# 上游消息生命周期设计

## 本文范围与读者

本文定义 msgexchange-v2（下称"本系统"）对共享 MySQL 信箱中报文的完整生命周期：从上游写入、本系统处理、处理标记回信箱，到信箱数据最终清除。各阶段的输入输出、幂等方式、故障恢复方法，以及本系统与信箱库管理方之间的分工，都在本文界定。

- 模块协作、状态机与配置参数见 [design.md](design.md)；系统边界与"不建表、不改结构"的红线见 [architecture.md](architecture.md)；验收口径见 [user-stories.md](user-stories.md)。
- 读者包括本系统开发与运维人员、以及负责共享 MySQL 的库方接口人；§6、§7 中标注 Q 编号的条款即需要与库方书面确认的开放项。

**角色与术语约定**（全文沿用）：

- **上游**：向信箱写入报文的源头系统（CIIMS、AODB 等）。
- **信箱**：共享 MySQL 中的入站信箱表 `CMINMSGS`；出站方向为 `COUTMSGS`（§7）。
- **库方**：共享 MySQL 的管理方；表结构变更与数据清除只能由库方执行或书面授权。
- **处理标记**：信箱行上表示"本系统已处理"的约定字段；逻辑名 `DATE_PROCESSED` / `STATUS`，实际列名以库方契约为准（legacy 为 `CMINMSGS_DATE_PROCESSED` 等真实列）。
- **自有 PG**：本系统唯一的业务数据库 PostgreSQL；信箱与自有 PG 之间不存在跨库事务。

## 1. 五个独立事实

消息的认定分为五个环节，每个环节都有独立的证据，互不替代：上游写入了不等于本系统接手了，本系统处理完了也不等于信箱标记已写、下游已收到。

| 环节 | 认定依据 | 执行方 |
|---|---|---|
| 落信：报文进入信箱 | `CMINMSGS` 中存在该行 | 上游 |
| 入队：本系统开始处理 | 自有 PG 建立 `PROC_STATE` 记录 | `InboxPoller` |
| 处理完成：业务有结论 | `PROC_STATE` 到达终态（SUCCEEDED / SKIPPED / DEAD） | 主泵 |
| 已回填：信箱写入处理标记 | 信箱行持有处理标记 | 回填与补偿通道 |
| 下游确认：下游已接收 | `MSG_EVENT` 置 `SENT` | `delivery`（Dispatcher / flushSchd） |

分环节的原因是存储边界：信箱与自有 PG 之间的写入不共享事务。前三个环节以自有 PG 为准；"已回填""下游确认"两个环节各自独立重试，都可能单独失败。

## 2. 状态总纲

```text
信箱行    未标记 ────────────────→ 已处理标记 ────────→ 已归档 ────────→ 已清除
                                     ↑ 回填/超期补写     §6（库方执行）
PROC_STATE  PENDING / FAILED ──→ SUCCEEDED（成功）
                                ├→ SKIPPED（业务重复）
                                └→ DEAD（MALFORMED / PROTOCOL / EXHAUSTED，人工处置）
MSG_EVENT   PENDING ──→ SENT
        └──→ PENDING（退避重试）──→ DEAD（DLQ）
```

- `PENDING` 与 `FAILED` 是处理中的状态，`FAILED` 继续退避重试并占用 FIFO 队头；`SUCCEEDED / SKIPPED / DEAD` 是终态，到达后队列方可推进。
- `DEAD` 与 `FAILED` 不是不可逆：经人工批准，指定错误类别的记录可重新置回 `PENDING` 处理（放行范围见 §9 / design.md §6.1）。重放处理的是当前状态，不恢复历史处理顺序。
- 航班变更、待发事件、处理终态与回填待预登记四类写入位于同一个 PG 事务，一起提交或一起回滚；信箱处理标记写在该事务之后，依赖 `BACKFILL_TODO` 补偿记录最终写入。

## 3. 处理阶段

| 阶段 | 输入 | 输出 | 幂等依据 | 失败处理 |
|---|---|---|---|---|
| 收报 | `DATE_PROCESSED IS NULL` 的信箱行 | `PROC_STATE(PENDING)` | `MSG_ID` 主键 | 下轮扫描补入队 |
| 取队头 | 最小未完成 `MSG_ID` | 本批处理消息 | 表状态即队列 | 无队头则等待 |
| 解码与身份 | 信箱原文 | `DecodedMessage`、`IDENTITY_KEY` | 身份唯一约束 | 报文非法→`DEAD`；处理能力不足→`FAILED` 退避 |
| 事务处理 | 当前完整状态 + 报文载荷 | 航班变更、终态、事件、回填待办 | 消息 ID + 业务身份 | 事务整体回滚重试 |
| 提交后回填 | 终态消息 | 信箱处理标记 | 标记单调（§11） | 记入 `BACKFILL_TODO` 重试 |
| 投递 | `MSG_EVENT` | 下游确认 | `EVENT_ID` | 退避至 `DEAD`；至少一次 |
| 补偿作业 | 回填待办 / 到期批次 | 追平标记 | 待办主键 | 指数退避，独立线程执行 |

处理器只在持有 `PIPELINE_LOCK` 的事务内写入自有 PG 状态，不操作信箱与 Kafka；全部外部副作用发生在事务提交之后。

## 4. 故障恢复

恢复的唯一依据是各存储中已持久化的记录，不依赖任何进程内存中的状态：

| 中断位置 | 重启后的判定 | 恢复动作 |
|---|---|---|
| 已落信、未入队 | 信箱无标记且 PG 无记录 | 重扫补建入队记录 |
| 事务执行中 | PG 无该消息终态 | 事务整体回滚，按 `PENDING` 重新处理 |
| 事务已提交、标记未写 | `BACKFILL_TODO` 存在待办 | 仅补写标记；业务处理结果保持不变 |
| 回填待办登记失败（与业务同事务） | 事务未提交 | 同"事务执行中"，不构成独立窗口 |
| 标记写入中途 | 标记仍为空 | 重新写入；重复写入同一值无副作用 |
| 下游已接收、`SENT` 未置 | 事件仍 `PENDING` | 允许重发，下游按事件身份去重 |

两个缺口在闭环前不能宣称恢复完整：

1. 事务提交后、补偿开始前仍存在崩溃窗口；
2. 补偿重试尚未证明"最终一定完成"。

两项登记于 design.md §10（事务与外部副作用）与 user-stories.md US-09。

## 5. 消费水位、超期补写与历史积压

### 5.1 消费水位 W

水位 `W` 定义为信箱 ID 的连续上界：从最小 ID 到 `W` 的区间已全部读入自有 PG，无空洞；遇到空洞即停止推进。`W` 只随新 ID 的成功入队推进，不依赖处理完成或标记回写。

水位的有效性依赖两条需要库方确认的承诺（合计为 Q2）：

1. **ID 单调**：信箱 ID 按提交顺序分配，晚提交的较小 ID 不参与。承诺缺失时，`W` 只能作为快路径的提示，不能证明该区间收齐。
2. **最大提交时延**：上游提交到 ID 可见的最长时间。补偿扫描窗口（`NOW − 最大提交时延`）的宽度由此确定。

日常执行方式：快路径从 `ID > W` 起按升序有限批次扫描；另按周期对窗口内可能迟到或空洞的行做补偿扫描。需要区分：水位表示"读取进度"，与"已处理标记"是两个事实，不能互相替代。

### 5.2 超期标记补写

两类信箱行无法通过正常回填获得处理标记：报文残缺且缺少元数据的死信，以及回填通道长期失败的行。处理规则为：

**已达 `PROC_STATE` 终态、且接收时间超期（`DATE_RECEIVED < NOW − R`）仍无标记的信箱行，由回填通道补写一个库方认可的"已处理"类标记。**

- 期限 `R` 必须不小于（人工重放期限 + 人工处置期限）之和。提前补写会使仍可重放的消息失去原件资格。
- 中间态（`PENDING` / `FAILED`）不适用本规则：处理未完成时不打标，也不允许被清除。
- 补写值仅限于库方认可的 legacy 值集（Q7）；死信、业务重复等内部原因记录在 `PROC_STATE` 与审计日志，不在信箱新增枚举。
- 补写只针对空标记；已有值不回撤、不覆盖，重复执行无副作用。

该规则同时保证三件事成立：收报表不被永不回填的记录占满（Q2 中"积压挡批"场景）、§6 的清除边界可以达到、重放期限与信箱保留期具备可核验的下限关系（§9）。

### 5.3 历史积压消息的处理方案

"历史积压"指信箱中成规模的未处理存量：上线前遗留、停机期间累积、或消量未完成的批次。处理方案分三步，并约束四条行为红线。

**第一步：摸底。** 处理动作开始前，先确定积压的范围与构成：ID 区间、条数、时间跨度、报文类型分布（SCHD / FLOP / FDEL / ADFT 等），并与库方确认其中哪些仍需业务处理、哪些按约定跳过（跳过基调只在该批确认时成立，值集见 Q7）。

**第二步：先入队，后处理。** 两阶段执行，禁止边收边处理一辆长队：

1. 消化阶段只做入队：`InboxPoller` 按升序有限批次将历史行全部建为 `PROC_STATE(PENDING)`，水位随之推到积压末端。此阶段只写自有 PG，不触碰信箱标记。
2. 入队完成后交给主泵按最小未完成 ID 顺序消化。顺序与阈限与日常完全相同：不加速、不分流、不走旁路。

这样做的理由：入队是便宜操作（可大批量），处理是昂贵操作（解码 + 事务），把两者分开后，入库阶段的中断恢复只涉及重扫（§4 第一行），不会把半处理的事务复杂化；同时水位可以尽早到达完整上界，快路径与补扫窗口立即生效。

**第三步：等待过程中的四个边界。**

- 不插队：主泵按 FIFO 消化，积压期间到达的实时消息排在积压之后。本设计不允许并行队头，也不允许实时通道跳过积压。
- 不失控：队头滞留上限（head-deadline，当前 10 分钟）对积压同样生效；队头长期失败按既有规则转 `DEAD(EXHAUSTED)` 并告警，不会因积压而延长容忍。
- 报文类型的处理方式不变：旧的全量日计划（SCHD-DNLD）按最近一份覆盖即可正确收敛，但仍逐条执行；动态增量（FLOP / FDEL / ADFT）持有时序语义，必须逐条。
- 可放弃但必须留痕：摸底批中经库方确认"不再处理"的行，处置方式为——`PROC_STATE` 置 `SKIPPED` 并记录跳过原因，到达终态后走 §5.2 通道补写标记；本方案不支持任何"整段 DELETE"的快速通道。

**验收口径**：积压消化期间持续输出三项指标——剩余积压条数、最老未处理信龄、预计消化时长；期间不允许出现 FIFO 越序、身份去重失效或头行滞留超时未告警。红线依据：architecture.md §5（消息严格 FIFO）、单写者约束。

## 6. 信箱数据清除

表结构变更与物理清除由库方执行或书面授权执行；本系统对共享 MySQL 不建表、不改结构（红线见 architecture.md §6）。本系统在清除事务中的义务只有一项：为处理完成的行及时写入处理标记，使可清除范围存在明确边界。

具体方案由库方选择（Q9）。以下两种方案均基于 MySQL 自身能力：支持 `RANGE` 分区与 `TRUNCATE / DROP PARTITION`，不支持 `EXCHANGE PARTITION`。

**方案 A：按日分区（首选）**，适用于库方可以为表增加分区的场合。

1. `CMINMSGS` 按 `DATE_RECEIVED` 建立日粒度 RANGE 分区；
2. 某分区到达保留期时，确认该分区全部行已持有处理标记（§5.2 保证该条件在有限时间内满足）；
3. 将该分区复制入历史表：`INSERT INTO CMINMSGS_HST SELECT`（`NOT EXISTS` 判重）；
4. `TRUNCATE / DROP PARTITION` 执行清除：DDL 级操作，无行锁竞争，页外大字段（`CMINMSGS_CLOB_MSG` 列）整块释放，不产生碎片与 binlog 压力。

前提：库方确认现场 MySQL 版本支持分区 DDL，并已授权执行。

**方案 B：整表轮换**，适用于库方拒绝增加分区的场合。

1. `CREATE TABLE CMINMSGS_NEW LIKE CMINMSGS`，并将 `AUTO_INCREMENT` 种子设为 `max(ID) + 1`；
2. 将保留窗内行（`DATE_RECEIVED ≥ NOW − R_keep`）复制至新表；
3. 以单语句原子 `RENAME TABLE` 完成换名；
4. 对账：换名与复制之间新写入及新标记的行，从旧表幂等补回；
5. 旧表中早于保留窗的部分追加写入 `CMINMSGS_HST`（`NOT EXISTS` 判重）；
6. `DROP TABLE` 旧表：秒级完成，碎片与大字段一并释放。

两种中断均安全：换名前失败则废弃新表重新执行；换名后失败则旧表仍完整，对账与归档语句均可重跑。

方案共同前提：

- 执行清除时，边界内不存在未打标记的行；未达终态的行顺延至处理完成后清除（§5.2 仅对终态行补标）；
- 时间比较与换算统一采用机场时区 Asia/Shanghai 及明确的类型转换（口径同 user-stories.md §6）；
- 清除保留期 `R_keep` 不小于 max（回填重试上限、重放期限、审计期限）；且 §5.2 的 `R` 不大于 `R_keep`，否则尚在重放窗口内的消息会先于重放被清除；
- 信箱 ID 全程不断链：方案 A 天然满足；方案 B 依赖 `AUTO_INCREMENT` 种子，种子缺失时新 ID 与旧记录主键冲突，水位随之失效。

## 7. 出站信箱（COUTMSGS）

本系统一侧的规则（实现中：出站适配与请求协调尚未交付，机制描述见 design.md §4.2）：

出站前在 `REQ_TRACK` 登记 `REGISTERED`；写入 `COUTMSGS` 并确认落信后置 `SENT` 并关联出站记录 ID。"落信"指写入信箱成功，不等于下游已读取或已发送，交付承诺仅到落信为止（US-08）。

本系统写入的行由谁消费、按什么顺序消费，**当前未知**。以下事项在 Q10 关闭前按未知处理，不得作为已具备能力描述：

- 消费方与消费顺序；
- `COUTMSGS_ACK_DATE_RECV / ACK_RESEND_TIMES / DATE_SENT / ERROR` 各列的语义与写入责任；
- 出站行的清除责任与保留期；
- 落信成功但本地未置 `SENT` 时的重复写入风险及下游去重契约。

参考事实：legacy 的 SIS 接口规范记载各系统持有各自的 `COUTMSGS` 副本，由 JDBC Adapter 读取后发送至 CIIMS。该机制是否在现场沿用，属于 Q10 的确认范围，不作为现状依据。

## 8. 自有记录归档

- `PROC_STATE`：终态记录归档至 `PROC_STATE_HST`（尚未建表）。未达终态的记录不归档；归档不得使"同一业务身份只能绑定一条有效处理记录"的去重能力失效（US-11）。
- `SCHD_SNAP_LOG`：保留 90 天，清理窗口与判据见 design.md §6.2。
- 航班当前态的清理规则唯一归属 [flight-state.md](flight-state.md) §6；其判据不依赖信箱原文。信箱原文的可用性仅影响重放能力（§9）。

## 9. 重放与原文可用性

- 可重放的错误类别为 `CODEC_ERROR / UNSUPPORTED / INFRA / EXHAUSTED` 四类（以 design.md §6.1 为准）；重放处理当前状态，不恢复历史顺序。
- 重放的前提是信箱原文仍可读取：`R_keep` 必须覆盖重放期限（§6），属于硬约束。
- 处理时无法读取原文，一律按 `MALFORMED → DEAD` 处理。若原文缺失源于库方违反保留契约提前清除，按契约违例走运维追责通道；该消息的死信处置本身不变。

## 10. 开放问题索引

| 编号 | 待确认事项 | 本文相关章节 |
|---|---|---|
| Q2 | 信箱 ID 单调承诺；最大提交时延；空洞与迟到处理 | §5.1 |
| Q7 | 处理标记值集与写权限；原文保留期；处理时间语义 | §5.2、§6 |
| Q9（新增） | 清除执行方与 DDL 授权；方案 A / B 选型 | §6 |
| Q10（新增） | 出站消费方、ACK 列语义、出站清理与去重契约 | §7 |
| Q11（新增） | 上游 `SEQN` 重置规则与业务身份的日期边界 | design.md §2.2 |

Q9–Q11 的完整登记见 [user-stories.md](user-stories.md) §6 的 Q 表。

## 11. 不变量

- 五个事实互不替代：入队不引用信箱标记，回填不引用投递，投递不引用回填。
- 处理终态不可逆：已提交的 `SUCCEEDED` 不因回填或投递失败回改。
- 处理标记单调：任何路径只将空标写为已处理，不回撤、不覆盖。
- 水位不越过未入队的 ID；遇空洞即停。
- 执行清除前，边界内全部行已持有处理标记；物理删除仅发生在归档成功之后（追加写入与分区留档均构成归档成功）。
- 信箱 ID 全局单调、不断链，在任何清除方案下成立。
- 对外投递按至少一次设计；端到端恰好一次不在交付范围内。