PostgreSQL中RelationGetBufferForTuple函数有什么作用

/*
 * Flags for buffer descriptors
 * buffer描述器标记
 *
 * Note: TAG_VALID essentially means that there is a buffer hashtable
 * entry associated with the buffer's tag.
 * 注意:TAG_VALID本质上意味着有一个与缓冲区的标记相关联的缓冲区散列表条目。
 */
//buffer header锁定
#define BM_LOCKED               (1U << 22)  /* buffer header is locked */
//数据需要写入(标记为DIRTY)
#define BM_DIRTY                (1U << 23)  /* data needs writing */
//数据是有效的
#define BM_VALID                (1U << 24)  /* data is valid */
//已分配buffer tag
#define BM_TAG_VALID            (1U << 25)  /* tag is assigned */
//正在R/W
#define BM_IO_IN_PROGRESS       (1U << 26)  /* read or write in progress */
//上一个I/O出现错误
#define BM_IO_ERROR             (1U << 27)  /* previous I/O failed */
//开始写则变DIRTY
#define BM_JUST_DIRTIED         (1U << 28)  /* dirtied since write started */
//存在等待sole pin的其他进程
#define BM_PIN_COUNT_WAITER     (1U << 29)  /* have waiter for sole pin */
//checkpoint发生,必须刷到磁盘上
#define BM_CHECKPOINT_NEEDED    (1U << 30)  /* must write for checkpoint */
//持久化buffer(不是unlogged或者初始化fork)
#define BM_PERMANENT            (1U << 31)  /* permanent buffer (not unlogged,
                                             * or init fork) */
/*
 *  BufferDesc -- shared descriptor/state data for a single shared buffer.
 *  BufferDesc -- 共享缓冲区的共享描述符(状态)数据
 *
 * Note: Buffer header lock (BM_LOCKED flag) must be held to examine or change
 * the tag, state or wait_backend_pid fields.  In general, buffer header lock
 * is a spinlock which is combined with flags, refcount and usagecount into
 * single atomic variable.  This layout allow us to do some operations in a
 * single atomic operation, without actually acquiring and releasing spinlock;
 * for instance, increase or decrease refcount.  buf_id field never changes
 * after initialization, so does not need locking.  freeNext is protected by
 * the buffer_strategy_lock not buffer header lock.  The LWLock can take care
 * of itself.  The buffer header lock is *not* used to control access to the
 * data in the buffer!
 * 注意:必须持有Buffer header锁(BM_LOCKED标记)才能检查或修改tag/state/wait_backend_pid字段.
 * 通常来说,buffer header lock是spinlock,它与标记位/参考计数/使用计数组合到单个原子变量中.
 * 这个布局设计允许我们执行原子操作,而不需要实际获得或者释放spinlock(比如,增加或者减少参考计数).
 * buf_id字段在初始化后不会出现变化,因此不需要锁定.
 * freeNext通过buffer_strategy_lock锁而不是buffer header lock保护.
 * LWLock可以很好的处理自己的状态.
 * 务请注意的是:buffer header lock不用于控制buffer中的数据访问!
 *
 * It's assumed that nobody changes the state field while buffer header lock
 * is held.  Thus buffer header lock holder can do complex updates of the
 * state variable in single write, simultaneously with lock release (cleaning
 * BM_LOCKED flag).  On the other hand, updating of state without holding
 * buffer header lock is restricted to CAS, which insure that BM_LOCKED flag
 * is not set.  Atomic increment/decrement, OR/AND etc. are not allowed.
 * 假定在持有buffer header lock的情况下,没有人改变状态字段.
 * 持有buffer header lock的进程可以执行在单个写操作中执行复杂的状态变量更新,
 *   同步的释放锁(清除BM_LOCKED标记).
 * 换句话说,如果没有持有buffer header lock的状态更新,会受限于CAS,
 *   这种情况下确保BM_LOCKED没有被设置.
 * 比如原子的增加/减少(AND/OR)等操作是不允许的.
 *
 * An exception is that if we have the buffer pinned, its tag can't change
 * underneath us, so we can examine the tag without locking the buffer header.
 * Also, in places we do one-time reads of the flags without bothering to
 * lock the buffer header; this is generally for situations where we don't
 * expect the flag bit being tested to be changing.
 * 一种例外情况是如果我们已有buffer pinned,该buffer的tag不能改变(在本进程之下),
 *   因此不需要锁定buffer header就可以检查tag了.
 * 同时,在执行一次性的flags读取时不需要锁定buffer header.
 * 这种情况通常用于我们不希望正在测试的flag bit将被改变.
 *
 * We can't physically remove items from a disk page if another backend has
 * the buffer pinned.  Hence, a backend may need to wait for all other pins
 * to go away.  This is signaled by storing its own PID into
 * wait_backend_pid and setting flag bit BM_PIN_COUNT_WAITER.  At present,
 * there can be only one such waiter per buffer.
 * 如果其他进程有buffer pinned,那么进程不能物理的从磁盘页面中删除items.
 * 因此,后台进程需要等待其他pins清除.这可以通过存储它自己的PID到wait_backend_pid中,
 *   并设置标记位BM_PIN_COUNT_WAITER.
 * 目前,每个缓冲区只能由一个等待进程.
 *
 * We use this same struct for local buffer headers, but the locks are not
 * used and not all of the flag bits are useful either. To avoid unnecessary
 * overhead, manipulations of the state field should be done without actual
 * atomic operations (i.e. only pg_atomic_read_u32() and
 * pg_atomic_unlocked_write_u32()).
 * 本地缓冲头部使用同样的结构,但并不需要使用locks,而且并不是所有的标记位都使用.
 * 为了避免不必要的负载,状态域的维护不需要实际的原子操作
 * (比如只有pg_atomic_read_u32() and pg_atomic_unlocked_write_u32())
 *
 * Be careful to avoid increasing the size of the struct when adding or
 * reordering members.  Keeping it below 64 bytes (the most common CPU
 * cache line size) is fairly important for performance.
 * 在增加或者记录成员变量时,小心避免增加结构体的大小.
 * 保持结构体大小在64字节内(通常的CPU缓存线大小)对于性能是非常重要的.
 */
typedef struct BufferDesc
{
    //buffer tag
    BufferTag   tag;            /* ID of page contained in buffer */
    //buffer索引编号(0开始),指向相应的buffer pool slot
    int         buf_id;         /* buffer's index number (from 0) */
    /* state of the tag, containing flags, refcount and usagecount */
    //tag状态,包括flags/refcount和usagecount
    pg_atomic_uint32 state;
    //pin-count等待进程ID
    int         wait_backend_pid;   /* backend PID of pin-count waiter */
    //空闲链表链中下一个空闲的buffer
    int         freeNext;       /* link in freelist chain */
    //缓冲区内容锁
    LWLock      content_lock;   /* to lock access to buffer contents */
} BufferDesc;

/*
 * Buffer tag identifies which disk block the buffer contains.
 * Buffer tag标记了buffer存储的是磁盘中哪个block
 *
 * Note: the BufferTag data must be sufficient to determine where to write the
 * block, without reference to pg_class or pg_tablespace entries.  It's
 * possible that the backend flushing the buffer doesn't even believe the
 * relation is visible yet (its xact may have started before the xact that
 * created the rel).  The storage manager must be able to cope anyway.
 * 注意:BufferTag必须足以确定如何写block而不需要参照pg_class或者pg_tablespace数据字典信息.
 * 有可能后台进程在刷新缓冲区的时候深圳不相信关系是可见的(事务可能在创建rel的事务之前).
 * 存储管理器必须可以处理这些事情.
 *
 * Note: if there's any pad bytes in the struct, INIT_BUFFERTAG will have
 * to be fixed to zero them, since this struct is used as a hash key.
 * 注意:如果在结构体中有填充的字节,INIT_BUFFERTAG必须将它们固定为零，因为这个结构体用作散列键.
 */
typedef struct buftag
{
    //物理relation标识符
    RelFileNode rnode;          /* physical relation identifier */
    ForkNumber  forkNum;
    //相对于relation起始的块号
    BlockNumber blockNum;       /* blknum relative to begin of reln */
} BufferTag;

/*
 * RelationGetBufferForTuple
 *
 *  Returns pinned and exclusive-locked buffer of a page in given relation
 *  with free space >= given len.
 *  返回满足空闲空间>=给定大小的page,并且该page对应的buffer状态为pinned和并持有独占锁
 *
 *  If otherBuffer is not InvalidBuffer, then it references a previously
 *  pinned buffer of another page in the same relation; on return, this
 *  buffer will also be exclusive-locked.  (This case is used by heap_update;
 *  the otherBuffer contains the tuple being updated.)
 *  如果otherBuffer不是InvalidBuffer,
 *    那么otherBuffer依赖的是先前同一个relation但是其他page的pinned buffer.
 *  返回时,该buffer同时被独占锁定.
 *  (heap_update会出现这种情况,otherBuffer存储正update的tuple)
 *
 *  The reason for passing otherBuffer is that if two backends are doing
 *  concurrent heap_update operations, a deadlock could occur if they try
 *  to lock the same two buffers in opposite orders.  To ensure that this
 *  can't happen, we impose the rule that buffers of a relation must be
 *  locked in increasing page number order.  This is most conveniently done
 *  by having RelationGetBufferForTuple lock them both, with suitable care
 *  for ordering.
 *  传递otherBuffer的原因是如果两个进程在并发heap_update操作,
 *  如果它们尝试以相反的顺序锁定相同的两个buffer,那会出现死锁.
 *  为了确保这种情况不会出现,我们规定，关系缓冲区必须按page的编号顺序锁定.
 *  要做到这一点,最方便的方法是让RelationGetBufferForTuple注意顺序锁定它们.
 *
 *  NOTE: it is unlikely, but not quite impossible, for otherBuffer to be the
 *  same buffer we select for insertion of the new tuple (this could only
 *  happen if space is freed in that page after heap_update finds there's not
 *  enough there).  In that case, the page will be pinned and locked only once.
 *  注意:这不太可能,但又不是不可能,为了让otherBuffer与我们选择插入新元组的buffer一致.
 *  (这只会发生在在执行heap_update检索page发现没有足够的空闲空间,但随后空间被释放的情况)
 *  在这种情况下,page会被pinned并且只会lock一次.
 *
 *  For the vmbuffer and vmbuffer_other arguments, we avoid deadlock by
 *  locking them only after locking the corresponding heap page, and taking
 *  no further lwlocks while they are locked.
 *  对于vmbuffer和vmbuffer_other参数,通过在锁定相应的heap page后再锁定它们来避免死锁,
 *    同时,在被锁定后,不再持有lwlocks.
 *
 *  We normally use FSM to help us find free space.  However,
 *  if HEAP_INSERT_SKIP_FSM is specified, we just append a new empty page to
 *  the end of the relation if the tuple won't fit on the current target page.
 *  This can save some cycles when we know the relation is new and doesn't
 *  contain useful amounts of free space.
 *  通常来说,使用FSM检索空闲空间.但是,如果指定了HEAP_INSERT_SKIP_FSM,
 *    那么如果当前的目标page不适合,则直接在relation的最后追加空page.
 *  这样可以在知道relation是新的情况下,节省一些处理时间,而且不需要持有有用的空闲空间计数信息.
 *
 *  HEAP_INSERT_SKIP_FSM is also useful for non-WAL-logged additions to a
 *  relation, if the caller holds exclusive lock and is careful to invalidate
 *  relation's smgr_targblock before the first insertion --- that ensures that
 *  all insertions will occur into newly added pages and not be intermixed
 *  with tuples from other transactions.  That way, a crash can't risk losing
 *  any committed data of other transactions.  (See heap_insert's comments
 *  for additional constraints needed for safe usage of this behavior.)
 *  HEAP_INSERT_SKIP_FSM同时对于非WAL logged关系也是有用的,
 *    如果调用者持有独占锁并且在首次插入前使得关系的smgr_targblock无效 ---
 *    这可以确保所有的插入会出现在新增加的pages中,而不会与其他事务的tuple混起来.
 *  按这种方式,如果出现宕机,那么就不会有丢失其他事务提交的数据的风险.
 *  (详细参考heap_insert的注释,里面提到了使用该动作的其他约束)
 *
 *  The caller can also provide a BulkInsertState object to optimize many
 *  insertions into the same relation.  This keeps a pin on the current
 *  insertion target page (to save pin/unpin cycles) and also passes a
 *  BULKWRITE buffer selection strategy object to the buffer manager.
 *  Passing NULL for bistate selects the default behavior.
 *  调用者同时提供了BulkInsertState对象用于优化大量插入到同一个relation的情况.
 *  这会在当前插入的目标page保持pin(节省pin/unpin处理过程)
 *    同时会传递BULKWRITE缓冲区选择器策略对象到buffer manager中.
 *  如使用默认模式,则设置bitstate为NULL.
 *
 *  We always try to avoid filling existing pages further than the fillfactor.
 *  This is OK since this routine is not consulted when updating a tuple and
 *  keeping it on the same page, which is the scenario fillfactor is meant
 *  to reserve space for.
 *  我们通常尝试避免填充现有页面超过填充因子设定的范围.
 *  这是没有问题的,因为在更新元组并将其保存在同一个page中时,不会参考此例程,
 *    该场景下填充因子会用到.
 *
 *  ereport(ERROR) is allowed here, so this routine *must* be called
 *  before any (unlogged) changes are made in buffer pool.
 *  ereport(ERROR)可在这允许使用,因此该例程必须在buffer pool出现任何变化前调用.
 */
/*
输入：
    relation-数据表
    len-需要的空间大小
    otherBuffer-用于update场景，上一次pinned的buffer
    options-处理选项
    bistate-BulkInsert标记
    vmbuffer-第1个vm(visibilitymap)
    vmbuffer_other-用于update场景，上一次pinned的buffer对应的vm(visibilitymap)
    注意:
    otherBuffer这个参数让人觉得困惑，原因是PG的机制使然
    Update时，不是原地更新，而是原数据保留（更新xmax），新数据插入
    原数据&新数据如果在不同Block中，锁定Block的时候可能会出现Deadlock
    举个例子：Session A更新表T的第一行，第一行在Block 0中，新数据存储在Block 2中
              Session B更新表T的第二行，第二行在Block 0中，新数据存储在Block 2中
              Block 0/2均要锁定才能完整实现Update操作：
              如果Session A先锁定了Block 2，Session B先锁定了Block 0，
              然后Session A尝试锁定Block 0，Session B尝试锁定Block 2，这时候就会出现死锁
              为了避免这种情况，PG规定锁定时，同一个Relation，按Block的编号顺序锁定，
              如需要锁定0和2，那必须先锁定Block 0，再锁定2
输出：
    为Tuple分配的Buffer
附：
Pinned buffers：means buffers are currently being used,it should not be flushed out.
*/
Buffer
RelationGetBufferForTuple(Relation relation, Size len,
                          Buffer otherBuffer, int options,
                          BulkInsertState bistate,
                          Buffer *vmbuffer, Buffer *vmbuffer_other)
{
    bool        use_fsm = !(options & HEAP_INSERT_SKIP_FSM);//是否使用FSM寻找空闲空间
    Buffer      buffer = InvalidBuffer;//
    Page        page;//
    Size        pageFreeSpace = 0,//page空闲空间
                saveFreeSpace = 0;//page需要预留的空间
    BlockNumber targetBlock,//目标Block
                otherBlock;//上一次pinned的buffer对应的Block
    bool        needLock;//是否需要上锁
    //大小对齐
    len = MAXALIGN(len);        /* be conservative */
    /* Bulk insert is not supported for updates, only inserts. */
    //otherBuffer有效，说明是update操作，不支持bi(BulkInsert)
    //bulk操作仅支持插入
    Assert(otherBuffer == InvalidBuffer || !bistate);
    /*
     * If we're gonna fail for oversize tuple, do it right away
     * 对于超限的元组,直接报错
     */
    //#define MaxHeapTupleSize  (BLCKSZ - MAXALIGN(SizeOfPageHeaderData + sizeof(ItemIdData)))
    //#define MinHeapTupleSize  MAXALIGN(SizeofHeapTupleHeader)
    if (len > MaxHeapTupleSize)
        ereport(ERROR,
                (errcode(ERRCODE_PROGRAM_LIMIT_EXCEEDED),
                 errmsg("row is too big: size %zu, maximum size %zu",
                        len, MaxHeapTupleSize)));
    /* Compute desired extra freespace due to fillfactor option */
    //获取预留空间
    // #define RelationGetTargetPageFreeSpace(relation, defaultff) \
     (BLCKSZ * (100 - RelationGetFillFactor(relation, defaultff)) / 100)
    saveFreeSpace = RelationGetTargetPageFreeSpace(relation,
                                                   HEAP_DEFAULT_FILLFACTOR);
    //update操作,获取上次pinned buffer对应的Block
    if (otherBuffer != InvalidBuffer)
        otherBlock = BufferGetBlockNumber(otherBuffer);
    else
        otherBlock = InvalidBlockNumber;    /* just to keep compiler quiet */
    /*
     * We first try to put the tuple on the same page we last inserted a tuple
     * on, as cached in the BulkInsertState or relcache entry.  If that
     * doesn't work, we ask the Free Space Map to locate a suitable page.
     * Since the FSM's info might be out of date, we have to be prepared to
     * loop around and retry multiple times. (To insure this isn't an infinite
     * loop, we must update the FSM with the correct amount of free space on
     * each page that proves not to be suitable.)  If the FSM has no record of
     * a page with enough free space, we give up and extend the relation.
     * 首先会尝试把元组放在最后插入元组的page上,比如BulkInsertState或者relcache条目.
     * 如果找不到,那么我们通过FSM来定位合适的page.
     * 由于FSM的信息可能过期,这时候不得不循环并尝试多次.
     * (为了确保这不是一个无限循环,必须使用正确的页面空闲空间信息更新不靠谱的FSM)
     * 如果FSM中信息提示没有page有空闲空间,放弃并扩展relation.
     *
     * When use_fsm is false, we either put the tuple onto the existing target
     * page or extend the relation.
     * 如use_fsm为F,我们要不把元组放在现存的目标page上,要不扩展relation.
     */
    if (len + saveFreeSpace > MaxHeapTupleSize)
    {
        //如果需要的大小+预留空间大于可容纳的最大Tuple大小，不使用FSM，扩展后再尝试
        /* can't fit, don't bother asking FSM */
        targetBlock = InvalidBlockNumber;
        use_fsm = false;
    }
    else if (bistate && bistate->current_buf != InvalidBuffer)//BulkInsert模式
        targetBlock = BufferGetBlockNumber(bistate->current_buf);
    else
        targetBlock = RelationGetTargetBlock(relation);//普通Insert模式
    if (targetBlock == InvalidBlockNumber && use_fsm)
    {
        //还没有找到合适的BlockNumber，并且需要使用FSM
        /*
         * We have no cached target page, so ask the FSM for an initial
         * target.
         * 没有缓存目标page,使用FSM获取初始目标page
         */
        //使用FSM申请空闲空间=len + saveFreeSpace的块
        targetBlock = GetPageWithFreeSpace(relation, len + saveFreeSpace);
        /*
         * If the FSM knows nothing of the rel, try the last page before we
         * give up and extend.  This avoids one-tuple-per-page syndrome during
         * bootstrapping or in a recently-started system.
         * 如果FSM对rel一无所知,在放弃并扩展前尝试下最后那个page.
         * 这可以避免在bootstrapping或者最近已启动系统时一个元组一个page的情况.
         */
        //申请不到，使用最后一个块，否则扩展或者放弃
        if (targetBlock == InvalidBlockNumber)
        {
            BlockNumber nblocks = RelationGetNumberOfBlocks(relation);
            if (nblocks > 0)
                targetBlock = nblocks - 1;
        }
    }
loop:
    while (targetBlock != InvalidBlockNumber)
    {
        //---------- 循环直至成功获取插入数据的块号
        /*
         * Read and exclusive-lock the target block, as well as the other
         * block if one was given, taking suitable care with lock ordering and
         * the possibility they are the same block.
         * 读取并独占锁定目标block,以及给定的另外一个快(如给出),需要适当的关注锁的顺序
         *   并关注它们是否同一个块.
         *
         * If the page-level all-visible flag is set, caller will need to
         * clear both that and the corresponding visibility map bit.  However,
         * by the time we return, we'll have x-locked the buffer, and we don't
         * want to do any I/O while in that state.  So we check the bit here
         * before taking the lock, and pin the page if it appears necessary.
         * Checking without the lock creates a risk of getting the wrong
         * answer, so we'll have to recheck after acquiring the lock.
         * 如果设置了块级别的all-visible flag,调用者需要清空该块的标记和相应的vm标记.
         * 但是,在返回时,我们将持有buffer的独占锁,并且我们不希望在这种情况下执行I/O操作.
         * 因此,我们在获取锁前检查标记位,如看起来需要的话,pin page.
         * 没有持有锁执行检查会出现错误,因此我们将不得不在获取锁后重新执行检查.
         */
        if (otherBuffer == InvalidBuffer)
        {
            //----------- 非Update操作
            /* easy case */
            //这种情况比较简单
            //获取Buffer
            buffer = ReadBufferBI(relation, targetBlock, bistate);
            if (PageIsAllVisible(BufferGetPage(buffer)))
                //如果Page可见，那么把Page Pin在内存中（Pin的意思是固定/保留）
                visibilitymap_pin(relation, targetBlock, vmbuffer);
            LockBuffer(buffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);//锁定buffer
        }
        else if (otherBlock == targetBlock)
        {
            //----------- Update操作，新记录跟原记录在同一个Block中
            //这种情况也比较简单
            /* also easy case */
            buffer = otherBuffer;
            if (PageIsAllVisible(BufferGetPage(buffer)))
                visibilitymap_pin(relation, targetBlock, vmbuffer);
            LockBuffer(buffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
        }
        else if (otherBlock < targetBlock)
        {
            //----------- Update操作，原记录所在的Block < 新记录的Block
            /* lock other buffer first */
            //首先锁定otherBlock
            buffer = ReadBuffer(relation, targetBlock);
            if (PageIsAllVisible(BufferGetPage(buffer)))
                visibilitymap_pin(relation, targetBlock, vmbuffer);
            //优先锁定BlockNumber小的那个
            LockBuffer(otherBuffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
            LockBuffer(buffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
        }
        else
        {
            //------------ Update操作，原记录所在的Block > 新记录的Block
            /* lock target buffer first */
            buffer = ReadBuffer(relation, targetBlock);
            if (PageIsAllVisible(BufferGetPage(buffer)))
                visibilitymap_pin(relation, targetBlock, vmbuffer);
            //优先锁定BlockNumber小的那个
            LockBuffer(buffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
            LockBuffer(otherBuffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
        }
        /*
         * We now have the target page (and the other buffer, if any) pinned
         * and locked.  However, since our initial PageIsAllVisible checks
         * were performed before acquiring the lock, the results might now be
         * out of date, either for the selected victim buffer, or for the
         * other buffer passed by the caller.  In that case, we'll need to
         * give up our locks, go get the pin(s) we failed to get earlier, and
         * re-lock.  That's pretty painful, but hopefully shouldn't happen
         * often.
         * 现在已有了target page,并且该page(包括other buffer,如存在)已缓存到内存中(pinned)且已锁定.
         * 但是,由于初始的PageIsAllVisible在获取锁前执行,结果可能已经过期,
         *   这时候可能选择了需要被淘汰的buffer或者otherBuffer出现了变化.
         * 在这种情况下,需要放弃锁,回到先前曾经失败的pin的地方,重新锁定.
         * 这蛮吐血的,希望不要经常出现.
         *
         * Note that there's a small possibility that we didn't pin the page
         * above but still have the correct page pinned anyway, either because
         * we've already made a previous pass through this loop, or because
         * caller passed us the right page anyway.
         * 注意存在较小的可能是我们在上面不需要pin page,但仍然需要持有正确的pinned page,
         *   这一方面是因为我们已经通过该循环执行了一遍,另外一方面是调用者通过其他方式传入了正确的page.
         *
         * Note also that it's possible that by the time we get the pin and
         * retake the buffer locks, the visibility map bit will have been
         * cleared by some other backend anyway.  In that case, we'll have
         * done a bit of extra work for no gain, but there's no real harm
         * done.
         * 同时要注意在我们获取pin并且重新获取buffer lock时,vm位已被其他后台进程清除了.
         * 在这种情况下,我们需要执行一些额外的工作以避免重复工作,但这实质上并没有什么危害.
         */
        if (otherBuffer == InvalidBuffer || buffer <= otherBuffer)
            GetVisibilityMapPins(relation, buffer, otherBuffer,
                                 targetBlock, otherBlock, vmbuffer,
                                 vmbuffer_other);//Pin VM在内存中
        else
            GetVisibilityMapPins(relation, otherBuffer, buffer,
                                 otherBlock, targetBlock, vmbuffer_other,
                                 vmbuffer);//Pin VM在内存中
        /*
         * Now we can check to see if there's enough free space here. If so,
         * we're done.
         * 现在我们可以检查是否有足够的空闲空间.
         * 如有,则我们已完成所有工作了.
         */
        page = BufferGetPage(buffer);
        pageFreeSpace = PageGetHeapFreeSpace(page);
        if (len + saveFreeSpace <= pageFreeSpace)
        {
            //有足够的空间存储数据，返回此Buffer
            /* use this page as future insert target, too */
            //用这个page作为未来插入的目标page
            /*
            #define RelationSetTargetBlock(relation, targblock) \
            do { \
                RelationOpenSmgr(relation); \
                (relation)->rd_smgr->smgr_targblock = (targblock); \
            } while (0)
            */
            RelationSetTargetBlock(relation, targetBlock);
            return buffer;
        }
        /*
         * Not enough space, so we must give up our page locks and pin (if
         * any) and prepare to look elsewhere.  We don't care which order we
         * unlock the two buffers in, so this can be slightly simpler than the
         * code above.
         * 空间不够,必须放弃持有的page locks和pin,准备检索其他地方.
         * 在解锁时不需要关注两个buffer的顺序,这个逻辑比先前的逻辑要简单.
         */
        LockBuffer(buffer, BUFFER_LOCK_UNLOCK);
        if (otherBuffer == InvalidBuffer)
            ReleaseBuffer(buffer);
        else if (otherBlock != targetBlock)
        {
            LockBuffer(otherBuffer, BUFFER_LOCK_UNLOCK);
            ReleaseBuffer(buffer);
        }
        /* Without FSM, always fall out of the loop and extend */
        //不使用FSM定位空闲空间，跳出循环，执行扩展
        if (!use_fsm)
            break;
        /*
         * Update FSM as to condition of this page, and ask for another page
         * to try.
         */
        //使用FSM获取下一个备选的Block
        //注意：如果全部扫描后发现没有满足条件的Block，targetBlock = InvalidBlockNumber，跳出循环
        targetBlock = RecordAndGetPageWithFreeSpace(relation,
                                                    targetBlock,
                                                    pageFreeSpace,
                                                    len + saveFreeSpace);
    }
    //--------- 没有获取满足条件的Block，扩展表
    /*
     * Have to extend the relation.
     *
     * We have to use a lock to ensure no one else is extending the rel at the
     * same time, else we will both try to initialize the same new page.  We
     * can skip locking for new or temp relations, however, since no one else
     * could be accessing them.
     * 必须锁定以确保其他进程不能扩展rel,否则我们会同时尝试初始化新的page.
     * 但是,我们可以为新的或者临时关系跳过锁定,这时候没有其他进程可以访问它们.
     */
    //新创建的数据表或者临时表，无需Lock
    needLock = !RELATION_IS_LOCAL(relation);
    /*
     * If we need the lock but are not able to acquire it immediately, we'll
     * consider extending the relation by multiple blocks at a time to manage
     * contention on the relation extension lock.  However, this only makes
     * sense if we're using the FSM; otherwise, there's no point.
     * 如果需要锁定但不能够马上获取,考虑通过一次性多个blocks的方式扩展关系,
     *   这样可以在关系扩展锁上管理竞争.
     * 但是,这在使用FSM的时候才会奇效,否则没有其他太好的办法.
     */
    if (needLock)//需要锁定
    {
        if (!use_fsm)
            //不使用FSM
            LockRelationForExtension(relation, ExclusiveLock);
        else if (!ConditionalLockRelationForExtension(relation, ExclusiveLock))
        {
            /* Couldn't get the lock immediately; wait for it. */
            //不能马上获取锁,等待
            LockRelationForExtension(relation, ExclusiveLock);
            /*
             * Check if some other backend has extended a block for us while
             * we were waiting on the lock.
             */
            //如有其它进程扩展了数据表，那么可以成功获取满足条件的targetBlock
            targetBlock = GetPageWithFreeSpace(relation, len + saveFreeSpace);
            /*
             * If some other waiter has already extended the relation, we
             * don't need to do so; just use the existing freespace.
             * 如果其他等待进程已经扩展了关系,那么我们不需要再扩展了,使用现成的空闲空间即可.
             */
            if (targetBlock != InvalidBlockNumber)
            {
                UnlockRelationForExtension(relation, ExclusiveLock);
                goto loop;
            }
            /* Time to bulk-extend. */
            //其它进程没有扩展
            //Just extend it!
            RelationAddExtraBlocks(relation, bistate);
        }
    }
    /*
     * In addition to whatever extension we performed above, we always add at
     * least one block to satisfy our own request.
     * 处理上面执行的扩展,我们总是添加了至少一个block用以满足自身需要.
     *
     * XXX This does an lseek - rather expensive - but at the moment it is the
     * only way to accurately determine how many blocks are in a relation.  Is
     * it worth keeping an accurate file length in shared memory someplace,
     * rather than relying on the kernel to do it for us?
     * XXX 这相当于做了一次lseek - 相当昂贵的操作! - 在这时候这也是唯一可以准确确定关系有多少blocks的方法.
     * 相对于不是使用内核来完成这个事情,在内存的某个地方保存准确的文件尺寸是否更好?
     */
    //扩展表后，New Page！
    buffer = ReadBufferBI(relation, P_NEW, bistate);
    /*
     * We can be certain that locking the otherBuffer first is OK, since it
     * must have a lower page number.
     * 这时候可以确定首先锁定的otherBuffer没有问题,因为它有一个较小的page编号
     */
    if (otherBuffer != InvalidBuffer)
        ////otherBuffer的顺序一定在扩展的Block之前，Lock it！
        LockBuffer(otherBuffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
    /*
     * Now acquire lock on the new page.
     * 现在可以尝试为新page上锁
     */
    //锁定New Page
    LockBuffer(buffer, BUFFER_LOCK_EXCLUSIVE);
    /*
     * Release the file-extension lock; it's now OK for someone else to extend
     * the relation some more.  Note that we cannot release this lock before
     * we have buffer lock on the new page, or we risk a race condition
     * against vacuumlazy.c --- see comments therein.
     * 是否文件扩展锁.现在对于其他进程来说可以扩展relation了.
     * 注意不能在持有新page的buffer lock前释放该锁,否则将会在vacuumlazy.c中存在条件竞争.
     * 详细可参见注释.
     */
    if (needLock)
        //释放扩展锁
        UnlockRelationForExtension(relation, ExclusiveLock);
    /*
     * We need to initialize the empty new page.  Double-check that it really
     * is empty (this should never happen, but if it does we don't want to
     * risk wiping out valid data).
     * 我们需要初始化空的新page.
     * 需再次检查该page是空的(这应该不会出现,但执行这个操作是因为我们不希望冒删除有效数据的风险)
     */
    //获取相应的Page
    page = BufferGetPage(buffer);
    if (!PageIsNew(page))
        //不是New Page，那一定某个地方搞错了！
        elog(ERROR, "page %u of relation \"%s\" should be empty but is not",
             BufferGetBlockNumber(buffer),
             RelationGetRelationName(relation));
    //初始化New Page
    PageInit(page, BufferGetPageSize(buffer), 0);
    //New Page也满足不了要求的大小，报错
    if (len > PageGetHeapFreeSpace(page))
    {
        /* We should not get here given the test at the top */
        elog(PANIC, "tuple is too big: size %zu", len);
    }
    /*
     * Remember the new page as our target for future insertions.
     * 记录新page为未来插入的目标page.
     *
     * XXX should we enter the new page into the free space map immediately,
     * or just keep it for this backend's exclusive use in the short run
     * (until VACUUM sees it)?  Seems to depend on whether you expect the
     * current backend to make more insertions or not, which is probably a
     * good bet most of the time.  So for now, don't add it to FSM yet.
     * XXX 我们应该马上把新的page放到FSM中吗,
     *   或者只是把该page放在后台进程的私有空间中在很短时间内独占使用(直至vacuum可以看到它位置)?
     * 看起来这依赖于你希望当前的后台进程是否执行更多的插入操作,这在大多数时间下会更好.
     * 因此,现在还没有把它添加到FSM中.
     */
    //终于找到了可用于存储数据的Block
    RelationSetTargetBlock(relation, BufferGetBlockNumber(buffer));
    //返回
    return buffer;
}

15:54:13 (xdb@[local]:5432)testdb=# insert into t1 values (1,'1','1');

(gdb) b RelationGetBufferForTuple
Breakpoint 1 at 0x4ef179: file hio.c, line 318.
(gdb) c
Continuing.
Breakpoint 1, RelationGetBufferForTuple (relation=0x7f4f51fe39b8, len=32, otherBuffer=0, options=0, bistate=0x0, 
    vmbuffer=0x7ffea95dbf6c, vmbuffer_other=0x0) at hio.c:318
318     bool        use_fsm = !(options & HEAP_INSERT_SKIP_FSM);
(gdb) bt
#0  RelationGetBufferForTuple (relation=0x7f4f51fe39b8, len=32, otherBuffer=0, options=0, bistate=0x0, 
    vmbuffer=0x7ffea95dbf6c, vmbuffer_other=0x0) at hio.c:318
#1  0x00000000004df1f8 in heap_insert (relation=0x7f4f51fe39b8, tup=0x178a478, cid=0, options=0, bistate=0x0)
    at heapam.c:2468
#2  0x0000000000709dda in ExecInsert (mtstate=0x178a220, slot=0x178a680, planSlot=0x178a680, estate=0x1789eb8, 
    canSetTag=true) at nodeModifyTable.c:529
#3  0x000000000070c475 in ExecModifyTable (pstate=0x178a220) at nodeModifyTable.c:2159
#4  0x00000000006e05cb in ExecProcNodeFirst (node=0x178a220) at execProcnode.c:445
#5  0x00000000006d552e in ExecProcNode (node=0x178a220) at ../../../src/include/executor/executor.h:247
#6  0x00000000006d7d66 in ExecutePlan (estate=0x1789eb8, planstate=0x178a220, use_parallel_mode=false, 
    operation=CMD_INSERT, sendTuples=false, numberTuples=0, direction=ForwardScanDirection, dest=0x17a7688, 
    execute_once=true) at execMain.c:1723
#7  0x00000000006d5af8 in standard_ExecutorRun (queryDesc=0x178e458, direction=ForwardScanDirection, count=0, 
    execute_once=true) at execMain.c:364
#8  0x00000000006d5920 in ExecutorRun (queryDesc=0x178e458, direction=ForwardScanDirection, count=0, execute_once=true)
    at execMain.c:307
#9  0x00000000008c1092 in ProcessQuery (plan=0x16b3ac0, sourceText=0x16b1ec8 "insert into t1 values (1,'1','1');", 
    params=0x0, queryEnv=0x0, dest=0x17a7688, completionTag=0x7ffea95dc500 "") at pquery.c:161
#10 0x00000000008c29a1 in PortalRunMulti (portal=0x1717488, isTopLevel=true, setHoldSnapshot=false, dest=0x17a7688, 
    altdest=0x17a7688, completionTag=0x7ffea95dc500 "") at pquery.c:1286
#11 0x00000000008c1f7a in PortalRun (portal=0x1717488, count=9223372036854775807, isTopLevel=true, run_once=true, 
    dest=0x17a7688, altdest=0x17a7688, completionTag=0x7ffea95dc500 "") at pquery.c:799
#12 0x00000000008bbf16 in exec_simple_query (query_string=0x16b1ec8 "insert into t1 values (1,'1','1');") at postgres.c:1145
#13 0x00000000008c01a1 in PostgresMain (argc=1, argv=0x16dbaf8, dbname=0x16db960 "testdb", username=0x16aeba8 "xdb")
    at postgres.c:4182
#14 0x000000000081e07c in BackendRun (port=0x16d3940) at postmaster.c:4361
#15 0x000000000081d7ef in BackendStartup (port=0x16d3940) at postmaster.c:4033
---Type <return> to continue, or q <return> to quit---
#16 0x0000000000819be9 in ServerLoop () at postmaster.c:1706
#17 0x000000000081949f in PostmasterMain (argc=1, argv=0x16acb60) at postmaster.c:1379
#18 0x0000000000742941 in main (argc=1, argv=0x16acb60) at main.c:228
(gdb)