MySQL · TokuDB · checkpoint过程
最后更新于：2022-04-01 10:34:47
TokuDB的buffer pool（在TokuDB中被称作cachetable）维护几个后台工作线程定期处理一些任务。
其中有一个工作线程叫做checkpointer线程，每60秒启动一次把cachetable中所有脏页写回到磁盘上。
TokuDB只支持这一种checkpoint方式，用MySQL术语来说就是sharp checkpoint。
每次checkpoint过程写的脏页数目可能会比较多，而且在写回的过程中需要一直持有节点的读写锁，因此，checkpoint时索引的访问性能会受到一定程度的影响。
为了降低checkpoint对性能影响，TokuDB对每个脏页clone一份用于写回，在clone的过程中是持有节点的读写锁的，clone结束会放掉读写锁。
TokuDB checkpoint过程分为如下五个步骤：
* 获取全局的checkpoint锁
* Begin checkpoint
* End checkpoint
* 清理redo日志
* 释放全局的checkpoint锁
下面我们一起看一下begin checkpoint和end checkpoint的详细过程。
## Begin checkpoint
在checkpoint开始时刻要做一些准备工作，诸如：
1. pin FT
给CACHEFILE对应的FT加pinned_by_checkpoint标记，保证CACHEFILE不会从内存里移除。CACHEFILE记录了索引包含的数据节点列表和描述索引对应文件的相关信息。
2. 对每个CACHEFILE加for_checkpoint标记
标识此CACHEFILE数据属于当前的checkpoint。
3. 记redo日志
记录checkpoint开始时刻的lsn。
写redo日志：begin checkpoint日志项，checkpoint打开索引文件日志项，live txn日志项
4. 对每个PAIR（数据页）加checkpoint_pending标记
遍历cachetable里面每个数据页，如果数据页对应的索引文件（CACHEFILE）属于checkpoint，对数据页加checkpoint_pending标记，并加入到全局m_pending_head双向链表里面。
5. 更新checkpoint header信息
clone一份FT header，记做ft->checkpoint_header,记录checkpoint开始时刻BTT（Block Translation Table）的位置。
TokuDB每次checkpoint都会把数据写到一个新的地方，索引逻辑页号（或者块号）到索引文件offset的映射关系记录在BTT里面。
ft->checkpoint_header的类型为FT_CHECKPOINT_INPROGRESS，lsn为checkpoint开始时刻的lsn。
6. 克隆BTT，BTT里面有个translation表，记录逻辑页号到索引文件offset的映射关系。这个表有三个版本：
* _current（当前的，类型为TRANSLATION_CURRENT）
* _inprogress（checkpoint开始时刻的，类型为TRANSLATION_INPROGRESS）
* _checkpointed（上次checkpont的，类型为TRANSLATION_CHECKPOINTED）
就是把TRANSLATION_CURRENT复制一份，并把类型设置为TRANSLATION_INPROGRESS。
注：
1, 2阶段在m_cf_list->read_lock保护下进行
4, 5阶段在此过程在pair list的锁和m_cf_list->read_lock保护下进行。。
注意是拿了pair list上所有的锁，m_list_lock读锁，m_pending_lock_expensive写锁，m_pending_lock_cheap写锁，保证不能向pair list添加/删除数据页；不能把pair list的数据页evict出内存；同时也阻止在get_and_pin的过程中client线程池帮助写回属于checkpoint的脏页。这三个锁都是保护pair list的，按照不同的功能拆分成三个锁。
~~~
void checkpointer::begin_checkpoint() {
// 1\. Initialize the accountability counters.
m_checkpoint_num_txns = 0;
// 2\. Make list of cachefiles to be included in the checkpoint.
m_cf_list->read_lock();
m_cf_list->m_active_fileid.iterate<void *, iterate_note_pin::fn>(nullptr);
m_checkpoint_num_files = m_cf_list->m_active_fileid.size();
m_cf_list->read_unlock();
// 3\. Create log entries for this checkpoint.
if (m_logger) {
this->log_begin_checkpoint();
}
bjm_reset(m_checkpoint_clones_bjm);
m_list->write_pending_exp_lock();
m_list->read_list_lock();
m_cf_list->read_lock(); // needed for update_cachefiles
m_list->write_pending_cheap_lock();
// 4\. Turn on all the relevant checkpoint pending bits.
this->turn_on_pending_bits();
// 5\. Clone BTT and FT header
this->update_cachefiles();
m_list->write_pending_cheap_unlock();
m_cf_list->read_unlock();
m_list->read_list_unlock();
m_list->write_pending_exp_unlock();
}
~~~
## End checkpoint
在end checkpoint的阶段
* 把所有的CACHEFIlE记录在checkpoint_cfs数组里面，为后面的步骤做准备。
* 然后调用checkpoint_pending_pairs函数把m_pending_head双向链表的数据页写回到磁盘上。
Checkpoint_pending_pairs遍历m_pending_head链表，对每个数据页判断是否真的需要写回。
因为一次checkpoint的时间比较长，有的数据页可能是被client线程池帮忙写回了，这里就不需要再做一次写回操作。如果需要写回，就调用clone_callback克隆一份。
在clone的过程中是持有数据页的读写锁和disk_nb_mutex（mutex语义，表示有I/O在进行），克隆结束后，释放读写锁，只持有disk_nb_mutex锁，由checkpointer线程把数据页写回（cloned副本）。写回结束后，释放disk_nb_mutex。
如果数据页没有设置clone_callback（缺省是都会设置的），由checkpointer线程把数据页（注意，是数据页本身）写回，写回过程中是持有读写锁和disk_nb_mutex的。
写回结束后清除checkpoint_pending标记和dirty标记。
函数checkpoint_pending_pairs把所有的数据页写回到磁盘上，后面要做的就是metadata的修改。
* 对checkpoint_cfs数组的每个CACHEFILE调用checkpoint_userdata回调函数（实际上是ft_checkpoint函数）把BTT（Block Translation Table）和ft->checkpoint_header序列化到磁盘上。
BTT的rootnum
在FT索引文件里有两个位置可以保存ft->header：偏移0和偏移4096。
TokuDB采用round robin的方式，把奇数次（1,3,5…）checkpoint的header存储在偏移为0的地方;
把偶数次（2,4,6,…）checkpoint的header存储在偏移为4096的位置上。
然后更新ft->h->checkpoint_lsn为checkpoint开始时刻的lsn。
* 写redo日志：end checkpoint日志项。
* 通知logger子系统logger->last_completed_checkpoint_lsn为checkpoint开始时刻的lsn。
* 对checkpoint_cfs数组保存的每个CACHEFILE调用end_checkpoint_userdata回调函数（实际上是ft_end_checkpoint）把_checkpointed记录的上次checkpoint写回的数据页所占用空间释放掉。并且把这次checkpoint的BTT保存在_checkpointed，然后清空_inprogress，表示checkpoint结束，当前没有正在进行的checkpoint。在ft_end_checkpoint里面还做了一个事情就是把ft->checkpoint_header释放并置为空，到这里checkpoint的工作就完成了。
* unpin FT
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void checkpointer::end_checkpoint(void (*testcallback_f)(void*), void* testextra) {
toku::scoped_malloc checkpoint_cfs_buf(m_checkpoint_num_files * sizeof(CACHEFILE));
CACHEFILE *checkpoint_cfs = reinterpret_cast<CACHEFILE *>(checkpoint_cfs_buf.get());
this->fill_checkpoint_cfs(checkpoint_cfs);
this->checkpoint_pending_pairs();
this->checkpoint_userdata(checkpoint_cfs);
// For testing purposes only. Dictionary has been fsync-ed to disk but log has not yet been written.
if (testcallback_f) {
testcallback_f(testextra);
}
this->log_end_checkpoint();
this->end_checkpoint_userdata(checkpoint_cfs);
// Delete list of cachefiles in the checkpoint,
this->remove_cachefiles(checkpoint_cfs);
}
~~~
## Checkpoint的redo日志
下面我们一起看一下checkpoint过程记录的redo日志：
* Begin_checkpoint：表示begin checkpoint的日志项
* Fassociate：表示打开的索引的日志项
* End_checkpoint：表示end checkpoint的日志项
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./tdb_logprint < data/log000000000002.tokulog27
begin_checkpoint 'x': lsn=88 timestamp=1455623796540257 last_xid=153 crc=470dd9ea len=37
fassociate 'f': lsn=89 filenum=0 treeflags=0 iname={len=15 data="tokudb.rollback"} unlink_on_close=0 crc=8606e9b1 len=49
fassociate 'f': lsn=90 filenum=1 treeflags=4 iname={len=18 data="tokudb.environment"} unlink_on_close=0 crc=92dc4c1c len=52
fassociate 'f': lsn=91 filenum=3 treeflags=4 iname={len=16 data="tokudb.directory"} unlink_on_close=0 crc=86323b7e len=50
end_checkpoint 'X': lsn=92 lsn_begin_checkpoint=88 timestamp=1455623796541659 num_fassoc
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