在PostgreSQL的日常运维中，即使autovacuum进程已正常触发，死元组（deadtuples）未被有效清理的情况仍时有发生。传统上，长事务往往是首要怀疑对象，但本文将揭示另一种常见却易被忽视的原因：高并发场景下的页面锁竞争。

一、问题核心：页面清理的准入条件

Autovacuum以页面为单位进行清理。出于并发控制的考量，清理操作不能随意执行，必须首先获取相应的锁。虽然PostgreSQL的MVCC机制实现了读写事务的隔离，但对于物理页面本身，同一时刻仍需遵循“要么读、要么写”的互斥原则。

因此，在清理页面前，autovacuum必须获取该页面的写锁（ExclusiveLock）。然而，仅持有写锁仍不足以安全地进行清理。PostgreSQL要求，执行页面清理（尤其是涉及移动元组、更新行指针等操作）时，必须获得一个更严格的锁——超级排他锁（CleanupLock）。

二、深入解析：写锁与超级排他锁的本质区别

关键在于理解两种锁所保证的隔离级别不同：

写锁：阻止其他会话对页面进行写入，但允许读取。

超级排他锁：不仅要求获得写权限，还必须确保当前没有任何其他会话正在访问（Pin住）该页面。

这里涉及到PostgreSQL的核心内存管理与数据访问机制：

1.数据传递方式：存储层向SQL层返回数据时，传递的是共享缓冲区（sharedbuffer）中页面的引用，而非数据的完整拷贝。具体数据通过行指针（LinePointer）进行定位访问。

2.性能优化策略：为提升扫描效率（无论是全表扫描还是索引扫描），执行器通常会在其内存上下文中缓存一批行指针。通过迭代（`next`）方式逐条返回结果。在读取完一个页面的所有缓存数据后，才转向下一个页面。

3.锁与Pin的生命周期：在缓存页面行指针前，会话会对页面加读锁。读取完成后，读锁会被释放，但对该页面的“Pin”通常会被保持更长时间（直到事务结束或缓存被替换）。这个持久的Pin会阻止autovacuum获得超级排他锁，因为清理操作可能会改变元组的物理位置（offset），若此时仍有会话持有着旧的行指针缓存，将导致读取到错误数据。

因此，超级排他锁是堆表和索引在执行物理清理时必须遵循的铁律，其根本目的是保证在页面结构被修改的瞬间，绝对没有其他活跃的数据引用存在。

三、症结所在：为何Autovacuum会“跳过”死元组？

至此，问题变得清晰：即使没有长事务持有旧快照，只要autovacuum在清理某个页面时，无法获得该页面的超级排他锁（即仍有其他会话Pin住该页面），它就无法清理该页面上的死元组。

那么，autovacuum遇到锁竞争时的行为是怎样的？是跳过还是等待？这取决于其运行模式：

惰性模式（LazyMode）：如果无法立即获得超级排他锁，autovacuum会选择跳过这个页面，继续处理其他页面。

积极模式（AggressiveMode）：如果该页面上确实存在需要冻结（freeze）的元组，autovacuum会进入等待状态，直到成功获得超级排他锁。

相关代码逻辑可简化理解为：

```c

if(!ConditionalLockBufferForCleanup(buf)){//尝试非阻塞获取超级排他锁

LockBuffer(buf,BUFFER_LOCK_SHARE);//先获取共享锁进行检查

if(lazy_scan_noprune(...)){//如果检查发现无需深度清理

continue;//跳过此页面

}

LockBuffer(buf,BUFFER_LOCK_UNLOCK);

LockBufferForCleanup(buf);//阻塞等待，直到获得超级排他锁

}

```

这也解释了在高并发写入的业务表上，处于积极模式的autovacuum可能会异常缓慢，其堆栈（stacktrace）往往会显示它卡在等待`LockBufferForCleanup`上。

四、总结

本文剖析了一个常见但易被误诊的性能问题：autovacuum未能有效清理死元组，未必是由于系统存在长事务或autovacuum未触发，而很可能是因为目标表上的并发访问过高，导致autovacuum进程在清理关键页面时，因无法获取超级排他锁而被迫跳过或长时间等待。

排查建议：当遇到死元组堆积、表膨胀加剧时，在排除长事务因素后，应结合`pg_stat_all_tables`等视图监控表的更新频率与autovacuum活动，并检查是否存在持续的高并发查询或写入，这些操作可能会长期Pin住热点页面，阻碍清理工作的进行。