MySQL Checkpoint机制

    将缓冲池中的脏页刷新回磁盘，不同之处在于每次从哪里取多少脏页刷新到磁盘，以及什么时候触发checkpoint。

checkpoint解决的问题：
    1.缩短数据库的恢复时间(数据库宕机时，不需要重做所有的日志，因checkpoint之前的页都已经刷新回磁盘啦)
    2.缓冲池不够用时，将脏页刷新到磁盘(缓冲池不够用时，根据LRU算会溢出最近最少使用的页，若此页为脏页，需要强制执行checkpoint将脏也刷回磁盘)
    3.重做日志不可用时，刷新脏页(采用循环使用的，并不是无限增大。当重用时，此时的重做日志还需要使用，就必须强制执行checkpoint将脏页刷回磁盘)

checkpoint分类：
1.Sharp Checkpoint
    发生在数据库关闭时将所有的脏页刷回磁盘，这是默认的。通过参数innodb_fast_shutdown=1来设置。
2.Fuzzy Checkpoint
    在InnoDB存储引擎内部使用Fuzzy Checkpoint进行页的刷新，即只刷新一部分脏页，而不是全部刷新。大致分为以下几种情况：
        a.Master Thread Checkpoint
            差不多以每秒或者每十秒从缓冲池的脏页列表(Flush列表)，这是异步操作，InnoDB存储引擎可以进行其他的操作部分不会发生堵塞。
        b.FLUSH_LUR_LIST Checkpoint
            InnoDB存储引擎需要保证LRU列表中有差不多100个空闲页可供使用。在InnoDB1.1.X版本之前，需要检查LRU列表中是否有足够的可用空间操作发生在用户查询线程中，显然这会阻塞用户的查询操作。倘若没有100个空闲页，那么InnoDB存储引擎会将LRU列表尾端的页移除，如果这些页中有脏页，那么需要进行Checkpoint，而这些来自于LRU列表的被称为FLUSH_LRU_LIST Checkpoint。但是在MySQL5.6版本后这个检查被放在了一个单独的Page Cleaner Thread中进行，通过参数innodb_lru_scan_depth来设置可用页的数量。
        c.Async/Sync Flush Checkpoint
            在重做日志文件不可用的情况下，需要将一些也刷新回磁盘，而操作发生在Flush列表上。若将已经写入到重做日志的LSN记为redo_lsn，将已经刷新回磁盘最新的LSN记为checkpoint_lsn,则可以定义:checkpoint_age = redo_lsn-checkpoint_lsn在定义一下的变量async_water_mark=75%*total_redo_log_file_size、sync_water_mark=90%*total_redo_file_size。若每个重做日志的大小为1G且定义了两个重做日志共2G。那么async_water_mark=1.5G,sync_water_mark=1.8G。
                当checkpoint_age<async_water_mark时，不需要刷新任何脏数据到磁盘；
                当async_water_mark<checkpoint_age<sync_water_mark时，触发Async Flush从Flush列表刷新足够的脏页会磁盘，使得刷新后满足checkpoint_age<async_water_mark；
                当checkpoint_age>sync_water_mark时，这种情况很少发生除非设置的重做日志文件太小，并且进行类似于LOAD DATA的BULK INSRET操作。这个时候触发Sync Flush从Flush列表刷新足够的脏页会磁盘，使得刷新后满足checkpoint_age<async_water_mark；
            Async Flush Checkpoint会阻塞发现问题的用户查询线程，Sync Flush Checkpoint会阻塞所有的用户查询线程，并且等待脏页刷新完成。但是从MySQL5.6版本开始这部分操作放入单独的Page Cleaner Thread中，不再会堵塞用户查询线程。
        d.Dirty Page too much Checkpoint
            脏页的数量太多导致InnoDB存储引擎强制进行Checkpoint，其目的是为了保证缓冲池中有足够的页可以用。可以通过参数innodb_max_dirty_pages_pct来设置。

    注意:Checkpoint机制将脏页刷回磁盘并不是直接刷回磁盘的，而是通过doublewrite(两次写). 即通过memcpy函数将脏页先复制到内存中的doublewrite buffer，之后通过doublewrite分两次(每次1MB)顺序写入共享表空间的物理磁盘上，然后调用fsync函数同步磁盘。具体是怎么实现的会在以后的博客中分享。