5. 存取管理
openGauss中的ustore表访存接口如表4-24所示。由于openGauss中ustore表只有一种页面和元组结构，因此在上述接口中，直接实现了底层的页面和元组操作流程。
6. 空间管理和回收
不同于astore的空间管理和回收机制，ustore实现了自治式的空间管理机制。ustore里堆以及索引的空间分配和回收都在业务运行的过程中平稳地进行，不依赖中量级的VACUUM及AUTOVACUUM清理机制。
1） 自治式堆页面空间管理
ustore中堆页面的自治式空间管理，建立在与astore类似的轻量级堆页面清理机制的基础上。在执行DML及DQL操作的过程中，ustore都会进行堆数据页面清理，以取代VACUUM清理机制。UHeapPagePruneOptPage函数是页面清理的入口函数，会清理已经提交的被删除元组。
对于astore而言，复用数据元组的行指针前必须保证对应的索引元组已经被清理。这是为了防止通过索引元组访问已经被复用的行指针，导致取到错误的数据。在astore中需要通过VACUUM操作将这样的无效索引元组统一清除掉后才能复用行指针，这使得堆页面和索引页面的清理逻辑耦合在一起，也会导致间断性的大量I/O。在ustore中能高效地单独进行数据和索引页面的清理，因为带有版本信息的ubtree能够独立检测并过滤掉无效的索引元组，不会通过无效索引元组访问对应的数据表。
堆页面的空间管理机制复用openGauss中的FSM来管理UHeap中的可用空间。在UHeapPagePruneOptPage函数成功对页面进行清理后，会将其空闲空间刷新到对应的FSM页面中。为了避免每次页面清理都需要更新整个树状结构的FSM，从而带来额外的开销，引入了一个更新整个FSM的概率计算。考虑当前清理后的可用空间占预留可用空间（Reserved Free Space）阈值的百分比，计算得出清理一个页面后调用FreeSpaceMapVacuum函数的概率。也就是说，页面清理获得的可用空间越大，更新整个FSM的概率也就越大。
当数据元组被删除时，会在页面上记录对应的潜在空闲空间（Potential Free Space），该值用于估计页面上的空闲空间。在运行过程中，有多个场景会调用UHeapPagePruneOpt对页面尝试进行清理。DML语句执行过程中，INSERT、UPDATE以及DELETE操作都会拿到页面的写锁。如果发现空间不足，或者检测到潜在空闲空间到达某个阈值，会尝试对页面进行清理。DQL查询语句执行的过程中若检测到页面上潜在空闲空间到达阈值，也同样会尝试申请页面的写锁；如果拿到了页面的写锁，会尝试对页面进行清理。
存在可清理的元组，但一直不被访问的页面不能通过这一机制正确地清理。为了解决这一问题，引入了基于概率的清理方案。在RelationGetBufferForUTuple函数寻找新的可用空间时，若通过FSM发现没有足够的可用空间，在对物理文件进行扩展前，会“随机”选取一些页面进行清理。该机制并非完全随机选取，在多次尝试后选取的页面会覆盖到整个关系的全部页面。为了性能考虑，该过程中默认最多选取10个页面进行清理，该数量可以通过GUC参数max_search_length_for_prune进行设置。具体的页面选取数量通过DeadTupleRatio以及PruneSuccessRatio计算得出。其中DeadTupleRatio表示该表中无效元组的大致比例，该变量以统计信息的方式进行收集，在进行DML的过程中会进行更新；PruneSuccessRatio大致表示近几次尝试清理的成功率。
2） 自治式索引页面空间管理
索引页面的空间管理不依靠FSM数据结构，而是依靠特有的URQ（UBtree Recycle Queue）结构，简称为回收队列。索引回收队列单独储存在ubtree索引对应的.urq文件中，没有原有B-Tree索引的.fsm文件。索引回收队列相关代码在“ubtrecycle.cpp”文件中。涉及到的主要函数接口见表4-25。
索引中的回收队列分为两部分，一部分是潜在空页队列（Potential Empty Page Queue），一部分是可用页面队列（Available Page Queue）。两个队列都是跨页面的循环队列，其中每个元素都会储存blkno以及XID。其中blkno表示该元素对应索引页面的block number；XID表示该页面在哪个时刻能够被回收或复用。这些元素在循环队列单个页内按照XID的顺序进行排序，以便于快速找到XID 小（最可能被回收或复用）的页面。其结构如图4-18所示。
对于潜在空页队列而言，里面存放页内元组已经被全部删除但还没有全部无效的页面，其中的XID就标志页面中最后一个元组无效的可能时机。在系统整体的oldestXmin超过该XID后，该页面就有可能被从索引上删除，但也可能因为新插入元组或删除元组的事务中止而导致页面不能被删除。潜在空页队列中的页面在成功被删除后会被放入可用页面队列，并记录删除时最新事务的XID。
对于可用页面队列而言，里面存放已经被删除，可以或即将可以被复用的页面。其中XID就表示该页面可以被复用的时机。这样的页面复用时延是来自B-Tree索引页面删除时可能的并发访问导致的，可以参考nbtree文件夹下README 关于页面删除的部分。
在ubtree进行索引删除时，会更新页面上的last_delete_xid字段以及activeTupleCount字段。若更新后activeTupleCount变为0，会将该页面放入潜在空页队列，并将此时的last_delete_xid作为对应的可回收时间点。
在业务运行的过程中，索引会通过UBTreeTryRecycleEmptyPage函数不断尝试对潜在空页队列中的页面进行回收。在索引申请新的页面时，会通过UBTreeGetNewPage函数与可用页面队列交互，查找当前可用的空闲页面。当可用页面队列中没有可用页面时，一般会通过扩展索引物理文件的方式来获得新的页面。但也存在物理文件批量扩展，或扩展后还未来得及使用就出错退出的情况。此时在回收队列的元信息页面中保存了已正确追踪的页面数量，若该数量少于整个索引表的页面数量，会尝试去使用这一部分未追踪的页面，并更新已追踪的页面数量。
3） 中量级和重量级手动页面清理
与astore相同，ustore也提供VACUUM语句来让用户主动执行对某个ustore表及其上的索引进行中量级清理。其对外表现与astore一致，可参考astore的空间管理和回收内容。
在ustore中，中量级清理同样通过lazy_vacuum_rel函数进入，但不会调用lazy_scan_heap，而是调用LazyScanUHeap函数来进行数据页面的清理。在进行索引清理时，会调用lazy_vacuum_index接口及LazyVacuumHeap函数来清理索引文件和堆表文件，索引清理时会调用ubtbulkdelete函数。
重量级的VACUUM FULL也与astore一致，会清理无效数据并对数据空间和索引空间重新进行组织。重量级清理的对外接口是cluster_rel函数，本质上是重新对数据进行聚簇，清理过程中会阻塞对该表的所有操作。
