华为云用户手册

列表分区 列表分区（List Partition）能够通过在每个分区的描述中为分区键指定离散值列表来显式控制行如何映射到分区。列表分区的优势在于可以以枚举分区值方式对数据进行分区，可以对无序和不相关的数据集进行分组和组织。对于未定义在列表中的分区键值，可以使用默认分区（DEFAULT）来进行数据的保存，这样所有未映射到任何其他分区的行都不会生成错误。示例如下： gaussdb=# CREATE TABLE bmsql_order_line ( ol_w_id INTEGER NOT NULL, ol_d_id INTEGER NOT NULL, ol_o_id INTEGER NOT NULL, ol_number INTEGER NOT NULL, ol_i_id INTEGER NOT NULL, ol_delivery_d TIMESTAMP, ol_amount DECIMAL(6,2), ol_supply_w_id INTEGER, ol_quantity INTEGER, ol_dist_info CHAR(24))PARTITION BY LIST(ol_d_id)( PARTITION p0 VALUES (1,4,7), PARTITION p1 VALUES (2,5,8), PARTITION p2 VALUES (3,6,9), PARTITION p3 VALUES (DEFAULT));--清理示例gaussdb=# DROP TABLE bmsql_order_line; 上述例子和之前给出的哈希分区的例子类似，同样通过ol_d_id列进行分区，但是在List分区中直接通过对ol_d_id的可能取值范围进行限定，不在列表中的数据会进入p3分区（DEFAULT）。相比哈希分区，List列表分区对分区键的可控性更好，往往能够将目标数据保存在预想的分区中，但是如果列表值较多时在分区定义时变得麻烦，该情况下推荐使用Hash哈希分区。List、Hash分区往往都是处理无序、不相关的数据集进行分组和组织。 列表分区的分区键最多支持16列。如果分区键定义为1列，子分区定义时List列表中的枚举值不允许为NULL值；如果分区键定义为多列，子分区定义时List列表中的枚举值允许有NULL值。 父主题： 分区策略

大容量数据库背景介绍 随着处理数据量的日益增长和使用场景的多样化，数据库越来越多地面对容量大、数据多样化的场景。在过去数据库业界发展的20多年时间里，数据量从最初的MB、GB级逐渐发展到现在的TB级，在如此数据大规模、数据多样化的客观背景下，数据库管理系统（DBMS）在数据查询、数据管理方面提出了更高的要求，客观上要求数据库能够支持多种优化查找策略和管理运维方式。 在计算机科学经典的算法中，人们通常使用分治法（Divide and Conquer）解决场景和规模较大的问题。其基本思想就是把一个复杂的问题分成两个或更多的相同或相似的子问题，再把子问题分成更小的子问题直到最后子问题可以简单的直接求解，原问题的解可看成子问题的解的合并。对于大容量数据场景，数据库提供对数据进行“分治处理”的方式即分区，将逻辑数据库或其组成元素划分为不同的独立部分，每一个分区维护逻辑上存在相类似属性的数据，这样就把庞大的数据整体进行了切分，有利于数据的管理、查找和维护。 父主题： 大容量数据库

SQL函数解码性能 在Benchmarksql-5.0的100warehouse场景下，采用pg_logical_slot_get_changes时： 单次解码数据量4K行（对应约5MB～10MB日志），解码性能0.3MB/s～0.5 MB/s。 单次解码数据量32K行（对应约40MB～80MB日志），解码性能3MB/s～5MB/s。 单次解码数据量256K行（对应约320MB～640MB日志），解码性能3MB/s～5MB/s。 单次解码数据量再增大，解码性能无明显提升。 如果采用pg_logical_slot_peek_changes + pg_replication_slot_advance方式，解码性能相比采用pg_logical_slot_get_changes时要下降30%～50%。

设置存储引擎 存储引擎会对数据库整体效率和性能具有巨大影响，请根据实际需求选择适当的存储引擎。用户可使用WITH ( [ORIENTATION | STORAGE_TYPE] [= value] [, ... ] )为表或索引指定一个可选的存储参数。参数的详细描述如下所示： ORIENTATION STORAGE_TYPE ROW（缺省值）：表的数据将以行式存储。 [USTORE(缺省值)|ASTORE|空] 如果ORIENTATION指定为ROW，且STORAGE_TYPE为空的情况下创建出的表类型取决于GUC参数enable_default_ustore_table（取值为on/off，默认情况为on）：如果参数设置为on，创建出的表为Ustore类型；如果为off，创建出的表为Astore类型。 具体示例如下： gaussdb=# CREATE TABLE TEST(a int);gaussdb=# \d+ test Table "public.test" Column | Type | Modifiers | Storage | Stats target | Description--------+---------+-----------+---------+--------------+------------- a | integer | | plain | |Has OIDs: noOptions: orientation=row, compression=no, storage_type=USTOREgaussdb=# CREATE TABLE TEST1(a int) with(orientation=row, storage_type=ustore);gaussdb=# \d+ test1Table "public.test1" Column | Type | Modifiers | Storage | Stats target | Description--------+---------+-----------+---------+--------------+------------- a | integer | | plain | |Has OIDs: noOptions: orientation=row, storage_type=ustore, compression=nogaussdb=# CREATE TABLE TEST2(a int) with(orientation=row, storage_type=astore);gaussdb=# \d+ test2Table "public.test2" Column | Type | Modifiers | Storage | Stats target | Description--------+---------+-----------+---------+--------------+------------- a | integer | | plain | |Has OIDs: noOptions: orientation=row, storage_type=astore, compression=nogaussdb=# create table test4(a int) with(orientation=row);gaussdb=# \d+ List of relations Schema | Name | Type | Owner | Size | Storage | Description--------+-------+-------+-----------+---------+------------------------------------------------------+------------- public | test4 | table | l30048445 | 0 bytes | {orientation=row,compression=no,storage_type=USTORE} |(1 row)gaussdb=# show enable_default_ustore_table; enable_default_ustore_table----------------------------- on(1 row) 父主题： 存储引擎体系架构

RCR(Row Consistency Read) UB-tree多版本管理 UB-tree的多版本管理采用基于Key的多版本管理，最新版本和历史版本均在UB-tree上。 为了节省空间，xmin/xmax采用xid-base + delta的方式表示，64位的xid-base储存在页面上，元组上储存32位的delta。页面上xid-base也需要通过额外的逻辑进行维护。 UB-tree插入或者删除key时按照key + TID的顺序排列，索引列相同的元组按照对应元组的TID作为第二关键字进行排序。会将xmin、xmax追加到key的后面。 索引分裂时，多版本信息随着key的迁移而迁移。 父主题： Index

怎么配置回滚段大小 一般情况下回滚段大小的参数使用默认值即可。为了达到最佳性能，部分场景下可调整回滚段大小的相关参数，具体场景与设置方法如下。 保留给定时间内的历史版本数据。 当使用闪回或者支撑问题定位时，通常希望保留更多历史版本数据，此时需要修改undo_retention_time。undo_retention_time默认值是0，取值范围为 0~3天。 调整的推荐值为900s，需要注意的是，undo_retention_time的取值越大，对业务的影响除了Undo空间占用增多，也会造成数据空间膨胀，进一步影响数据扫描更新性能。当不使用闪回或者希望减少历史旧版本的磁盘空间占用时，需要将undo_retention_time调小来达到最佳性能。可以通过如下方法选择更适合自己业务模型的取值。 查询guc参数undo_space_limit_size，查询视图gs_stat_undo，获取近期undo空间平均增长速度avg_space_increse_speed与当前undo占用空间curr_used_undo_size，计算undo_retention_time的建议值new_val = 0.5 * (undo_space_limit_size * 0.8 - curr_used_undo_size) / avg_space_increse_speed。 保留给定空间大小的历史版本数据。 如果业务中存在长事务或大事务可能导致Undo空间膨胀时，需要将undo_space_limit_size调大，undo_space_limit_size默认值为256GB，取值范围为800MB~16TB。 在磁盘空间允许的条件下，推荐undo_space_limit_size设置翻倍。同时undo_space_limit_size的取值越大则占用磁盘空间越大，可能降低性能。如果查询gs_stat_undo()的curr_used_undo_size发现不存在Undo空间膨胀，可以恢复为原值。 调整undo_space_limit_size后可相应提高单事务平均占用undo空间undo_limit_size_per_transaction的取值，undo_limit_size_per_transaction取值范围为2MB~16TB，默认值为32GB。设置时建议undo_limit_size_per_transaction不超过undo_space_limit_size，即单事务Undo分配空间阈值不大于Undo总空间阈值。 为了更准确设置该参数来达到最佳性能，建议采用如下方式进行计算。 undo_space_limit_size：查询视图gs_stat_undo，获取近期undo空间平均增长速度avg_space_increse_speed和curr_used_undo_size，计算undo_space_limit_size的建议值new_val = 86400 * 30 * avg_space_increse_speed + curr_used_undo_size。 undo_limit_size_per_transaction：查询gs_stat_undo()，获取单事务最大占用undo空间max_xact_space（503.2版本中扩展该列），建议该参数调整后不小于new_val = 10 * max_xact_space。 历史版本的保留参数的调整优先级。 在undo_retention_time、undo_space_limit_size、undo_limit_size_per_transaction中，先触发的空间阈值会先进行约束限制。 例如：Undo强制回收阈值参数undo_space_limit_size设置为1GB，Undo旧版本保留时间undo_retention_time为900s，如果900s内产生的历史版本数据不足1GB*0.8，则按照900s进行回收限制；否则按照1GB*0.8进行回收限制。遇到该情况时，如果磁盘空闲空间充足，则上调undo_space_limit_size，如果磁盘空闲空间紧缺，则下调undo_retention_time。 父主题： Ustore的最佳实践

事务回滚 回滚是在事务运行的过程中发生了故障等异常情形下，事务不能继续执行，系统需要将事务中已完成的修改操作进行撤销。Astore、UB-tree没有回滚段，自然没有这个专门的回滚动作。Ustore为了性能考虑，它的回滚流程结合了同步、异步与页内即时回滚3种形式。 同步回滚。 有三种情况会触发事务的同步回滚： 事务块中的ROLLBACK关键字会触发同步回滚。 事务运行过程中如果发生ERROR级别报错，此时的COMMIT关键字与ROLLBACK功能相同，也会触发同步回滚。 事务运行过程中如果发生FATAL/PANIC级别报错，在线程退出前会尝试将该线程绑定的事务进行一次同步回滚。 异步回滚。同步回滚失败或者在系统宕机后再次重启时，会由Undo回收线程为未回滚完成的事务发起异步回滚任务，立即对外提供服务。由异步回滚任务发起线程undo launch负责拉起异步回滚工作线程undo worker，再由异步回滚工作线程实际执行回滚任务。undo launch线程最多可以同时拉起5个undo worker线程。 页面级回滚。当事务需要回滚但还未回滚到本页面时，如果其他事务需要复用该事务所占用的TD，就会在复用前对该事务在本页面的所有修改执行页面级回滚。页面级回滚只负责回滚事务在本页面的修改，不涉及其他页面。 Ustore子事务的回滚由ROLLBACK TO SAVEPOINT语句控制，子事务回滚后父事务可以继续运行，子事务的回滚不影响父事务的事务状态。如果一个事务在回滚时还存在未释放的子事务，该事务回滚前会先执行子事务的回滚，所有子事务回滚完毕后才会进行父事务的回滚。 父主题： Ustore事务模型

分区策略 分区策略在使用DDL语句建表语句时通过PARTITION BY语句的语法指定，分区策略描述了在分区表中数据和分区路由映射规则。常见的分区类型有基于条件的Range分区、基于哈希散列函数的Hash分区、基于数据枚举的List列表分区： CREATE TABLE table_name (…) PARTITION BY partition_strategy (partition_key) (…) 范围分区 哈希分区 列表分区 分区表对导入操作的性能影响 父主题： 分区表介绍

事务提交 隐式事务。单条DML/DDL语句自动触发隐式事务，这种事务没有显式的事务块控制语句（START TRANSACTION/BEGIN/COMMIT/END），DML语句结束后自动提交。 显式事务。显式事务由显式的START TRANSACTION/BEGIN语句控制事务的开始，由COMMIT/END语句控制事务的提交。 子事务必须存在于显式事务或存储过程中，由SAVEPOINT语句控制子事务开始，由RELEASE SAVEPOINT语句控制子事务结束。如果一个事务在提交时还存在未释放的子事务，该事务提交前会先执行子事务的提交，所有子事务提交完毕后才会进行父事务的提交。 Ustore支持读已提交隔离级别。语句在执行开始时，获取当前系统的 CS N作为当前语句的查询CSN。整个语句的可见结果由语句开始那一刻决定，不受后续其他事务修改影响。Ustore中read committed默认是保持一致性读的。Ustore也支持标准的2PC事务。 父主题： Ustore事务模型

数据分区查找优化 分区表对数据查找方面的帮助主要体现在对分区键进行谓词查询场景，例如一张以月份Month作为分区键的表，如图1所示，如果以普通表的方式设计表结构则需要访问表全量的数据（Full Table Scan），如果以日期为分区键重新设计该表，那么原有的全表扫描会被优化成为分区扫描，当表内的数据量很大同时具有很长的历史周期时，由于扫描数据缩减所带来的性能提升会有非常明显的效果，如图2所示。 图1 分区表示例图 图2 分区表剪枝示例图 父主题： 大容量数据库

分区表（母表） 实际对用户体现的表，用户对该表进行常规DML语句的增、删、查、改操作。通常使用在建表DDL语句显式的使用PARTITION BY语句进行定义，创建成功以后在pg_class表中新增一个entry，并且parttype列内容为'p'，表明该entry为分区表的母表。分区母表通常是一个逻辑形态，对应的表文件并不存放数据。 示例1：t1_hash为一个分区表，分区类型为hash： gaussdb=# CREATE TABLE t1_hash (c1 INT, c2 INT, c3 INT)PARTITION BY HASH(c1)( PARTITION p0, PARTITION p1, PARTITION p2, PARTITION p3, PARTITION p4, PARTITION p5, PARTITION p6, PARTITION p7, PARTITION p8, PARTITION p9);gaussdb=# \d+ t1_hash Table "public.t1_hash"Column | Type | Modifiers | Storage | Stats target | Description--------+---------+-----------+---------+--------------+-------------c1 | integer | | plain | |c2 | integer | | plain | |c3 | integer | | plain | |Partition By HASH(c1)Number of partitions: 10 (View pg_partition to check each partition range.)Distribute By: HASH(c1)Location Nodes: ALL DATANODESHas OIDs: noOptions: orientation=row, compression=no--查询t1_hash分区类型gaussdb=# SELECT relname, parttype FROM pg_class WHERE relname = 't1_hash';relname | parttype---------+----------t1_hash | p (1 row)--删除t1_hash。gaussdb=# DROP TABLE t1_hash; 父主题： 基本概念

UB-tree增删改查 Insert操作：UB-tree的插入逻辑基本不变，只需增加索引插入时直接获取事务信息填写xmin字段。 Delete操作：UB-tree额外增加了索引删除流程，索引删除主要步骤与插入相似，获取事务信息填写xmax字段（B-tree索引不维护版本信息，不需要删除操作）,同时更新页面上的active_tuple_count，若active_tuple_count被减为0，则尝试页面回收。 Update操作：对于Ustore而言，数据更新对UB-tree索引列的操作也与Astore有所不同，数据更新包含两种情况：索引列和非索引列更新，下图给出了UB-tree在数据发生更新时的处理。 上图展示UB-tree在索引列和非索引列更新的差异： 在非索引列更新的情况下，索引不发生任何变化，index tuple仍指向第一次插入的data tuple，Uheap不会插入新的data tuple，而是修改当下data tuple并将历史数据存入Undo中。 在索引列更新的情况下，UB-tree也会插入新的index tuple，但是会指向同一个data linepointer和同一个data tuple，扫描旧版本的数据则需要从Undo中读取。 Scan操作：用户在读取数据时，可通过使用索引扫描加速，UB-tree支持索引数据的多版本管理及可见性检查，索引层的可见性检查使得索引扫描（Index Scan）及仅索引扫描（IndexOnly Scan）性能有所提升。 对于索引扫描： 若索引列包含所有扫描列（IndexOnly Scan），则通过扫描条件在索引上进行二分查找，找到符合条件元组即可返回数据。 若索引列不包含所有扫描列（Index Scan），则通过扫描条件在索引上进行二分查找，找到符合条件元组的TID，再通过TID到数据表上查找对应的数据元组。如下图所示。 父主题： Index

存储规格 数据表最大列数不能超过1600列。 Ustore表（不含toast情况）最大Tuple长度不能超过（8192 - MAXALIGN(56 + init_td * 26 + 4)）, 其中MAXALIGN表示8字节对齐。当插入数据长度超过阈值时，用户会收到元组长度过长无法插入的报错。其中init_td对于Tuple长度的影响如下： 表init_td数量为最小值2时，Tuple长度不能超过8192 - MAXALIGN(56+2*26+4) = 8080B。 表init_td数量为默认值4时，Tuple长度不能超过8192 - MAXALIGN(56+4*26+4) = 8024B。 表init_td数量为最大值128时，Tuple长度不能超过8192 - MAXALIGN(56+128*26+4) = 4800B。 init_td取值范围[2, 128]，默认值4。单页面支持的最大并发不超过128个。 索引最大列数不能超过32列。全局分区索引最大列数不能超过31列。 索引元组长度不能超过(8192 - MAXALIGN(28 + 3 * 4 + 3 * 10) - MAXALIGN(42))/3, 其中MAXALIGN表示8字节对齐。当插入数据长度超过阈值时，用户会收到索引元组长度过长无法插入的报错，其中索引页头为28B，行指针为4B，元组CTID+INFO标记位为10B，页尾为42B。 回滚段容量最大支持16TB。 父主题： Ustore特性与规格

使用Ustore的优势 最新版本和历史版本分离存储，相比Astore扫描范围小。去除Astore的HOT chain，非索引列/索引列更新，Heap均可原位更新，ROWID可保持不变。历史版本可批量回收，对最新版本空间膨胀友好。 大并发更新同一行的场景，Ustore的原位更新机制保证了元组ROWID稳定，先到先得，更新时延相对稳定。 不依赖Vacuum进行旧版本清理。Index与Heap解耦，可独立清理，IO平稳度较好。 支持闪回功能。 不过，Ustore DML除修改数据页面，同时也需要修改Undo，更新操作开销会稍大一些。此外单条Tuple扫描开销由于需要复制（Astore返回指针）也会大一些。

Undo空间管理 Undo子系统依赖后台回收线程进行空闲空间回收，负责主机上Undo模块的空间回收，备机通过回放Xlog进行回收。回收线程遍历使用中的undo zone，对该zone中的txn page扫描，依据xid从小到大的顺序进行遍历。回收已提交或者已回滚完成的事务，且该事务的提交时间应早于$(current_time-undo_retention_time)。对于遍历过程中需要回滚的事务，后台回收线程会为该事务添加异步回滚任务。 当数据库中存在运行时间长、修改数据量大的事务，或者开启闪回时间较长的时候，可能出现undo空间持续膨胀的情况。当undo占用空间接近undo_space_limit_size时，就会触发强制回收。只要事务已提交或者已回滚完成，即使事务提交时间晚于$(current_time-undo_retention_time)，在这种情况下也可能被回收掉。 父主题： Undo

调用isValid方法刷新缓存示例 // 创建连接conn1Connection conn1 = DriverManager.getConnection("url","user","password");// 在另外一个连接conn2中创建客户端主密钥...// conn1通过调用isValid刷新缓存，刷新conn1密钥缓存try {if (!conn1.isValid(60)) {System.out.println("isValid Failed for connection 1");}} catch (SQLException e) {e.printStackTrace(); return null;}

执行密态等值密文解密 数据库连接接口PgConnection类型新增解密接口，可以对全密态数据库的密态等值密文进行解密。解密后返回其明文值，通过schema.table.column找到解文对应的密文列并返回其原始数据类型。 表1 新增org.postgresql.jdbc.PgConnection函数接口 方法名 返回值类型 支持JDBC 4 decryptData(String ciphertext, Integer len, String schema, String table, String column) ClientLogicDecryptResult Yes 参数说明： ciphertext 需要解密的密文。 len 密文长度。当取值小于实际密文长度时，解密失败。 schema 加密列所属schema名称。 table 加密列所属table名称。 column 加密列所属column名称。 下列场景可以解密成功，但不推荐： 密文长度入参比实际密文长。 schema.table.column指向其他加密列。此时将返回被指向的加密列的原始数据类型。 表2 新增org.postgresql.jdbc.clientlogic.ClientLogicDecryptResult函数接口 方法名 返回值类型 描述 支持JDBC4 isFailed() Boolean 解密是否失败，若失败返回True，否则返回False。 Yes getErrMsg() String 获取错误信息。 Yes getPlaintext() String 获取解密后的明文。 Yes getPlaintextSize() Integer 获取解密后的明文长度。 Yes getOriginalType() String 获取加密列的原始数据类型。 Yes // 通过非密态连接、逻辑解码等其他方式获得密文后，可使用该接口对密文进行解密import org.postgresql.jdbc.PgConnection;import org.postgresql.jdbc.clientlogic.ClientLogicDecryptResult;// conn为密态连接// 调用密态PgConnection的decryptData方法对密文进行解密，通过列名称定位到该密文的所属加密列，并返回其原始数据类型ClientLogicDecryptResult decrypt_res = null;decrypt_res = ((PgConnection)conn).decryptData(ciphertext, ciphertext.length(), schemaname_str, tablename_str, colname_str);// 检查返回结果类解密成功与否，失败可获取报错信息，成功可获得明文及长度和原始数据类型if (decrypt_res.isFailed()) { System.out.println(String.format("%s\n", decrypt_res.getErrMsg()));} else { System.out.println(String.format("decrypted plaintext: %s size: %d type: %s\n", decrypt_res.getPlaintext(), decrypt_res.getPlaintextSize(), decrypt_res.getOriginalType()));}

逻辑复制 GaussDB 对数据复制能力的支持情况为： 支持通过数据迁移工具定期向异构数据库（如Oracle等）进行数据同步，不具备实时数据复制能力。不足以支撑与异构数据库间并网运行实时数据同步的诉求。 基于上述两点，GaussDB提供了逻辑解码功能，通过反解xlog的方式生成逻辑日志。目标数据库解析逻辑日志以实时进行数据复制。具体如图1所示。逻辑复制降低了对目标数据库的形态限制，支持异构数据库、同构异形数据库对数据的同步，支持目标库进行数据同步期间的数据可读写，数据同步时延低。 图1 逻辑复制 逻辑复制由两部分组成：逻辑解码和数据复制。逻辑解码会输出以事务为单位组织的逻辑日志。业务或数据库中间件将会对逻辑日志进行解析并最终实现数据复制。GaussDB当前只提供逻辑解码功能，因此本章节只涉及逻辑解码的说明。 逻辑解码

执行加密表的预编译SQL语句 // 调用Connection的prepareStatement方法创建预编译语句对象。PreparedStatement pstmt = conn.prepareStatement("INSERT INTO creditcard_info VALUES (?, ?, ?);");// 调用PreparedStatement的setShort设置参数。pstmt.setInt(1, 2);pstmt.setString(2, "joy");pstmt.setString(3, "6219985678349800033");// 调用PreparedStatement的executeUpdate方法执行预编译SQL语句。int rowcount = pstmt.executeUpdate();// 调用PreparedStatement的close方法关闭预编译语句对象。pstmt.close();

常用视图工具 视图类型 类型 功能描述 使用场景 函数名称 解析 全类型 用于解析指定表页面，并返回存放解析内容的路径。 查看页面信息。 查看元组（非用户数据）信息。 页面或者元组损坏。 元组可见性问题。 校验报错问题。 gs_parse_page_bypath 索引回收队列（URQ） 用于解析UB-tree索引回收队列关键信息。 UB-tree索引空间膨胀。 UB-tree索引空间回收异常。 校验报错问题。 gs_urq_dump_stat 回滚段（Undo） 用于解析指定Undo Record的内容，不包含旧版本元组的数据。 undo空间膨胀。 undo回收异常。 回滚异常。 日常巡检。 校验报错。 可见性判断异常。 修改参数。 gs_undo_dump_record 用于解析指定事务生成的所有Undo Record，不包含旧版本元组的数据。 gs_undo_dump_xid 用于解析指定UndoZone中所有Transaction Slot信息。 gs_undo_translot_dump_slot 用于解析指定事务对应Transaction Slot信息，包括事务XID和该事务生成的Undo Record范围. gs_undo_translot_dump_xid 用于解析指定Undo Zone的元信息，显示Undo Record和Transaction Slot指针使用情况。 gs_undo_meta_dump_zone 用于解析指定Undo Zone对应Undo Space的元信息，显示Undo Record文件使用情况。 gs_undo_meta_dump_spaces 用于解析指定Undo Zone对应Slot Space的元信息，显示Transaction Slot文件使用情况。 gs_undo_meta_dump_slot 用于解析数据页和数据页上数据的所有历史版本，并返回存放解析内容的路径。 gs_undo_dump_parsepage_mv 预写日志 （WAL） 用于解析指定LSN范围之内的X LOG 日志，并返回存放解析内容的路径。可以通过pg_current_xlog_location()获取当前XLOG位置。 WAL日志出错。 日志回放出错。 页面损坏。 gs_xlogdump_lsn 用于解析指定XID的XLOG日志，并返回存放解析内容的路径。可以通过txid_current()获取当前事务ID。 gs_xlogdump_xid 用于解析指定表页面对应的日志，并返回存放解析内容的路径。 gs_xlogdump_tablepath 用于解析指定表页面和表页面对应的日志，并返回存放解析内容的路径。可以看做一次执行gs_parse_page_bypath和gs_xlogdump_tablepath。该函数执行的前置条件是表文件存在。如果想查看已删除的表的相关日志，请直接调用gs_xlogdump_tablepath。 gs_xlogdump_parsepage_tablepath 统计 回滚段（Undo） 用于显示Undo模块的统计信息，包括Undo Zone使用情况、Undo链使用情况、Undo模块文件创建删除情况和Undo模块参数设置推荐值。 Undo空间膨胀。 Undo资源监控。 gs_stat_undo 预写日志 （WAL） 用于统计预写日志（WAL）写盘时的内存状态表内容。 WAL写/刷盘监控。 WAL写/刷盘hang住。 gs_stat_wal_entrytable 用于统计预写日志（WAL）刷盘状态、位置统计信息。 gs_walwriter_flush_position 用于统计预写日志（WAL）写刷盘次数频率、数据量以及刷盘文件统计信息。 gs_walwriter_flush_stat 校验 堆表/索引 用于离线校验表或者索引文件磁盘页面数据是否异常。 页面损坏或者元组损坏。 可见性问题。 日志回放出错问题。 ANALYZE VERIFY 用于校验当前实例当前库物理文件是否存在丢失。 文件丢失。 gs_verify_data_file 索引回收队列（URQ） 用于校验UB-tree索引回收队列（潜在队列/可用队列/单页面）数据是否异常。 UB-tree索引空间膨胀。 UB-tree索引空间回收异常。 gs_verify_urq 回滚段（Undo） 用于离线校验Undo Record数据是否存在异常。 Undo Record异常或者损坏。 可见性问题。 回滚出错或者异常。 gs_verify_undo_record 用于离线校验Transaction Slot数据是否存在异常。 Undo Record异常或者损坏。 可见性问题。 回滚出错或者异常。 gs_verify_undo_slot 用于离线校验Undo元信息数据是否存在异常。 因Undo meta引起的节点无法启动问题。 Undo空间回收异常。 Snapshot too old问题。 gs_verify_undo_meta 修复 堆表/索引/Undo文件 用于基于备机修复主机丢失的物理文件。 堆表/索引/Undo文件丢失。 gs_repair_file 堆表/索引/Undo页面 用于校验并基于备机修复主机受损页面。 堆表/索引/Undo页面损坏。 gs_verify_and_tryrepair_page 用于基于备机页面直接修复主机页面。 gs_repair_page 用于基于偏移量对页面的备份进行字节修改。 gs_edit_page_bypath 用于将修改后的页面覆盖写入到目标页面。 gs_repair_page_bypath 回滚段（Undo） 用于重建Undo元信息，如果校验发现Undo元信息没有问题则不重建。 Undo元信息异常或者损坏。 gs_repair_undo_byzone 索引回收队列（URQ） 用于重建UB-tree索引回收队列。 索引回收队列异常或者损坏。 gs_repair_urq 父主题： Ustore存储引擎

表分区技术 表分区技术（Table-Partitioning）通过将非常大的表或者索引从逻辑上切分为更小、更易管理的逻辑单元（分区），能够让对用户对表查询、变更等语句操作具备更小的影响范围，能够让用户通过分区键（Partition Key）快速的定位到数据所在的分区，从而避免在数据库中对大表的全量扫描，能够在不同的分区上并发进行DDL、DML操作。从用户使用的角度来看，表分区技术主要有以下三个方面能力： 提升大容量数据场景查询效率：由于表内数据按照分区键进行逻辑分区，查询结果可以通过访问分区的子集而不是整个表来实现。这种分区剪枝技术可以提供数量级的性能增益。 降低运维与查询的并发操作影响：降低DML语句、DDL语句并发场景的相互影响，在对一些大数据量以时间维度进行分区的场景下会明显受益。例如，新数据分区进行入库、实时点查操作，老数据分区进行数据清洗、分区合并等运维性质操作。 提供大容量场景下灵活的数据运维管理方式：由于分区表从物理上对不同分区的数据做了表文件层面的隔离，每个分区可以具有单独的物理属性，如启用或禁用压缩、物理存储设置和表空间。同时它支持数据管理操作，如数据加载、索引创建和重建，以及分区级别的备份和恢复，而不是对整个表进行操作，从而减少了操作时间。 父主题： 大容量数据库

使用示例 示例： gaussdb=# drop TABLE IF EXISTS "public".flashtest;NOTICE: table "flashtest" does not exist, skippingDROP TABLE--创建表flashtestgaussdb=# CREATE TABLE "public".flashtest (col1 INT,col2 TEXT) with(storage_type=ustore);NOTICE: The 'DISTRIBUTE BY' clause is not specified. Using 'col1' as the distribution column by default.HINT: Please use 'DISTRIBUTE BY' clause to specify suitable data distribution column.CREATE TABLE--查询csngaussdb=# select int8in(xidout(next_csn)) from gs_get_next_xid_csn(); int8in ---------- 79351682 79351682 79351682 79351682 79351682 79351682(6 rows)--查询当前时间戳gaussdb=# select now(); now ------------------------------- 2023-09-13 19:35:26.011986+08(1 row)--插入数据gaussdb=# INSERT INTO flashtest VALUES(1,'INSERT1'),(2,'INSERT2'),(3,'INSERT3'),(4,'INSERT4'),(5,'INSERT5'),(6,'INSERT6');INSERT 0 6gaussdb=# SELECT * FROM flashtest; col1 | col2 ------+--------- 3 | INSERT3 1 | INSERT1 2 | INSERT2 4 | INSERT4 5 | INSERT5 6 | INSERT6(6 rows)--闪回查询某个csn处的表gaussdb=# SELECT * FROM flashtest TIMECAPSULE CSN 79351682; col1 | col2 ------+------(0 rows)gaussdb=# SELECT * FROM flashtest; col1 | col2 ------+--------- 1 | INSERT1 2 | INSERT2 4 | INSERT4 5 | INSERT5 3 | INSERT3 6 | INSERT6(6 rows)--闪回查询某个时间戳处的表gaussdb=# SELECT * FROM flashtest TIMECAPSULE TIMESTAMP '2023-09-13 19:35:26.011986'; col1 | col2 ------+------(0 rows)gaussdb=# SELECT * FROM flashtest; col1 | col2 ------+--------- 1 | INSERT1 2 | INSERT2 4 | INSERT4 5 | INSERT5 3 | INSERT3 6 | INSERT6(6 rows)--闪回查询某个时间戳处的表gaussdb=# SELECT * FROM flashtest TIMECAPSULE TIMESTAMP to_timestamp ('2023-09-13 19:35:26.011986', 'YYYY-MM-DD HH24:MI:SS.FF'); col1 | col2 ------+------(0 rows)--闪回查询某个csn处的表，并对表进行重命名gaussdb=# SELECT * FROM flashtest AS ft TIMECAPSULE CSN 79351682; col1 | col2 ------+------(0 rows)gaussdb=# drop TABLE IF EXISTS "public".flashtest;DROP TABLE

分区表索引重建/不可用 用户可以通过命令使得一个分区表索引或者一个索引分区不可用，此时该索引/索引分区不再维护；使用重建索引命令可以重建分区表索引，恢复索引的正常功能。 此外，部分分区级DDL操作也会使得Global索引失效，包括删除drop、交换exchange、清空truncate、分割split、合并merge，如果在DDL操作中带UPDATE GLOBAL INDEX子句，则会同步更新Global索引，否则需要用户自行重建索引。 索引重建/不可用 Local索引分区重建/不可用 父主题： 分区表运维管理

语法 {[ ONLY ] table_name [ * ] [ partition_clause ] [ [ AS ] alias [ ( column_alias [, ...] ) ] ][ TABLESAMPLE sampling_method ( argument [, ...] ) [ REPEATABLE ( seed ) ] ][TIMECAPSULE { TIMESTAMP | CSN } expression ]|( select ) [ AS ] alias [ ( column_alias [, ...] ) ]|with_query_name [ [ AS ] alias [ ( column_alias [, ...] ) ] ]|function_name ( [ argument [, ...] ] ) [ AS ] alias [ ( column_alias [, ...] | column_definition [, ...] ) ]|function_name ( [ argument [, ...] ] ) AS ( column_definition [, ...] )|from_item [ NATURAL ] join_type from_item [ ON join_condition | USING ( join_column [, ...] ) ]}

操作步骤 以具有REPLICATION权限的用户登录GaussDB集群任一主机。 使用如下命令通过CN端口连接数据库。 gsql -U user1 -d gaussdb -p 40000 -r 其中，user1为用户名，gaussdb为需要连接的数据库名称，40000为数据库CN端口号，用户可根据实际情况替换。 创建名称为slot1的逻辑复制槽。 12345 gaussdb=# SELECT * FROM pg_create_logical_replication_slot('slot1', 'mppdb_decoding');slotname | xlog_position----------+---------------slot1 | 0/601C150(1 row) 在数据库中创建表t，并向表t中插入数据。 12 gaussdb=# CREATE TABLE t(a int PRIMARY KEY, b int);gaussdb=# INSERT INTO t VALUES(3,3); 读取所有DN上复制槽slot1解码结果，解码条数为4096。 逻辑解码选项可参考逻辑解码选项。 1 2 3 4 5 6 7 8 910 gaussdb=# EXECUTE DIRECT ON DATANODES 'SELECT * FROM pg_logical_slot_peek_changes(''slot1'', NULL, 4096);';location | xid | data -----------+-------+-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- 0/601C188 | 1010023 | BEGIN 1010023 0/601ED60 | 1010023 | COMMIT 1010023 CSN 1010022 0/601ED60 | 1010024 | BEGIN 1010024 0/601ED60 | 1010024 | {"table_name":"public.t","op_type":"INSERT","columns_name":["a","b"],"columns_type":["integer","integer"],"columns_val":["3","3"],"old_keys_name":[],"old_keys_type":[],"old_keys_val":[]} 0/601EED8 | 1010024 | COMMIT 1010024 CSN 1010023(5 rows) 删除逻辑复制槽slot1。 12345 gaussdb=# SELECT * FROM pg_drop_replication_slot('slot1'); pg_drop_replication_slot--------------------------(1 row)

清空分区 用户可以使用清空分区的命令来快速清空分区的数据。与删除分区功能类似，区别在于清空分区只会删除分区中的数据，分区的定义和物理文件都会保留。清空分区可以通过指定分区名或者分区值来进行。 执行清空分区命令会使得Global索引失效，可以通过UPDATE GLOBAL INDEX子句来同步更新Global索引，或者用户自行重建Global索引。 使用ALTER TABLE TRUNCATE PARTITION可以清空指定分区表的任何一个分区。 例如，通过指定分区名清空范围分区表range_sales的分区date_202005，并更新Global索引。 ALTER TABLE range_sales TRUNCATE PARTITION date_202005 UPDATE GLOBAL INDEX; 或者，通过指定分区值来清空范围分区表range_sales中'2020-05-08'所对应的分区。由于不带UPDATE GLOBAL INDEX子句，执行该命令后Global索引会失效。 ALTER TABLE range_sales TRUNCATE PARTITION FOR ('2020-05-08'); 父主题： 分区表运维管理

使用Astore的优势 Astore没有回滚段，而Ustore有回滚段。对于Ustore来说，回滚段是非常重要的，回滚段损坏，会导致数据丢失甚至数据库无法启动的严重问题；且Ustore恢复时同步需要Redo和Undo。由于Astore没有回滚段，旧数据都是记录在原先的文件中，所以当数据库异常crash后，恢复时，不会像Ustore数据库那样进行那么复杂的恢复。 由于旧的数据是直接记录在数据文件中，而不是回滚段中，所以不会经常报Snapshot Too Old错误。 回滚可以很快完成，因为回滚并不删除数据，但回滚时很复杂，在事务回滚时必须清理该事务所进行的修改，插入的记录要删除，更新的记录要更新回来，同时回滚的过程也会再次产生大量的Redo日志。 WAL日志要简单一些，仅需要记录数据文件的变化，不需要记录回滚段的变化。

索引重建/不可用 使用ALTER INDEX可以设置索引是否可用。 例如，假设分区表range_ sales上存在索引range_sales_idx，可以通过如下命令设置其不可用。 ALTER INDEX range_sales_idx UNUSABLE; 可以使用如下命令重建索引range_sales_idx。 ALTER INDEX range_sales_idx REBUILD; 父主题： 分区表索引重建/不可用

移动分区 用户可以使用移动分区的命令来将一个分区移动到新的表空间中。移动分区可以通过指定分区名或者分区值来进行。 使用ALTER TABLE MOVE PARTITION可以对分区表移动分区。 例如，通过指定分区名将范围分区表range_sales的分区date_202001移动到表空间tb1中。 ALTER TABLE range_sales MOVE PARTITION date_202001 TABLESPACE tb1; 或者，通过指定分区值将列表分区表list_sales中'0'所对应的分区移动到表空间tb1中。 ALTER TABLE list_sales MOVE PARTITION FOR ('0') TABLESPACE tb1; 父主题： 分区表运维管理

PbRCR(Page base Row Consistency Read) Heap多版本管理 Heap的多版本管理是基于Tuple的行级多版本管理。 事务修改记录时，会将历史数据记录到Undo Row中。 在Tuple中的td_id上记录产生的Undo Row地址(zone_id, block no, page offset)。 将新的数据覆盖写入Heap页面。 每次对数据的修改都会产生Undo，同一记录的undo通过block prev串联。 父主题： Relation