计划阅读是一门值得写一篇教程的艺术，而我还没来得及写。下面是一些快速而粗糙的解释。

目前 EXPLAIN 给出的数字包括：

代价以磁盘页获取次数为单位度量。（CPU 工作量估计用一些相当任意的主观因子换算成磁盘页单位。如果你想试验这些因子，请参阅 SET参考页。）重要的是要注意，上层节点的代价包括其所有子节点的代价。同样重要的是要认识到，代价只反映规划器/优化器关心的东西。特别地，代价不考虑把结果元组传输到前端所花的时间——这可能是实际耗时的一个相当主要的因素，但规划器忽略它，因为它无法通过改变计划来改变它。（我们相信每个正确的计划都会输出相同的元组集。）

输出行数有点棘手，因为它不是查询处理/扫描的行数——它通常更少，反映在该节点上应用的所有 WHERE 子句约束的估计选择率。

平均宽度是相当虚假的，因为系统实际上并不知道变长列的平均长度。我在考虑将来改进这一点，但可能不值得费这个麻烦，因为宽度的用途不多。

下面是一些例子（使用经过 vacuum analyze 的回归测试数据库，以及接近 7.0 的源代码）：

regression=# explain select * from tenk1;
NOTICE:  QUERY PLAN:

Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..333.00 rows=10000 width=148)
    

这是最直白的情况。如果你执行

select * from pg_class where relname = 'tenk1';
    

你会发现 tenk1 有 233 个磁盘页和 10000 个元组。所以代价估计为 233 次块读取（每次定义为 1.0），加上 10000 * cpu_tuple_cost（当前为 0.01，试试 show cpu_tuple_cost）。

现在让我们修改查询，加一个限定子句：

regression=# explain select * from tenk1 where unique1 < 1000;
NOTICE:  QUERY PLAN:

Seq Scan on tenk1  (cost=0.00..358.00 rows=1000 width=148)
    

由于 WHERE 子句，输出行数的估计下降了。（估计异常准确只是因为 tenk1 是一个特别简单的例子——unique1 列有 10000 个从 0 到 9999 的不同值，所以估计器在列的最小值和最大值之间做的线性插值正好命中。）然而，扫描仍然必须访问全部 10000 行，所以代价没有降低；实际上它还略微上升了，以反映检查 WHERE 条件额外花费的 CPU 时间。

再修改查询，进一步收紧限定：

regression=# explain select * from tenk1 where unique1 < 100;
NOTICE:  QUERY PLAN:

Index Scan using tenk1_unique1 on tenk1  (cost=0.00..89.35 rows=100 width=148)
    

你会看到，如果我们让 WHERE 条件足够有选择性，规划器最终会判定索引扫描比顺序扫描便宜。由于索引，这个计划只需访问 100 个元组，所以尽管每次单独的获取很昂贵，它仍然胜出。

再给限定加一个条件：

regression=# explain select * from tenk1 where unique1 < 100 and
regression-# stringu1 = 'xxx';
NOTICE:  QUERY PLAN:

Index Scan using tenk1_unique1 on tenk1  (cost=0.00..89.60 rows=1 width=148)
    

添加的子句 "stringu1 = 'xxx'" 降低了输出行数的估计，但没有降低代价，因为我们仍然要访问同一批元组。

让我们试着用一直在讨论的字段连接两个表：

regression=# explain select * from tenk1 t1, tenk2 t2 where t1.unique1 < 100
regression-# and t1.unique2 = t2.unique2;
NOTICE:  QUERY PLAN:

Nested Loop  (cost=0.00..144.07 rows=100 width=296)
  ->  Index Scan using tenk1_unique1 on tenk1 t1
             (cost=0.00..89.35 rows=100 width=148)
  ->  Index Scan using tenk2_unique2 on tenk2 t2
             (cost=0.00..0.53 rows=1 width=148)
    

在这个嵌套循环连接中，外层扫描与倒数第二个例子中的索引扫描相同，所以其代价和行数也相同，因为我们在该节点上应用的是 "unique1 < 100" WHERE 子句。"t1.unique2 = t2.unique2" 子句此时还不相关，所以它不影响外层扫描的行数。对于内层扫描，当前外层扫描元组的 unique2 值被代入内层索引扫描，产生一个形如 "t2.unique2 = 常量" 的索引限定。所以我们得到的内层扫描计划和代价，与例如 "explain select * from tenk2 where unique2 = 42" 得到的相同。循环节点的代价随后在外层扫描代价的基础上设定，加上每个外层元组一次的内层扫描重复（这里是 100 * 0.53），再加上一点用于连接处理的 CPU 时间。

在这个例子中，循环的输出行数是两个扫描行数的乘积，但一般并非如此，因为一般你可能会有同时提到两个关系的 WHERE 子句，它们只能在连接点上应用，而不能应用于任一输入扫描。例如，如果我们加上 "WHERE ... AND t1.hundred < t2.hundred"，那会降低连接节点的输出行数，但不改变任一输入扫描。

我们可以通过强制规划器无视它认为获胜的策略来查看不同的计划（一个相当粗糙的工具，但我们目前只有这个）：

regression=# set enable_nestloop = off;
SET VARIABLE
regression=# explain select * from tenk1 t1, tenk2 t2 where t1.unique1 < 100
regression-# and t1.unique2 = t2.unique2;
NOTICE:  QUERY PLAN:

Hash Join  (cost=89.60..574.10 rows=100 width=296)
  ->  Seq Scan on tenk2 t2
               (cost=0.00..333.00 rows=10000 width=148)
  ->  Hash  (cost=89.35..89.35 rows=100 width=148)
        ->  Index Scan using tenk1_unique1 on tenk1 t1
               (cost=0.00..89.35 rows=100 width=148)
    

这个计划提议用同样的老索引扫描提取 tenk1 的 100 个感兴趣的行，把它们存入一个内存散列表，然后对 tenk2 做顺序扫描，在每个 tenk2 元组上探查散列表以寻找 "t1.unique2 = t2.unique2" 的可能匹配。读取 tenk1 并建立散列表的代价完全是散列连接的启动代价，因为在我们能开始读取 tenk2 之前不会得到任何元组。连接的总时间估计还包括探查散列表 10000 次的相当可观的 CPU 时间费用。但注意，我们没有收取 10000 次 89.35；在这种计划类型中散列表的建立只做一次。