce site en local:

• le module explain en Perl 6

5 https://explain.depesz.com/ 6 https://gitlab.com/depesz/Pg--Explain

• la partie site web 7

2.6.4 explain.depesz.com - exemple

Cet exemple montre l’affichage d’un plan sur le site explain.depesz.com 8. Voici la signification des différentes colonnes:

• Exclusive : durée passée exclusivement sur un nœud ;
• Inclusive : durée passée sur un nœud et ses fils ;
• Rows x : facteur d’échelle de l’erreur d’estimation du nombre de lignes ;
• Rows : nombre de lignes renvoyées ;
• Loops : nombre de boucles.

Sur une exécution de 600 ms, un tiers est passé à lire la table avec un parcours séquentiel.

2.6.5 explain.dalibo.com

• Reprise de pev d’Alex Tatiyants, par Pierre Giraud (Dalibo)
• Page web avec affichage graphique d’un EXPLAIN [ANALYZE]
• Repérage des nœuds longs, lourds…
• Affichage flexible
• explain.dalibo.com
• Installable en local

7 https://gitlab.com/depesz/explain.depesz.com 8 https://explain.depesz.com/

À l’origine, pev (PostgreSQL Explain Visualizer) est un outil libre 9 offrant un affichage graphique du plan d’exécution et pointant le nœud le plus coûteux, le plus long, le plus volumineux, etc. Utilisable en ligne 10, il n’est hélas plus maintenu depuis plusieurs années. explain.dalibo.com 11 en est un fork, très étendu et activement maintenu par Pierre Giraud de Dalibo. Les plans au format texte comme JSON sont acceptés. Les versions récentes de PostgreSQL sont supportées, avec leurs spécificités: nouvelles options d’ EXPLAIN, nouveaux types de nœuds… Tout se passe en ligne. Les plans peuvent être partagés, et protégés par un mot de passe. Si vous ne souhaitez pas qu’ils soient stockés chez Dalibo, utilisez la version locale de pev2 12, qui s’exécute uniquement dans votre navigateur, ou installez chez vous une instance de l’application web complète 13. Le code 14 est sous licence PostgreSQL. Techniquement, c’est un composant VueJS qui peut être intégré à vos propres outils.

2.6.6 explain.dalibo.com - exemple

https://explain.dalibo.com/plan/692dd6g5g0de31ag#plan/node/5

explain.dalibo.com permet de repérer d’un coup d’œil les parties les plus longues du plan, celles utilisant le plus de lignes, les écarts d’estimation, les dérives du temps de planification… Les nœuds 9 https://github.com/AlexTatiyants/pev 10 https://tatiyants.com/pev/#/plans 11 https://explain.dalibo.com/ 12 https://www.github.com/dalibo/pev2/releases/latest/download/pev2.html 13 https://github.com/dalibo/explain.dalibo.com 14 https://github.com/dalibo/pev2

peuvent être repliés. Plusieurs modes d’affichage sont disponibles. Un grand nombre de plans d’exemple sont disponibles sur le site (bouton Sample Plans). L’exemple ci-dessus pointe un plan, et même un nœud précis.

2.7 CONCLUSION

• Un optimiseur très avancé
• Ne vous croyez pas plus malin que lui
• Mais il est important de savoir comment il fonctionne

Cette introduction à l’optimiseur de PostgreSQL permet de comprendre comment il fonctionne et sur quoi il se base. Cela permet de pointer certains des problèmes. C’est aussi un prérequis indispensable pour voir plus tard l’intérêt des différents index et nœuds d’exécution de PostgreSQL.

2.7.1 Questions

EXPLAIN (VERBOSE)

SELECT * FROM questions ;

2.8 QUIZ

https://dali.bo/j0_quiz

2.9 TRAVAUX PRATIQUES

La version en ligne des solutions de ces TP est disponible sur https://dali.bo/j0_solutions. Tous les TP se basent sur la configuration par défaut de PostgreSQL, sauf précision contraire.

2.9.1 Manipuler explain

But: Première manipulation d’EXPLAIN

Si vous ne l’avez pas déjà, créer une base machines et y générer les données comme indiqué ci-dessous. L’exécution peut durer une minute ou deux suivant la machine.

curl -kL https://dali.bo/tp_machines_donnees -o machines_donnees.sql
createdb machines
psql machines < machines_donnees.sql

La base machines contiendra alors deux tables:

• machines est une liste de machines ;
• donnees contient des données horodatées de quelques capteurs de ces machines, entre janvier et août 2023.

Nettoyage et mise à jour des statistiques:

VACUUM ANALYZE machines,donnees;

Quelles sont les tailles des tables?

Pour simplifier certains plans, désactivons le parallélisme et la compilation à la volée:

SET max_parallel_workers_per_gather TO 0 ;
SET jit TO off ;

Requêtes sur les périodes:

Quel est le plan prévu pour récupérer les données du 31 janvier dans la table donnees?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage = '2023-01-31'::date ;

Quel est le plan prévu pour récupérer les données du mois de janvier dans la table donnees?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage BETWEEN '2023-01-01'::date AND '2023-01-31'::date ;

Quel est le plan prévu pour cette variante de la requête sur janvier?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE to_char (horodatage, 'YYYYMM') = '202301';

Pourquoi est-il différent? Comparer avec le précédant en utilisant EXPLAIN ANALYZE.

Quel est le plan pour la même requête, cette fois sur deux mois?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage BETWEEN '2023-03-01'::date AND '2023-04-30'::date;

Relancer avec EXPLAIN (ANALYZE).

Jointure:

Quel est le plan prévu pour cette jointure sur toutes les données d’une machine?

EXPLAIN

SELECT *

FROM donnees INNER JOIN machines USING (id_machine)
WHERE machines.code = 'E4DA3B' AND type = 5;

Quel est le plan prévu pour la requête suivante, qui récupère toutes les données d’après juillet pour un type de machines donné? Quelles en sont les 3 étapes?

EXPLAIN

SELECT description, horodatage, valeur1

FROM donnees INNER JOIN machines USING (id_machine)
WHERE machines.type = 1

AND donnees.horodatage > ‘2023-07-01’;

2.9.2 Manipuler explain (base magasin)

But: Manipuler explain.

• Créer une base de données nommée magasin .

• Importer le jeu de données d’exemple :

Si vous ne l’avez pas déjà, la base magasin (dump de 96 Mo, pour 667 Mo sur le disque au final) peut être téléchargée et restaurée comme suit dans une nouvelle base magasin:

createdb magasin
curl -kL https://dali.bo/tp_magasin -o /tmp/magasin.dump
pg_restore -d magasin /tmp/magasin.dump
# le message sur public préexistant est normal

rm – /tmp/magasin.dump

Les données sont dans deux schémas, magasin et facturation. Penser au search_path. Pour ce TP, figer les paramètres suivants:

SET max_parallel_workers_per_gather to 0;
SET seq_page_cost TO 1 ;
SET random_page_cost TO 4 ;

• Le schéma à utiliser se nomme également magasin .

• Consulter les tables.

• Lancer un ANALYZE sur la base.

Le but est de chercher une personne nommée Moris Russel dans la table contacts par les champs prenom et nom.

• Quel est le plan qu’utilisera PostgreSQL pour le trouver?

• À combien de résultats le planificateur s’attend-il?

• Afficher le résultat.

• Quel est le plan réellement exécuté?

• Rechercher la même personne par son contact_id .

• Quel est le plan?

• La requête suivante recherche tous les fournisseurs résidents d’Hollywood.

SELECT c.nom, c.prenom FROM contacts c

INNER JOIN fournisseurs f

ON (f.contact_id = c.contact_id)
WHERE c.ville = 'Hollywood' ;

• Quel est le plan prévu?
• Que donne-t-il à l’exécution?

2.10 TRAVAUX PRATIQUES (SOLUTIONS)

2.10.1 Manipuler explain

Si vous ne l’avez pas déjà, créer une base machines et y générer les données comme indiqué ci-dessous. L’exécution peut durer une minute ou deux suivant la machine.

curl -kL https://dali.bo/tp_machines_donnees -o machines_donnees.sql
createdb machines
psql machines < machines_donnees.sql

La base machines contiendra alors deux tables:

• machines est une liste de machines ;
• donnees contient des données horodatées de quelques capteurs de ces machines, entre janvier et août 2023.

Nettoyage et mise à jour des statistiques:

VACUUM ANALYZE machines,donnees;

Cette opération est à faire systématiquement sur des tables récentes, ou au moindre doute. L’autovacuum n’est parfois pas assez rapide pour effectuer ces opérations.

Quelles sont les tailles des tables?

Sous psql:

=# \dt+
Liste des relations

Quant aux nombres de lignes:

SELECT count (*) FROM machines ;

count ——- 1000

SELECT count (*) FROM donnees ;

count ——— 4950225

Tout plan d’exécution dépend de la configuration de PostgreSQL. Sauf précision contraire, nous partons toujours de la configuration par défaut.

Pour simplifier certains plans, désactivons le parallélisme et la compilation à la volée:

SET max_parallel_workers_per_gather TO 0 ;
SET jit TO off ;

Requêtes sur les périodes:

Quel est le plan prévu pour récupérer les données du 31 janvier dans la table donnees?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage = '2023-01-31'::date ;

Le plan prévu est:

QUERY PLAN

——————————————————————————- Index Scan using donnees_horodatage_idx on donnees (cost=0.43..8.64 rows=12 width=30) Index Cond: (horodatage = ‘2023-01-31’::date)

Il existe un index sur le critère, il est naturel qu’il soit utilisé.

Quel est le plan prévu pour récupérer les données du mois de janvier dans la table donnees?

EXPLAIN

SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage BETWEEN '2023-01-01'::date AND '2023-01-31'::date ;

Le plan prévu est le même, au critère près:

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Index Scan using donnees_horodatage_idx on donnees (cost=0.43..934.33 rows=28745
width=30) Index Cond: ((horodatage >= '2023-01-01'::date) AND (horodatage <=
'2023-01-31'::date))

Noter la réécriture du BETWEEN sous forme d’inégalités.

Quel est le plan prévu pour cette variante de la requête sur janvier?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE to_char (horodatage, 'YYYYMM') = '202301';

Pourquoi est-il différent? Comparer avec le précédant en utilisant EXPLAIN ANALYZE.

Le plan cette fois est un parcours de table. L’index est ignoré, toute la table est lue:

QUERY PLAN

—————————————————————— Seq Scan on donnees (cost=0.00..110652.96 rows=24751 width=30) Filter: (to_char(horodatage, ‘YYYYMM’::text) = ‘202301’::text)

Si le parallélisme est activé, il existe une variante parallélisée de ce plan:

QUERY PLAN

——————————————————————————- Gather (cost=1000.00..70813.25 rows=24751 width=30) Workers Planned: 2 -> Parallel Seq Scan on donnees (cost=0.00..67338.15 rows=10313 width=30) Filter: (to_char(horodatage, ‘YYYYMM’::text) = ‘202301’::text)

La raison du changement de plan est le changement du critère. C’est évident pour un humain, mais PostgreSQL ne fait pas l’équivalence entre les deux formulations du critère sur le mois de janvier. Or il n’y a pas d’index sur la fonction to_char(horodatage, ‘YYYYMM’) (il serait possible d’en créer un). Si l’on compare les deux plans en les exécutant réellement, avec EXPLAIN (ANALYZE), on obtient pour la variante avec BETWEEN:

EXPLAIN (ANALYZE,BUFFERS)

SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage BETWEEN '2023-01-01'::date AND '2023-01-31'::date ;

QUERY PLAN

Index Scan using donnees_horodatage_idx on donnees (cost=0.43..934.33 rows=28745
width=30) (actual time=0.234..26.853 rows=19600.00 loops=1) Index Cond: ((horodatage >= '2023-01-01'::date) AND (horodatage <=
'2023-01-31'::date)) Index Searches: 1

Buffers: shared hit=6 read=191

Planning:

Buffers: shared hit=8
Planning Time: 0.292 ms
Execution Time: 44.079 ms

et pour la variante avec to_char:

EXPLAIN (ANALYZE,BUFFERS)

SELECT * FROM donnees
WHERE to_char (horodatage, 'YYYYMM') = '202301';

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Seq Scan on donnees (cost=0.00..110652.96 rows=24751 width=30) (actual
time=0.323..4391.222 rows=19600.00 loops=1) Filter: (to_char(horodatage, 'YYYYMM'::text) = '202301'::text) Rows Removed by Filter: 4930625

Buffers: shared hit=145 read=36254
Planning Time: 0.167 ms
Execution Time: 4406.425 ms

La dernière ligne indique 44 ms pour la variante avec BETWEEN contre 4,4 s pour la variante avec to_char: l’utilisation de l’index est nettement plus intéressante que le parcours complet de la table. Le plan indique aussi que beaucoup plus de blocs (buffers) ont été lus.

Quel est le plan pour la même requête, cette fois sur deux mois?

EXPLAIN
SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage BETWEEN '2023-03-01'::date AND '2023-04-30'::date;

Relancer avec EXPLAIN (ANALYZE).

On s’attend au même plan que pour la recherche sur janvier, mais PostgreSQL prévoit cette fois un parcours complet:

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Seq Scan on donnees (cost=0.00..110652.96 rows=4187102 width=30) Filter: ((horodatage >= '2023-03-01'::date) AND (horodatage <=
'2023-04-30'::date))

En effet, il y a beaucoup plus de lignes à récupérer sur mars-avril qu’en janvier. La mention rows indique l’estimation des lignes ramenées et indique 4,2 millions de lignes sur les 4,9 de la table! Le plus efficace est donc de lire directement la table. Les statistiques permettent donc à PostgreSQL de changer de stratégie suivant les volumétries attendues.

Une exécution réelle indique que cette estimation est bonne, et dure logiquement à peu près aussi longtemps que le parcours complet ci-dessus: EXPLAIN (ANALYZE)

SELECT * FROM donnees
WHERE horodatage BETWEEN '2023-03-01'::date AND '2023-04-30'::date ;

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Seq Scan on donnees (cost=0.00..110652.96 rows=4187102 width=30) (actual
time=119.337..5087.984 rows=4182160.00 loops=1) Filter: ((horodatage >= '2023-03-01'::date) AND (horodatage <=
'2023-04-30'::date)) Rows Removed by Filter: 768065

Buffers: shared hit=239 read=36160
Planning Time: 0.246 ms
Execution Time: 8343.413 ms

Jointure: Quel est le plan prévu pour cette jointure sur toutes les données d’une machine?

EXPLAIN

SELECT *

FROM donnees INNER JOIN machines USING (id_machine)
WHERE machines.code = 'E4DA3B' AND type = 5;

Le plan est:

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Nested Loop (cost=0.71..5038.34 rows=4950 width=75) -> Index Scan using machines_type_code_key on machines (cost=0.28..8.29 rows=1
width=49) Index Cond: ((type = 5) AND ((code)::text = 'E4DA3B'::text)) -> Index Scan using donnees_id_machine_idx on donnees (cost=0.43..4130.00
rows=90005 width=30) Index Cond: (id_machine = machines.id_machine)

Il s’agit:

• d’un accès à machines par l’index sur machines (type, code) (cet index marque l’unicité);
• suivi d’un accès à donnees , toujours par l’index sur le champ indexé id_machine .

Quel est le plan prévu pour la requête suivante, qui récupère toutes les données d’après juillet pour un type de machines donné? Quelles en sont les 3 étapes?

EXPLAIN

SELECT description, horodatage, valeur1

FROM donnees INNER JOIN machines USING (id_machine)
WHERE machines.type = 1

AND donnees.horodatage > ‘2023-07-01’;

QUERY PLAN

Hash Join (cost=30.67..6806.96 rows=112647 width=47) Hash Cond: (donnees.id_machine = machines.id_machine) -> Index Scan using donnees_horodatage_idx on donnees (cost=0.43..6225.79
rows=208992 width=16) Index Cond: (horodatage > '2023-07-01 00:00:00+02'::timestamp with time zone) -> Hash (cost=23.50..23.50 rows=539 width=39) -> Seq Scan on machines (cost=0.00..23.50 rows=539 width=39) Filter: (type = 1)

Il s’agit ici d’une jointure en hash join, courante dans les jointures brassant beaucoup de lignes. PostgreSQL commence par un parcours complet de machines ( type = 1 concerne la plupart des machines ). Puis il crée une « table de hachage » à partir des id_machine des lignes résultantes. Il parcoure donnees en se basant sur l’index sur la date. Les lignes résultantes seront comparées au contenu de la table de hachage pour savoir s’il faut garder les valeurs.

2.10.2 Manipuler explain (base magasin)

• Créer une base de données nommée magasin .

Si l’on est connecté à la base, en tant que superutilisateur postgres:

CREATE DATABASE magasin;

Alternativement, depuis le shell, en tant qu’utilisateur système postgres: postgres$ createdb –echo magasin

SELECT pg_catalog.set_config('search_path', '', false);
CREATE DATABASE magasin;

• Importer le jeu de données d’exemple :

Si vous ne l’avez pas déjà, la base magasin (dump de 96 Mo, pour 667 Mo sur le disque au final) peut être téléchargée et restaurée comme suit dans une nouvelle base magasin:

createdb magasin
curl -kL https://dali.bo/tp_magasin -o /tmp/magasin.dump
pg_restore -d magasin /tmp/magasin.dump
# le message sur public préexistant est normal

rm – /tmp/magasin.dump

Les données sont dans deux schémas, magasin et facturation. Penser au search_path. Pour ce TP, figer les paramètres suivants:

SET max_parallel_workers_per_gather to 0;
SET seq_page_cost TO 1 ;
SET random_page_cost TO 4 ;

• Le schéma à utiliser se nomme également magasin .
• Consulter les tables.

Le schéma par défaut public ne contient effectivement aucune table intéressante.

\dn Liste des schémas

SET search_path to magasin ;

\dt+ Liste des relations

--

Conseils pour la suite:

• Préciser \timing on dans psql pour afficher les temps d’exécution de la recherche.
• Pour rendre les plans plus lisibles, désactiver le JIT et le parallélisme :

SET jit TO off ;
SET max_parallel_workers_per_gather TO 0 ;

• Lancer un ANALYZE sur la base.

ANALYZE ;

Le but est de chercher une personne nommée Moris Russel dans la table contacts par les champs prenom et nom.

• Quel est le plan qu’utilisera PostgreSQL pour le trouver?
• À combien de résultats le planificateur s’attend-il?

EXPLAIN SELECT * FROM contacts WHERE nom ='Russel'              AND prenom = 'Moris' ;

QUERY PLAN

——————————————————————————— Seq Scan on contacts (cost=0.00..4754.07 rows=1 width=297) Filter: (((nom)::text = ‘Russel’::text) AND ((prenom)::text = ‘Moris’::text))

La table sera entièrement parcourue (Seq Scan). PostgreSQL pense qu’il trouvera une ligne.

• Afficher le résultat.

SELECT * FROM contacts WHERE nom ='Russel' AND prenom = 'Moris' ;

Temps: 31,246 ms

La requête envoie bien une ligne, et l’obtenir a pris 31 ms sur cette machine avec SSD.

• Quel est le plan réellement exécuté?

Il faut relancer la requête:

EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS) SELECT * FROM contacts
WHERE nom ='Russel' AND prenom = 'Moris' ;

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Seq Scan on contacts (cost=0.00..4754.07 rows=1 width=297) (actual
time=6.058..22.734 rows=1.00 loops=1) Filter: (((nom)::text = 'Russel'::text) AND ((prenom)::text = 'Moris'::text)) Rows Removed by Filter: 110004

Buffers: shared hit=3104
Planning Time: 0.154 ms
Execution Time: 22.783 ms

PostgreSQL a à nouveau récupéré une ligne. Ici, cela n’a pris que 23 ms. La table a été parcourue entièrement, et 110 004 lignes ont été rejetées. La ligne shared hit indique que 3104 blocs de 8 ko ont été lus dans le cache de PostgreSQL. La requête précédente a apparemment suffi à charger la table entière en cache (il n’y a pas de shared read).

• Rechercher la même personne par son contact_id .
• Quel est le plan?

EXPLAIN (ANALYZE, BUFFERS) SELECT * FROM contacts WHERE contact_id = 26452 ;

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Index Scan using contacts_pkey on contacts (cost=0.42..8.44 rows=1 width=297)
(actual time=0.095..0.098 rows=1.00 loops=1) Index Cond: (contact_id = 26452) Index Searches: 1

Buffers: shared hit=4 read=3

Planning:

Buffers: shared hit=6 read=3
Planning Time: 0.359 ms
Execution Time: 0.137 ms

PostgreSQL estime correctement trouver une ligne. Cette fois, il s’agit d’un Index Scan, en l’occurrence sur l’index de la clé primaire. Le résultat est bien plus rapide: 359 μs pour planifier, 137 μs pour exécuter.

Les blocs lus se répartissent entre read et hit: une partie était en mémoire, notamment ceux liés à la table, puisque la table aussi a été interrogée (l’index ne contient que les données de contact_id ); mais l’index n’était pas en mémoire.

• La requête suivante recherche tous les fournisseurs résidents d’Hollywood.

SELECT c.nom, c.prenom FROM contacts c

INNER JOIN fournisseurs f

ON (f.contact_id = c.contact_id)
WHERE c.ville = 'Hollywood' ;

• Quel est le plan prévu?
• Que donne-t-il à l’exécution?

Le plan simplifié est: EXPLAIN (COSTS OFF) SELECT c.nom, c.prenom

FROM contacts c INNER JOIN fournisseurs f ON (f.contact_id = c.contact_id)
WHERE c.ville = 'Hollywood' ;

QUERY PLAN

—————————————————– Merge Join Merge Cond: (c.contact_id = f.contact_id) -> Index Scan using contacts_pkey on contacts c Filter: ((ville)::text = ‘Hollywood’::text) -> Sort Sort Key: f.contact_id -> Seq Scan on fournisseurs f

Il consiste à parcourir intégralement la table fournisseurs (Seq Scan), à trier sa colonne contact_id, et à effectuer une jointure de type Merge Join avec la clé primaire de la table contacts. En effet, un Merge Join s’effectue entre deux ensembles triés: l’index l’est déjà, mais fournisseurs.contact_id ne l’est pas.

Noter qu’aucune donnée n’est récupérée de fournisseurs. Il est pourtant nécessaire de la joindre à contacts car de nombreux contacts ne sont pas des fournisseurs.

Exécutée, cette requête renvoie le plan suivant: EXPLAIN (ANALYZE,BUFFERS)

SELECT c.nom, c.prenom FROM contacts c

INNER JOIN fournisseurs f ON (f.contact_id = c.contact_id)

WHERE c.ville = 'Hollywood' ;

QUERY PLAN

------------------------------------------------------------------------------- Merge Join (cost=864.81..1493.43 rows=31 width=14) (actual time=22.544..51.659
rows=32.00 loops=1) Merge Cond: (c.contact_id = f.contact_id)

Buffers: shared hit=339 read=132

-> Index Scan using contacts_pkey on contacts c (cost=0.42..6252.56 rows=346
width=22) (actual time=0.036..8.599 rows=33.00 loops=1)

Filter: ((ville)::text = ‘Hollywood’::text) Rows Removed by Filter: 11971 Index Searches: 1

Buffers: shared hit=339 read=32

-> Sort (cost=864.39..889.39 rows=10000 width=8) (actual time=22.460..32.543
rows=10000.00 loops=1) Sort Key: f.contact_id Sort Method: quicksort Memory: 385kB

Buffers: shared read=100

-> Seq Scan on fournisseurs f (cost=0.00..200.00 rows=10000 width=8)
(actual time=0.855..12.073 rows=10000.00 loops=1)

Buffers: shared read=100

Planning:

Buffers: shared hit=4
Planning Time: 0.493 ms
Execution Time: 52.011 ms

Ce plan est visible graphiquement sur https://explain.dalibo.com/plan/dum:

Le Seq Scan sur fournisseurs lit 10 000 lignes (100 blocs, hors du cache), ce qui était prévu. Cela prend 12 ms. Le nœud Sort trie les contact_id et consomme 385 ko en mémoire. Il renvoie bien sûr aussi 10 000 lignes, et il commence à le faire au bout de 22,5 ms. La jointure peut commencer. Il s’agit de parcourir simultanément l’ensemble que l’on vient de trier

d’une part, et l’index contacts_pkey d’autre part. À cette occasion, le nœud Index Scan va filtrer les lignes récupérées en comparant à la valeur de ville, et en exclue 11 971. Au final, le parcours de l’index sur contacts renvoie 33 lignes, et non les 346 estimées au départ (valeur dérivée de l’estimation du nombre de lignes où la ville est « Hollywood »). Si l’on regarde les coûts calculés, c’est cette étape qui est la plus lourde (6252). En haut, on peut lire qu’au total 132 blocs ont été lus hors du cache, et 339 dedans. Ces valeurs varient bien sûr en fonction de l’activité précédente sur la base. Au final, 32 lignes sont retournées, ce qui était attendu. Le temps écoulé est de 52,0 ms. La majorité de ce temps s’est déroulé pendant le Merge Join (51,7-22,5 = 29 ms), dont l’essentiel est constitué par le parcours de l’index.