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Greenplum恢复系统知多少

《深入浅出Greenplum内核》系列直播已经顺利完结啦！全部十场的视频内容可以前往Greenplum中文社区B站频道观看相关视频，相关PPT均已上传Greenplum中文社区网站（cn.greenplum.org)的下载页面，欢迎获取！现在让我们来回顾一下完结场活动《揭秘Greenplum恢复（Recovery）系统》的精华内容。

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视频如和文字部分有出入，请以文字为准

今天我们将给大家详细解析Greenplum恢复系统。恢复系统对于一个数据库系统是必不可少的一部分。本文将围绕4个部分进行讲述，本文内容如非特殊声明，均基于Greenplum 6。

  • 恢复系统概述
  • 预写式日志简介
  • 单节点系统恢复
  • 分布式系统恢复

首先我们会对恢复系统相关概念和预写式日志进行介绍，接着会介绍单点式的恢复系统，Greenplum在这一点上与PostgreSQL很接近，但由于Greenplum是个分布式数据库系统，因此在例如两阶段恢复等地方和PostgreSQL会有不同之处。最后我们会介绍分布式系统恢复，Greenplum作为分布式数据库系统，除了单个节点的恢复，也需要保证整个集群的一致性，本文将着重介绍这一部分。

一、系统恢复概述

在现实生活中，数据库系统可能会遇到各种各样的故障。常见的故障大致可以被分为三类：

  1. 硬件故障。例如异常断电、磁盘访问出现故障，网卡出问题等，此时，就需要针对具体情况进行恢复。
  2. 系统故障。即软件故障，这里和数据库没有太大关系，原因有多种，有可能是内核崩溃，依赖库bug等情况导致的。这一块也不是我们今天重点要介绍的内容。
  3. Postgres进程异常退出。例如OOM，bug，保护性PANIC等。这将是本文着重介绍的故障类型。在遇到这种故障时，如果是除postmaster之外的单点进程退出，整个单点Postgres会进行重启。

PostgreSQL和Greenplum的恢复系统都是基于WAL，即预写式日志。所谓预写式日志是指事务提交先写日志，事务引起的数据修改通常可以滞后，Greenplum的segment上事务提交时日志同步到从节点后才认为成功。一些表数据的页面修改可以稍后完成，从而保证了较好的性能。

在单节点上，恢复系统通常是从Checkpoint日志中redo值所代表的的位置开始重放日志。通常情况下会读取最新的checkpoint中的日志，但在某些情况下会需要读取上次的checkpoint中的日志。

Greenplum作为一个分布式数据库系统，需要分布式事务管理器和分布式恢复，而Master节点充当了这两个角色，保证整个集群的数据全局一致性。在数据恢复系统中某些场景下,需要进行人工干预：例如一些产品bug中，startup进程出现异常等情况，但这种场景较少见。如果出现需要人工干预的场景，商业用户可以寻求原厂的支持。

二、预写式日志简介

首先我们来看一个简单Insert的预写式日志的例子。

postgres=# insert into t1 select generate_series(1,10);
INSERT 0 10

上面的Insert语句中，写入了十个tuple，被分布到各个节点上，这是一个典型的两阶段事务。我们以某一个Primary为例，以完成时间顺序看这个两阶段事务日志写入情况（下为pg_xlogdump解析日志输出结果）。

  • 第一个Primary节点（其余 Primary节点类似）
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F02A0, prev 0/0C0F0238, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/6
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F02E0, prev 0/0C0F02A0, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/7
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F0320, prev 0/0C0F02E0, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/8
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F0360, prev 0/0C0F0320, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/9
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F03A0, prev 0/0C0F0360, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/10
rmgr: Transaction len (rec/tot):    376/   408, tx:        721, lsn: 0/0C0F03E0, prev 0/0C0F03A0, bkp: 0000, desc: prepare
  • Master节点
rmgr: Transaction len (rec/tot):     84/   116, tx:          0, lsn: 0/0C0FC9C8, prev 0/0C0FC988, bkp: 0000, desc: distributed commit 2021-01-12 16:29:12.085955 CST gid = 4129264608-0000032766 gid = 1610432654-0000000012, gxid = 12
  • 第一个Primary节点（其余priamry节点类似）
rmgr: Transaction len (rec/tot):     72/   104, tx:          0, lsn: 0/0C0F0578, prev 0/0C0F03E0, bkp: 0000, desc: commit prepared 721: 2021-01-12 16:29:12.086621 CST gid = 139787424-0000000000 gid = 1610432654-0000000012 gxid = 12
  • Master 节点
rmgr: Transaction len (rec/tot):     28/    60, tx:          0, lsn: 0/0C0FCA40, prev 0/0C0FC9C8, bkp: 0000, desc: distributed forget  gid = 1610432654-0000000012, gxid = 12

两阶段事务的参与者prepare后，协调器会发commit prepare给所有的节点。Master的节点接收到所有节点的prepare信息后，如果其中一个节点prepare不成功，就会给所有的节点发prepare回滚的指令。如果所有的节点prepare成功，Master会在本地写一个distributed commit日志，所有的primary节点才会发起两阶段提交，因此在上面的例子中，我们会看到 Primary节点上会有一个commit prepared的日志。最后master节点上会写一个distributed forget的日志。

虽然整个流程较为简单，但有很多细节需要考量。这里我们可以思考三个问题：

问题1：为什么master先做distributed commit再发起segment上两阶段提交？

问题2：PREPARE日志需要同步到从端才告诉master PREPARE成功吗？

问题3：为什么有一个distributed forget日志? 需要吗？

大家可以带着问题看文章，这三个问题将在后面的内容中进行解答。

1.预写式日志

预写式日志通常是指在事务提交之前写日志，提交时候刷盘日志，根据主从设置来规范提交完成。Greenplum较为严格，要求远端刷新，例如在事务提交时，必须要求mirror刷盘成功才认为事务成功。当然这样或多或少会影响一些性能，但是很好保证了数据的可靠性。

Greenplum基于redo日志。日志会一直增长，但系统会自动删除回收一些无用的日志文件，这一操作主要发生在checkpoint的时候。checkpoint一般有两种情况，一种是主动的，主动运行checkpoint的命令，一种是被动的，checkpoint进程会每隔一段时间自动运行checkpoint。

WAL主要应用于单机恢复以及流式复制。流式复制主要用于主从方案高可用，相关内容在上一次活动中已详细介绍，从内部来看流失复制也可以被看作是一种archive recovery。

Greenplum的日志文件大小为64兆， PostgreSQL缺省是16兆，每个文件内部以32K大小为一个日志页面，这里需要注意不要和Buffer页面大小混淆。日志位置以LSN（Log Sequence Number）记录位置，例如：0/57920DE8 实际是一个64bit数。日志文件内容除了日志还包含一些元数据，例如日志页面头信息等。

2.预写式日志格式

下图为一个典型的预写式日志格式。

其中备份块数据与Full Page Write相关，这一点我们会在后文中介绍。

  • 日志头信息

首先我们看一下日志头信息。具体可以看下面的表格，下面信息可以用于进行日志正确性的检查。

  • 预写式日志文件

我们现在进入Greenplum的任何一个节点，例如Segment或Master节点，再进入pg_xlog目录来看一下有哪些文件。下图大小64M的是日志文件。

drwx------ 2 pguo        6 Mar 15 22:30 archive_status
-rw------- 1 pguo 67108864 Mar 15 22:35 000000010000000000000002
-rw------- 1 pguo 67108864 Mar 15 22:35 000000010000000000000003
-rw------- 1 pguo       41 Mar 15 22:35 00000002.history
-rw------- 1 pguo 67108864 Mar 15 22:36 000000020000000000000003
-rw------- 1 pguo       83 Mar 15 22:37 00000003.history
-rw------- 1 pguo 67108864 Mar 15 22:44 000000030000000000000003
-rw------- 1 pguo 67108864 Mar 15 22:45 000000030000000000000004

日志文件名格式：

Greenplum上记录了每次TimeLine ID切换时候的LSN信息。TimeLine ID记录的各种“分叉”，比如主从切换的时候。长数字串文件名的是日志文件。

  • Greenplum支持的资源管理列表

Greenplum支持的资源管理列表如下：

PG_RMGR(RM_XLOG_ID, "XLOG", xlog_redo, xlog_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_XACT_ID, "Transaction", xact_redo, xact_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_SMGR_ID, "Storage", smgr_redo, smgr_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_CLOG_ID, "CLOG", clog_redo, clog_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_DBASE_ID, "Database", dbase_redo, dbase_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_TBLSPC_ID, "Tablespace", tblspc_redo, tblspc_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_MULTIXACT_ID, "MultiXact", multixact_redo, multixact_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_RELMAP_ID, "RelMap", relmap_redo, relmap_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_STANDBY_ID, "Standby", standby_redo, standby_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_HEAP2_ID, "Heap2", heap2_redo, heap2_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_HEAP_ID, "Heap", heap_redo, heap_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_BTREE_ID, "Btree", btree_redo, btree_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_HASH_ID, "Hash", hash_redo, hash_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_GIN_ID, "Gin", gin_redo, gin_desc, gin_xlog_startup, gin_xlog_cleanup)
PG_RMGR(RM_GIST_ID, "Gist", gist_redo, gist_desc, gist_xlog_startup, gist_xlog_cleanup)
PG_RMGR(RM_SEQ_ID, "Sequence", seq_redo, seq_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_SPGIST_ID, "SPGist", spg_redo, spg_desc, spg_xlog_startup, spg_xlog_cleanup)
PG_RMGR(RM_BITMAP_ID, "Bitmap", bitmap_redo, bitmap_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_DISTRIBUTEDLOG_ID, "DistributedLog", DistributedLog_redo, DistributedLog_desc, NULL, NULL)
PG_RMGR(RM_APPEND_ONLY_ID, "Appendonly", appendonly_redo, appendonly_desc, NULL, NULL)

三、单节点系统恢复

1.单节点恢复（Postgres进程异常退出）

接下来我们看一下单节点系统恢复。上文中我们提到了它是由startup进程完成的，主要目的是确保恢复之后整个单机的数据正确工作，即数据的一致性可以得到保证。在Greenplum上事务提交或者回滚的事务修改需要确保落地，而不影响数据的一致性。

  • Postmaster退出：外部组件重新启动单点服务。比如FTS自动标记节点为’d’后通过gprecoverseg完成。
  • Postgres后端进程异常退出，Postmaster自动重启后端， segment上如果重启足够快FTS不会标记这个节点为’d’。否则gprecoverseg恢复。
  • 不论如何，postgres重启后，恢复系统会尽力先启动以确保数据库在正确状态，方便gprecoverseg增量恢复。
  • 增量恢复失败（不一定是产品bug）可以改用全量恢复(gprecoverseg –F，慢，但是基本不会失败)
  • 全量恢复失败：仔细看清原因，修复，绕过，重试，必要时候找对应的商业支持（硬件、OS、数据库）

2.Master/Standby

说完了segment上的恢复机制，现在我们来看一下Master/Standby上恢复机制。

  • gpdb 7开始支持master (master改叫coordinator）节点自动切换。
  • gpdb6或者以前版本用外部工具管理切换和激活standby。
  • 也可以用相关工具重建一个新的standby。

3.单节点恢复过程实现

前文已经提到Startup进程是恢复进程。Postmaster最早启动（除了logger进程）startup进程，不允许libpq连接（正常或者utility mode）。恢复时是依赖pg_control文件和日志文件，其中pg_control是Greenplum和PostgreSQL最核心的恢复系统文件，它记录了很多日志文件系统的元数据。

核心函数是StartupXLOG（）：

  • 基本原理是从一个日志起点循环读取日志和重放。

较为典型的是读取pg_control文件中的checkpoint LSN，在根据这个值在日志中读取checkpoint日志的redo值作为重放起点。

  • 循环什么时候退出？

对主(Master/Primary)节点来说做完所有日志重放就可以结束循环最后startup进程退出。

对从节点循环不会退出，一直等待主节点的日志流数据传输，除非被promote（主从切换）或者出错。

  • 整个函数还有大量各种细节分支

比如：unlogged表truncate，replication slot处理等。这里将不做不赘述，感兴趣的小伙伴可以给我们留言，我们可以在后续的公开课中细讲。

  • 函数中包含Greenplum特有的分布式相关日志的处理。
  • Startup进程如果出错，一般会比较复杂，需要小心处理。

如果其对应的主或对应的从节点数据库没问题，即使这个节点有问题也可以gprecoverseg恢复。

  • 慎用pg_resetxlog工具。

社群里有看到社区的小伙伴使用这个工具，需要提醒大家慎用。使用此工具可能会造成数据不一致，因此我们不推荐使用。一般在Segment和Master节点均出现问题，数据库已经无法恢复时，才会考虑使用这个工具。

4.单节点恢复过程实现（续）

在上一小节中，我们了解了单节点恢复过程实现的一些细节，那我们如何定义重放循环结束呢？一般在以下几种情景下：

  • 日志格式检查发现已无合法日志（参见日志头数据结构），比如在主节点
  • 如果日志来源是在进行中的流复制，循环一直不结束，比如从节点。直到出错或者从主切换，跳出循环，从变成主。

那如何定义mirror节点呢？

在Greenplum 6版本中，在Mirror的Data目录下，我们可以看到名为recovery.conf的文件，记录了如何连接主节点的信息。这一方式仅针对Greenplum 6, 在Greenplum 7中会有所改动。

$ cat recovery.conf
standby_mode = 'on'
primary_conninfo = 'user=pguo host=host67 port=6002 sslmode=prefer sslcompression=1 krbsrvname=postgres application_name=gp_walreceiver'
primary_slot_name = 'internal_wal_replication_slot'

5.Full Page Write

下面我们来介绍一下Full Page Write，前面在介绍日志的时候，我们有提到备份块。在机器断电的时候，存在一个背景进程，会持续不断将数据页面刷到文件中。磁盘具有原子单位，例如很久以前老的磁盘，512字节就是一个原子单位，背景进程在刷数据时可能会出现只刷了一部分数据的情况。此时，如果出现机器断电，数据页面checksum不对页面装载失败，数据的正确性就无法得到保证。

针对这种情况，如果一个日志是Checkpoint.redo后第一次修改了某个页面的日志，可以先把老的整个页面存一份在日志中，确保checkpoint.redo位置开始的重放一定能基于正确的数据页面。

相关判断逻辑：

page = BufferGetPage(rdata->buffer);
​
/*
* We assume page LSN is first data on *every* page that can be passed to
* XLogInsert, whether it has the standard page layout or not. We don't
* need to take the buffer header lock for PageGetLSN if we hold an
* exclusive lock on the page and/or the relation.
*/
if (holdsExclusiveLock)
*lsn = PageGetLSN(page);
else
*lsn = BufferGetLSNAtomic(rdata->buffer);
​
if (*lsn <= RedoRecPtr)
{
/* 页面需要被backup */

6.日记的回收和删除

前文我们提到checkpoint会回收删除老旧的日志文件，哪哪些文件不删呢？保留日志文件原则如下：

  • 不能删除Checkpoint.redo LSN后的日志。因为这些日志相关数据有可能还未刷盘。
  • 最老的Prepared但是还没有Commit/Abort的位置开始的日志不能删。这一点仅限于GP6，在Greenplum7中，在这种场景下，会将prepare日志写入文件中。
  • Replication Slot上记录的日志最新同步位置之后的日志不能删。Replication Slot是用于记录主从之间的同步的进度。
  • guc wal_keep_segments条件要满足。
  • Guc max_slot_wal_keep_size 要满足（6.10.0及以上才有，缺省值不影响）。

老旧的日志文件处理会由checkpoint进程自动完成，应此建议大家尽量不要使用pg_resetxlog工具。

7.gprecoverseg

gprecoveryseg是一个很重要的工具。在需要做主从节点切换，或者需要rebalance回来，都需要使用这个工具。gprecoveryseg有两种模式，一种是增量一种是全量。

这是一个python应用用于集群节点自动恢复。它用于并发多节点的恢复。增量恢复基于pg_rewind工具，全量恢复基于pg_basebackup工具。

如果增量恢复失败就可以改用全量恢复，前提是 primary或者mirror中有一个是正常工作的，如果两个都故障了，那无法进行恢复了。此外问题节点需要完善，如果出现例如节点的文件系统损坏的情况，也无法进行恢复。

四、分布式系统恢复

1.分布式恢复

分布式数据库需要分布式事务保证全局可见性。在进行查询时，可能会被dispatch到不同的节点上，Query在不同节点上事务启动顺序可能不同，一个全局的顺序才能保证事务看到的顺序是一致的。

Greenplum使用的是经典的两阶段提交的协议，

  • 第一阶段完成事务写后发起PREPARE请求并完成，代表如果事务最后如果提交肯定和必须得成功。
  • PREPARE完成：日志落盘并同步到从节点（否则发生failover后master发起PREPARE提交会失败。）
  • 第二阶段提交：有一个节点提交失败，其他节点提交成功。如果不干预，对可见性影响。
  • 比如不能insert 1000个数据报告客户端成功，但是最后查询只能返回900个数据。

在Greenplum 6版本上加入了一种新的被称为一阶段提交的优化，这里将不做赘述，相关细节可以参考相关文章。

分布式恢复主要指master（负责全局分布式事务管理）的dtx recovery进程，确保两阶段提交或者回滚能在所有受影响节点“落地”。做分布式恢复的前提是所有primary节点都能够正常连接访问。

Greenplum不支持显示的PREPARE等Postgres上两阶段相关的Query命令，虽然内部实现还是使用了其相关代码。这些代码在utility mode是可以运行的，但如果不非常熟悉原理，建议不要这么操作。

2.Greenplum 分布式事务相关日志处理

和PostgreSQL有所不同的是，在Greenplum中，Checkpoint日志本身会记录还没有处理（日志重放）完毕的分布式事务相关的元数据，包括master和segment节点上的相关日志。

Greenplum 6早期版本有一些bug会导致某些场景下各种问题，例如

  • 因为orphaned事务导致日志文件累积无法被自动删除或者回收
  • requested WAL segment * has already been removed
  • Primary的startup进程hang
  • Standby报overflow的PANIC

这些问题均已被修复。大家在使用Greenplum过程中如果遇到这些问题，请至少升级到Greenplum 6.12.1或者更高版本。建议大家多关注新版本的release note来获得版本更新资讯。

3.Greenplum 分布式事务相关恢复

Primary如果在两阶段提交 /回滚的阶段时候无法完成， master会重试两阶段提交/回滚事务，等候Primary节点恢复或者主从切换，如果重试超过一定次数：

  • 如果是两阶段提交，会PANIC。
  • 如果是两阶段回滚，会转交dtx recovery进程继续尝试（避免了PANIC）

那么为什么两阶段回滚不需要PANIC? 这一块早期实现其实是会直接PANIC。PANIC不友好，会导致所有连接断开，单机恢复也需要时间影响服务可用性。两阶段回滚失败不处理也会占用两阶段PREPARE后的资源，例如锁等，但不影响数据全局一致性。因此会转交Dtx recovery process继续回滚。

现在我们再来复习一下前面提到的两阶段提交日志类型。

postgres=# insert into t1 select generate_series(1,10);
INSERT 0 10
​
第一个Primary节点 （其他Primary节点类似）
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F02A0, prev 0/0C0F0238, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/6
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F02E0, prev 0/0C0F02A0, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/7
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F0320, prev 0/0C0F02E0, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/8
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F0360, prev 0/0C0F0320, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/9
rmgr: Heap        len (rec/tot):     31/    63, tx:        721, lsn: 0/0C0F03A0, prev 0/0C0F0360, bkp: 0000, desc: insert: rel 1663/12812/16391; tid 0/10
rmgr: Transaction len (rec/tot):    376/   408, tx:        721, lsn: 0/0C0F03E0, prev 0/0C0F03A0, bkp: 0000, desc: prepare
​
Master节点
rmgr: Transaction len (rec/tot):     84/   116, tx:          0, lsn: 0/0C0FC9C8, prev 0/0C0FC988, bkp: 0000, desc: distributed commit 2021-01-12 16:29:12.085955 CST gid = 4129264608-0000032766 gid = 1610432654-0000000012, gxid = 12
​
第一个Primary节点（其他Primary节点类似）
rmgr: Transaction len (rec/tot):     72/   104, tx:          0, lsn: 0/0C0F0578, prev 0/0C0F03E0, bkp: 0000, desc: commit prepared 721: 2021-01-12 16:29:12.086621 CST gid = 139787424-0000000000 gid = 1610432654-0000000012 gxid = 12
​
Master 节点
rmgr: Transaction len (rec/tot):     28/    60, tx:          0, lsn: 0/0C0FCA40, prev 0/0C0FC9C8, bkp: 0000, desc: distributed forget  gid = 1610432654-0000000012, gxid = 12

前文中我们解释了整个流程，并提出了几个问题，现在让我们来解答一下这几个问题：

问题1：为什么master先做distributed commit再发起segment上两阶段提交？

如果在prepare完成后，直接做commit prepare，此时，如果master postgres进程 PANIC了，重启后prepare进程是abort 还是commit呢？如果没有distributed commit进程就需要确认两阶段进程的状态，这样显然不友好，会对性能产生影响。因此这里需要先写一个本地提交，再做两阶段提交。另外master上不prepare，如果两阶段是会务有master上的写，也需要本地先事务提交。

问题2：PREPARE日志需要同步到从端才告诉master PREPARE成功吗？

防止segment上主从切换后也能完成两阶段事务。PREPARE完成代表如果master发起提交一定要成功。

问题3：为什么有一个distributed forget日志? 需要吗？

如果看到distributed forget日志，就会知道两阶段提交已经成功。如果没有看到，有可能出现segment 上的commit prepare未完成，或未发送到，就需要重新发送两阶段commit prepare的命令

4.Master dtx recovery进程

Master启动会先启动自身单节点恢复过程(startup process)，其后启动dtx recovery进程，其功能如下：

  • 如果检测到master上有两阶段事务只是DISTRIBUTED_COMMIT但是还没有DISTRIBUTED_FORGET，在segment上发起两阶段提交请求。
  • 为什么master先提交本地DISTRIBUTED_COMMIT事务再在segment上发起两阶段提交，作用之一在于此。
  • 写入DISTRIBUTED_FORGET日志作用也在于此，这个日志写入时候不立刻刷盘（想想为什么？）所以代价不大。
  • 如果在segment上 (Dispatch相关的UDF)检测到还有Prepared的事务但是还没有commit/abort的（所谓orphaned的 两阶段事务)，对这种事务发起两阶段回滚请求。

这些步骤完成后master才会接受新的客户端连接。因为这种残留事务影响大比如日志文件累积无法删除，占用资源，Greenplum6上对上述第二种场景会进一步周期性的检查。

orphaned两阶段事务发生的场景主要包括以下几种情况：

  • master/standby切换或者master异常重启可能会有（虽然发生概率不那么高）。
  • 前面提到的两阶段回滚（Abort Prepared）重试失败了，dtx recovery需要继续尝试回滚这些orphaned事务。
  • 产品bug。但现在大部分bug已经被修复，具体可以参考release note。

Dtx recovery进程会一直存在，不会退出。

随着本文的结束，《深入浅出Greenplum内核》系列直播也正式完结啦！我们将在年后为大家带来更多精彩的活动和内容，记得关注我们哦！

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