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背景

PolarDB-PG 是基于共享存储的一写多读架构，与传统数据库的主备架构有所不同：

• Standby 节点，是传统数据库的备库节点，有独立的存储，与主库节点之间通过传输完整的 WAL 日志来同步数据；
• 只读节点，也称为 Replica 节点，是 PolarDB-PG 数据库的只读备库节点，与主节点共享同一份存储，与主库节点之间通过传输 WAL Meta 日志信息来同步数据。

传统数据库支持 Standby 节点升级为主库节点的 Promote 操作，在不重启的情况下，提升备库节点为主库节点，继续提供读写服务，保证集群高可用的同时，也有效降低了实例的恢复时间 RTO。

PolarDB-PG 同样需要只读备库节点提升为主库节点的 Promote 能力，鉴于只读节点与传统数据库 Standby 节点的不同，PolarDB-PG 提出了一种一写多读架构下只读节点的 OnlinePromote 机制。

使用

使用 pg_ctl 工具对 Replica 节点执行 Promote 操作：

pg_ctl promote -D [datadir]

OnlinePromote 原理

触发机制

PolarDB-PG 使用和传统数据库一致的备库节点 Promote 方法，触发条件如下：

• 调用 pg_ctl 工具的 Promote 命令，pg_ctl 工具会向 Postmaster 进程发送信号，接收到信号的 Postmaster 进程再通知其他进程执行相应的操作，完成整个 Promote 操作。
• 在 recovery.conf 中定义 trigger file 的路径，其他组件通过生成 trigger file 来触发。

相比于传统数据库 Standby 节点的 Promote 操作，PolarDB-PG Replica 节点的 OnlinePromote 操作需要多考虑以下几个问题：

• Replica 节点 OnlinePromote 为主库节点后，需要以读写模式重新挂载共享存储；
• Replica 节点会在内存中维护一些重要的控制信息，这些控制信息在主库节点上会被持久化到共享存储中。Promote 过程中，这部分信息也需要持久化到共享存储；
• Replica 节点在内存中通过日志回放得到的数据信息，在 OnlinePromote 的过程中需要确认哪些数据可以写入共享存储；
• Replica 节点在内存中回放 WAL 日志时，缓冲区淘汰方法和不刷脏的特性与主库节点截然不同，OnlinePromote 过程中应该如何处理；
• Replica 节点 OnlinePromote 过程中，各个子进程的处理过程。

Postmaster 进程处理过程

1. Postmaster 进程发现 trigger file 文件或者接收到 OnlinePromote 命令后，进入 OnlinePromote 的处理流程；
2. 发送 SIGTERM 信号给当前所有 Backend 进程。
   • 只读节点在 OnlinePromote 过程中可以继续提供只读服务，但是只读的数据不能保证是最新的。为了避免切换过程中从新的主库节点读到旧的数据，这里先将所有的 Backend 会话断开，等 Startup 进程退出后再开始对外提供读写服务。
3. 重新以 读写模式 挂载共享存储，需要底层存储提供相应的功能支持；
4. 发送 SIGUSR2 信号给 Startup 进程，通知其结束回放并处理 OnlinePromote 操作；
5. 发送 SIGUSR2 信号给 Polar Worker 辅助进程，通知其停止对于部分 LogIndex 数据的解析，因为这部分 LogIndex 数据只对于正常运行期间的 Replica 节点有用处。
6. 发送 SIGUSR2 信号给 LogIndex BGW (Background Ground Worker) 后台回放进程，通知其处理 OnlinePromote 操作。

Startup 进程处理过程

1. Startup 进程回放完所有旧主库节点产生的 WAL 日志，生成相应的 LogIndex 数据；
2. 确认旧主库节点最后一次的 checkpoint 在 Replica 节点也完成，目的是确保对应的 checkpoint 应该在 Replica 节点本地写入的数据落盘完毕；
3. 等待确认 LogIndex BGW 进程进入 POLAR_BG_WAITING_RESET 状态；
4. 将 Replica 节点本地的数据（如 clog 等）拷贝到共享存储中；
5. 重置 WAL Meta Queue 内存空间，从共享存储中重新加载 slot 信息，并重新设置 LogIndex BGW 进程的回放位点为其与当前一致性位点两者的最小值，表示接下来 LogIndex BGW 进程从该位点开始新的回放；
6. 将节点角色设置为主库节点，并设置 LogIndex BGW 进程的状态为 POLAR_BG_ONLINE_PROMOTE，至此实例可以对外提供读写服务。

LogIndex BGW 进程处理过程

LogIndex BGW 进程有自己的状态机，在其生命周期内，一直按照该状态机运行，具体每个状态机的操作内容如下：

• POLAR_BG_WAITING_RESET：LogIndex BGW 进程状态重置，通知其他进程状态机发生变化；
• POLAR_BG_ONLINE_PROMOTE：读取 LogIndex 数据，组织并分发回放任务，利用并行回放进程组回放 WAL 日志，该状态的进程需要回放完所有的 LogIndex 数据才会进行状态切换，最后推进后台回放进程的回放位点；
• POLAR_BG_REDO_NOT_START：表示回放任务结束；
• POLAR_BG_RO_BUF_REPLAYING：Replica 节点正常运行时，进程处于该状态，读取 LogIndex 数据，按照 WAL 日志的顺序回放一定量的 WAL 日志，每回放一轮，便会推进后台回放进程的回放位点；
• POLAR_BG_PARALLEL_REPLAYING：LogIndex BGW 进程每次读取一定量的 LogIndex 数据，组织并分发回放任务，利用并行回放进程组回放 WAL 日志，每回放一轮，便会推进后台回放进程的回放位点。

LogIndex BGW 进程接收到 Postmaster 的 SIGUSR2 信号后，执行 OnlinePromote 操作的流程如下：

1. 将所有的 LogIndex 数据落盘，并切换状态为 POLAR_BG_WAITING_RESET；
2. 等待 Startup 进程将其切换为 POLAR_BG_ONLINE_PROMOTE 状态；
   • Replica 节点在执行 OnlinePromote 操作前，后台回放进程只回放在 buffer pool 中的页面；
   • Replica 节点处于 OnlinePromote 过程中时，鉴于之前主库节点可能有部分页面在内存中，未来得及落盘，所以后台回放进程按照日志顺序回放所有的 WAL 日志，并在回放后调用 MarkBufferDirty 标记该页面为脏页，等待刷脏；
   • 回放结束后，推进后台回放进程的回放位点，然后切换状态为 POLAR_BG_REDO_NOT_START。

刷脏控制

每个脏页都带有一个 Oldest LSN，该 LSN 在 FlushList 里是有序的，目的是通过这个 LSN 来确定一致性位点。

Replica 节点在 OnlinePromote 过程后，由于同时存在着回放和新的页面写入，如果像主库节点一样，直接将当前的 WAL 日志插入位点设为 Buffer 的 Oldest LSN，可能会导致：比它小的 Buffer 还未落盘，但新的一致性位点已经被设置。

所以 Replica 节点在 OnlinePromote 过程中需要面对两个问题：

• 旧主库节点的 WAL 日志回放时，如何给脏页设置 Oldest LSN；
• 新主库节点产生的脏页如何设置 Oldest LSN；

PolarDB-PG 在 Replica 节点 OnlinePromote 的过程中，将上述两类情况产生的脏页的 Oldest LSN 都设置为 LogIndex BGW 进程推进的回放位点。只有当标记为相同 Oldest LSN 的 Buffer 都落盘了，才将一致性位点向前推进。