关于checkpoint

Ⅰ、Checkpoint

1.1 checkpoint的作用

• 缩短数据库的恢复时间
• 缓冲池不够用时,将脏页刷到磁盘
• 重做日志不可用时,刷新脏页

1.2 展开分析

page被缓存在bp中,page在bp中和disk中不是时刻保持一致的(page修改一下就刷一次盘是不现实的,是通过checkpoint来玩的)

万一宕机,重启的时候disk上那个page需要恢复到原来bp中page的那个版本

那问题是,两个page版本不一致咋整？没事,我们做到最终一致就行

那我们就说一下这个最终一致是个怎样的过程,通过一个例子来说明：

Step1：
一个page读到bp中时,它的lsn（这个鬼东西待会儿仔细说,先理解为一个flag）是100,然后这个page被modify了,它的lsn变成了130,当对应的事务提交后,修改日志会被记录到redo里面,此时redo和全局的lsn就相应的变成了130
Step2：
另外一个page之前进bp的时候lsn是50,前面那个page被modify之后,它也被修改,它的lsn变成了140,它这个140的lsn也写到了redo里,全局lsn变成140
Step3：
关键的一步,假设此时lsn为130的page被刷到disk上了（什么时候刷也是个学问,这里不说）,而lsn为140的那个page还没被刷,磁盘上保存的还是老版本,突然宕机了。
Step4：
这时候restart数据库,就会从磁盘上cp的位置(130)开始读redo log,一直回放到140,这样没被刷到磁盘的那个page就恢复到宕机之前的状态了。

划重点：

①这个130,140其实就是字节数,也就是说你对这个页修改产生了10个字节的日志,那么lsn就加10

②page原来读进bp的lsn甭管,只管它改变了多少字节就行,所以这个lsn的变化肯定是一个单调递增的过程,其实lsn就是日志写了多少字节(之前没理解好,以为各个page的lsn是自己玩自己的)

Ⅱ、LSN(log sequence number)——日志序列号

lsn是用来保存checkpoint的,保存现在刷新到磁盘的位置在哪里

这个130,140其实就是字节数,也就是说你对这个页修改产生了10个字节的日志,那么lsn就加10,lsn没有上限,8字节

2.1 lsn存在什么地方？

• 每个page有一个LSN,page更新一下LSN就会更新一下,记录在page header中
• 整个MySQL实例也有一个LSN(这就是checkpoint),记录在第一个重做日志的前2k的块里(就给它用,不会被覆盖)
• redo log里有一个LSN

全局lsn位置之前的内容已经刷磁盘上,只要恢复它后面的日志,数据就恢复了

2.2 查看lsn和整个checkpoint流程梳理

看page中的lsn,page中其实是保存两个lsn的,如下：

(root@172.16.0.10) [(none)]>  desc information_schema.INNODB_BUFFER_PAGE_LRU;
+---------------------+---------------------+------+-----+---------+-------+
| Field               | Type                | Null | Key | Default | Extra |
+---------------------+---------------------+------+-----+---------+-------+
| POOL_ID             | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| LRU_POSITION        | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| SPACE               | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| PAGE_NUMBER         | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| PAGE_TYPE           | varchar(64)         | YES  |     | NULL    |       |
| FLUSH_TYPE          | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| FIX_COUNT           | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| IS_HASHED           | varchar(3)          | YES  |     | NULL    |       |
| NEWEST_MODIFICATION | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| OLDEST_MODIFICATION | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| ACCESS_TIME         | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| TABLE_NAME          | varchar(1024)       | YES  |     | NULL    |       |
| INDEX_NAME          | varchar(1024)       | YES  |     | NULL    |       |
| NUMBER_RECORDS      | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| DATA_SIZE           | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| COMPRESSED_SIZE     | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
| COMPRESSED          | varchar(3)          | YES  |     | NULL    |       |
| IO_FIX              | varchar(64)         | YES  |     | NULL    |       |
| IS_OLD              | varchar(3)          | YES  |     | NULL    |       |
| FREE_PAGE_CLOCK     | bigint(21) unsigned | NO   |     | 0       |       |
+---------------------+---------------------+------+-----+---------+-------+
20 rows in set (0.00 sec)

newest_modification 页最新更新完后的lsn
oldest_modification 页第一次更新完后的lsn
page刷到磁盘的时候,全局的check_point保存的是oldest(只保存第一次修改时的lsn),而page中的lsn保存的是newest

(root@172.16.0.10) [(none)]> show engine innodb statusG
...
---
LOG
---
Log sequence number 15151135824   当前内存中最新的LSN
Log flushed up to   15151135824   redo刷到磁盘的LSN
Pages flushed up to 15151135824   最后一个刷到磁盘上的页的最新的LSN（NEWEST_MODIFICATION）
Last checkpoint at  15151135815   最后一个刷到磁盘上的页的第一次被修改时的LSN（OLDEST_MODIFICATION）
...

Log sequence number和Log flushed up这两个LSN可能会不同,运行过程中后者可能会小于 前者,因为redo日志也是先在内存中更新,再刷到磁盘的

最后一个小于前面三个,为什么？

脏页会被指向flush list这个就不多赘述了

flush list是根据lsn进行组织的,而且还是用一个page第一次放进来的lsn进行组织的,也就是说这个page再次发生更新,它的位置是不会移动的

分析一波：

bp的LRU列表中,一个page,假设LSN进来的时候是100,当前全局LSN也是100,如果这个page变化了,产生了20字节的日志,这时候page的lsn变成120,并且通过指针指向flush list中去了,但是这个page立马又被更新产生20字节日志,此时page的lsn为140,而此时在flush list中的lsn还是120(这里意思就是page里面保存了两种lsn,一个是第一次修改页的,一个是最后一次修改页的)

当这个lsn为120的page被刷到disk上,那么disk上的cp就是120了,但是上面的三个值都是140,是不是很好理解呢,那就是说,每个page只更新一次,那这四个值就相等了呗,23333！

为什么这么设计？

为了恢复的时候,保证redo回放的过程的连续性,不会出错

page A第一次修改后lsn是120,记录到全局lsn,后面还有个page B被更新,lsn变为140,此时,page A再更新,lsn变为160了。这时候发生宕机,page A被刷到磁盘,page B没刷过去,如果flush list里面记录160的话,发生故障重启时lsn为140的page B怎么恢复？是不是被跳过去了

那从120开始恢复,那个页已经是160了,为什么还要恢复？

数据库会检测,如果page的lsn大于实例的lsn,就不会恢复这个page,跨过去,只将page B从120恢复到140

tips：

①checkpoint不需要实时刷新到磁盘,不是一个页更新了就要更新磁盘上的cp,磁盘上的cp前置一点是没有关系的,大不了多scan一点redo log,读到不回放就是了,而是由master_thread控制,差不多每秒钟更新一次

②回滚问题

回滚不是通过redo来回滚的,所有的page前滚到一个位置(恢复完),这些page对应的事务还是活跃的,还没提交,之后这些事务都会通过undo log来undo回滚,但undo是通过redo来恢复的

比如一个页120-160已经恢复过去了,但是这个事务需要回滚,却又已经刷到磁盘了,没关系,通过undo log往回滚一下就好了

事务活跃列表存放在undo段中,只要事务没提交就在里面,提交后移动到undo的history中,这个历史列表是用来做purge的,这里面的undo会被慢慢回收

Ⅲ、checkpoint 分类

• Sharp Checkpoint
  将所有的赃页都刷新回磁盘,刷新时系统hang住,InnoDB关闭时使用
  相关参数：innodb_fast_shutdown={1|0}
• Fuzzy Checkpoint
  将部分脏页刷新回磁盘,对系统影响较小
  innodb_io_capacity来控制,最小限制为100,表示一次最多刷新脏页的能力,与IOPS相关
  SSD可以设置在4000-8000,SAS最多设置在800多（IOPS在1000左右）

Ⅳ、什么时候刷dirty page

• 以前在master thread线程中(从flush_list中进行刷新)

  现在都在page_cleaner_thread线程中(每一秒,每十秒)

• FLUSH_LRU_LIST 刷新

  5.5以前需要保证在LRU_LIST尾部要有100个空闲页（可替换的页）,即刷新一部分数据 ,保证有100个空闲页。

  由innodb_lru_scan_depth参数来控制,并不只是刷最后一个页,默认探测尾部1024个页（默认）,1024个页中所有脏页会一起刷掉,该参数是应用到每个Buffer Pool,总数即为该值乘以Buffer Pool的个数,总量超过innodb_io_capacity是不合理的,即此参数不得超过innodb_io_capacity/innodb_buffer_pool_instances,ssd的话,可以适当把这个扫描深度调深一点

• Async/Sync Flush Checkpoint
  重做日志重用

• Dirty Page too much
  赃页比例超过bp总量的一定比例,本来是通过page_cleaner_thread来刷,但是脏页太多了,就会强行刷,由innodb_max_dirty_pages_pct参数控制

tips：

①页只会从flush_list中刷新这个观点是不对的,只有page_cleaner_thread定期问flush_list要脏页,一个一个刷,刷到innodb_io_capacity的比例值

②LRU list中既存在干净的页也存在脏页,假设最后一个页,是脏的,另一个线程需要一个页,free list已经空了,lru会把这个页淘汰给这个线程去使用,这时候也需要刷新这个脏页,默认一下探测1024个page,把脏页刷掉