Flink 检查点（Checkpoint）

检查点（Checkpoint）

​ 发生故障之后怎么办？最简单的想法当然是重启机器、重启应用。这里的问题在于，流处理应用中的任务都是有状态的，而为了快速访问这些状态一般会直接放在堆内存里；现在重启应用，内存中的状态已经丢失，就意味着之前的计算全部白费了，需要从头来过。就像编写文档或是玩 RPG 游戏，因为宕机没保存而要重来一遍是一件令人崩溃的事情；所以就有了存档，这样即使遇到宕机也可以读档继续了。

    在流处理中，我们同样可以用存档读档的思路，把之前的计算结果做个保存，这样重启之后就可以继续处理新数据、而不需要重新计算了。进一步地，我们知道在有状态的流处理中， 任务继续处理新数据，并不需要“之前的计算结果”，而是需要任务“之前的状态”。所以我们最终的选择，就是将之前某个时间点所有的状态保存下来，这份“存档”就是所谓的“检查点” （checkpoint）。

    检查点是 Flink 容错机制的核心。这里所谓的“检查”，其实是针对故障恢复的结果而言的：故障恢复之后继续处理的结果，应该与发生故障前完全一致，我们需要“检查”结果的正确性。所以，有时又会把 checkpoint 叫作“一致性检查点”。

检查点的保存

    什么时候进行检查点的保存呢？最理想的情况下，我们应该“随时”保存，也就是每处理完一个数据就保存一下当前的状态；这样如果在处理某条数据时出现故障，我们只要回到上一个数据处理完之后的状态，然后重新处理一遍这条数据就可以。这样重复处理的数据最少，完全没有多余操作，可以做到最低的延迟。然而实际情况不会这么完美。

1. 周期性的触发保存

    “随时存档”确实恢复起来方便，可是需要我们不停地做存档操作。如果每处理一条数据 就进行检查点的保存，当大量数据同时到来时，就会耗费很多资源来频繁做检查点，数据处理的速度就会受到影响。所以更好的方式是，每隔一段时间去做一次存档，这样既不会影响数据的正常处理，也不会有太大的延迟——毕竟故障恢复的情况不是随时发生的。**在 Flink 中，检查点的保存是周期性触发的，间隔时间可以进行设置。**
   

​ 所以检查点作为应用状态的一份“存档”，其实就是所有任务状态在同一时间点的一个“快照”（snapshot），它的触发是周期性的。具体来说，当每隔一段时间检查点保存操作被触发时， 就把每个任当前的状态复制一份，按照一定的逻辑结构放在一起持久化保存起来，就构成了检查点。

1. 保存的时间点

    这里有一个关键问题：当检查点的保存被触发时，任务有可能正在处理某个数据，这时该怎么办呢？
   
    最简单的想法是，可以在某个时刻“按下暂停键”，让所有任务停止处理数据。这样状态就不再更改，大家可以一起复制保存；保存完毕之后，再同时恢复数据处理就可以了。
   
    然而仔细思考就会发现这有很多问题。这种想法其实是粗暴地“停止一切来拍照”，在保存检查点的过程中，任务完全中断了，这会造成很大的延迟；我们之前为了实时性做出的所有设计就毁在了做快照上。另一方面，我们做快照的目的是为了故障恢复；现在的快照中，有些任务正在处理数据，那它保存的到底是处理到什么程度的状态呢？举个例子，我们在程序中某一步操作中自定义了一个 ValueState，处理的逻辑是：当遇到一个数据时，状态先加 1；而后 经过一些其他步骤后再加 1。现在停止处理数据，状态到底是被加了 1 还是加了 2 呢？这很重要，因为状态恢复之后，我们需要知道当前数据从哪里开始继续处理。要满足这个要求，就必须将暂停时的所有环境信息都保存下来——而这显然是很麻烦的。
   
    为了解决这个问题，我们不应该“一刀切”把所有任务同时停掉，而是至少得先把手头正在处理的数据弄完。这样的话，我们在检查点中就不需要保存所有上下文信息，只要知道当前处理到哪个数据就可以了。
   
    但这样依然会有问题：分布式系统的节点之间需要通过网络通信来传递数据，如果我们保存检查点的时候刚好有数据在网络传输的路上，那么下游任务是没法将数据保存起来的；故障重启之后，我们只能期待上游任务重新发送这个数据。然而上游任务是无法知道下游任务是否收到数据的，只能盲目地重发，这可能导致下游将数据处理两次，结果就会出现错误。
   
    所以我们最终的选择是：当所有任务都恰好处理完一个相同的输入数据的时候，将它们的状态保存下来。首先，这样避免了除状态之外其他额外信息的存储，提高了检查点保存的效率。 其次，一个数据要么就是被所有任务完整地处理完，状态得到了保存；要么就是没处理完，状态全部没保存：这就相当于构建了一个“事务”（transaction）。如果出现故障，我们恢复到之前保存的状态，故障时正在处理的所有数据都需要重新处理；所以我们只需要让源（source） 任务向数据源重新提交偏移量、请求重放数据就可以了。这需要源任务可以把偏移量作为算子状态保存下来，而且外部数据源能够重置偏移量；Kafka 就是满足这些要求的一个最好的例子，我们会在后面详细讨论。
   

2. 保存的具体流程

    检查点的保存，最关键的就是要等所有任务将“同一个数据”处理完毕。下面我们通过一 个具体的例子，来详细描述一下检查点具体的保存过程。
   
    回忆一下我们最初实现的统计词频的程序——WordCount。这里为了方便，我们直接从数 据源读入已经分开的一个个单词，例如这里输入的就是： “hello”“world”“hello”“flink”“hello”“world”“hello”“flink”……
   
    对应的代码就可以简化为：
   

SingleOutputStreamOperator<Tuple2<String,Long>> wordCountStream = 
env.addSource(...).map(word ->Tuple2.of(word,1L)).returns(Types.TUPLE(Types.STRING,Types.LONG));.keyBy(t -> t.f0).sum(1);

    源（Source）任务从外部数据源读取数据，并记录当前的偏移量，作为算子状态（Operator State）保存下来。然后将数据发给下游的 Map 任务，它会将一个单词转换成(word, count)二元组，初始 count 都是 1，也就是(“hello”, 1)、(“world”, 1)这样的形式；这是一个无状态的算子任务。进而以 word 作为键（key）进行分区，调用.sum()方法就可以对 count 值进行求和统计了； Sum 算子会把当前求和的结果作为按键分区状态（Keyed State）保存下来。最后得到的就是当前单词的频次统计(word, count)，如图所示。

    当我们需要保存检查点（checkpoint）时，就是在所有任务处理完同一条数据后，对状态做个快照保存下来。例如上图中，已经处理了 3 条数据：“hello”“world”“hello”，所以我们 会看到 Source 算子的偏移量为 3；后面的 Sum 算子处理完第三条数据“hello”之后，此时已 经有 2 个“hello”和 1 个“world”，所以对应的状态为“hello”-> 2，“world”-> 1（这里 KeyedState 底层会以 key-value 形式存储）。此时所有任务都已经处理完了前三个数据，所以我们可以把当前的状态保存成一个检查点，写入外部存储中。至于具体保存到哪里，这是由状态后端的配置项 “ 检 查 点 存 储 ” （ CheckpointStorage ）来决定的，可以有作业管理器的堆内存 （JobManagerCheckpointStorage）和文件系统（FileSystemCheckpointStorage）两种选择。一般情况下，我们会将检查点写入持久化的分布式文件系统。

从检查点恢复状态

    在运行流处理程序时，Flink 会周期性地保存检查点。当发生故障时，就需要找到最近一次成功保存的检查点来恢复状态。

    例如在上节的 word count 示例中，我们处理完三个数据后保存了一个检查点。之后继续运行，又正常处理了一个数据“flink”，在处理第五个数据“hello”时发生了故障，如图 所示。

    这里 Source 任务已经处理完毕，所以偏移量为 5；Map 任务也处理完成了。而 Sum 任务在处理中发生了故障，此时状态并未保存。
     接下来就需要从检查点来恢复状态了。具体的步骤为：

（1）重启应用
遇到故障之后，第一步当然就是重启。我们将应用重新启动后，所有任务的状态会清空，如图 10-4 所示。

（2）读取检查点，重置状态
找到最近一次保存的检查点，从中读出每个算子任务状态的快照，分别填充到对应的状态中。这样，Flink 内部所有任务的状态，就恢复到了保存检查点的那一时刻，也就是刚好处理完第三个数据的时候，如图 所示。这里 key 为“flink”并没有数据到来，所以初始为 0。

（3）重放数据
从检查点恢复状态后还有一个问题：如果直接继续处理数据，那么保存检查点之后、到发生故障这段时间内的数据，也就是第 4、5 个数据（“flink”“hello”）就相当于丢掉了；这会造成计算结果的错误。

    为了不丢数据，我们应该从保存检查点后开始重新读取数据，这可以通过 Source 任务向外部数据源重新提交偏移量（offset）来实现，如图 所示。

    这样，整个系统的状态已经完全回退到了检查点保存完成的那一时刻。

（4）继续处理数据
接下来，我们就可以正常处理数据了。首先是重放第 4、5 个数据，然后继续读取后面的数据，如图 所示。

    这里我们也可以发现，想要正确地从检查点中读取并恢复状态，必须知道每个算子任务状态的类型和它们的先后顺序（拓扑结构）；因此为了可以从之前的检查点中恢复状态，我们在改动程序、修复 bug 时要保证状态的拓扑顺序和类型不变。状态的拓扑结构在 JobManager 上可以由 JobGraph 分析得到，而检查点保存的定期触发也是由 JobManager 控制的；所以故障恢复的过程需要 JobManager 的参与。

检查点算法

    我们已经知道，Flink 保存检查点的时间点，是所有任务都处理完同一个输入数据的时候。 但是不同的任务处理数据的速度不同，当第一个 Source 任务处理到某个数据时，后面的 Sum 任务可能还在处理之前的数据；而且数据经过任务处理之后类型和值都会发生变化，面对着“面目全非”的数据，不同的任务怎么知道处理的是“同一个”呢？

    一个简单的想法是，当接到 JobManager 发出的保存检查点的指令后，Source 算子任务处 理完当前数据就暂停等待，不再读取新的数据了。这样我们就可以保证在流中只有需要保存到 检查点的数据，只要把它们全部处理完，就可以保证所有任务刚好处理完最后一个数据；这时把所有状态保存起来，合并之后就是一个检查点了。样做最大的问题，当先保存完状态的任务需要等待其他任务时，就导致了资源的闲置和性能的降低。

    所以更好的做法是，在不暂停整体流处理的前提下，将状态备份保存到检查点。在 Flink 中，采用了基于 Chandy-Lamport 算法的分布式快照，下面我们就来详细了解一下。

1. 检查点分界线（Barrier）

    我们现在的目标是，在不暂停流处理的前提下，让每个任务“认出”触发检查点保存的那个数据。
   
    所以我们可以借鉴水位线（watermark）的设计，在数据流中插入一个特殊的数据结构， 专门用来表示触发检查点保存的时间点。收到保存检查点的指令后，Source 任务可以在当前数据流中插入这个结构；之后的所有任务只要遇到它就开始对状态做持久化快照保存。由于数据流是保持顺序依次处理的，因此遇到这个标识就代表之前的数据都处理完了，可以保存一个检查点；而在它之后的数据，引起的状态改变就不会体现在这个检查点中，而需要保存到下一个检查点。
   

​ 这种特殊的数据形式，把一条流上的数据按照不同的检查点分隔开，所以就叫作检查点的 “分界线”（Checkpoint Barrier）。

    与水位线很类似，检查点分界线也是一条特殊的数据，由 Source 算子注入到常规的数据流中，它的位置是限定好的，不能超过其他数据，也不能被后面的数据超过。检查点分界线中带有一个检查点 ID，这是当前要保存的检查点的唯一标识，如图 所示。

    这样，分界线就将一条流逻辑上分成了两部分：分界线之前到来的数据导致的状态更改， 都会被包含在当前分界线所表示的检查点中；而基于分界线之后的数据导致的状态更改，则会被包含在之后的检查点中。

    在 JobManager 中有一个“检查点协调器”（checkpoint coordinator），专门用来协调处理检 查点的相关工作。检查点协调器会定期向 TaskManager 发出指令，要求保存检查点（带着检查点 ID）；TaskManager 会让所有的 Source 任务把自己的偏移量（算子状态）保存起来，并将带有检查点 ID 的分界线（barrier）插入到当前的数据流中，然后像正常的数据一样像下游传递； 之后 Source 任务就可以继续读入新的数据了。

    每个算子任务只要处理到这个 barrier，就把当前的状态进行快照；在收到 barrier 之前， 还是正常地处理之前的数据，完全不受影响。比如上图中，Source 任务收到 1 号检查点保存 指令时，读取完了三个数据，所以将偏移量 3 保存到外部存储中；而后将 ID 为 1 的 barrier 注 入数据流；与此同时，Map 任务刚刚收到上一条数据“hello”，而 Sum 任务则还在处理之前的 第二条数据(world, 1)。下游任务不会在这时就立刻保存状态，而是等收到 barrier 时才去做快照，这时可以保证前三个数据都已经处理完了。同样地，下游任务做状态快照时，也不会影响 上游任务的处理，每个任务的快照保存并行不悖，不会有暂停等待的时间。

1. 分布式快照算法

    通过在流中插入分界线（barrier），我们可以明确地指示触发检查点保存的时间。在一条单一的流上，数据依次进行处理，顺序保持不变；不过对于分布式流处理来说，想要一直保持 数据的顺序就不是那么容易了。
   
    我们先回忆一下水位线（watermark）的处理：上游任务向多个并行下游任务传递时，需要广播出去；而多个上游任务向同一个下游任务传递时，则需要下游任务为每个上游并行任务维护一个“分区水位线”，取其中最小的那个作为当前任务的事件时钟。
   
    那 barier 在并行数据流中的传递，是不是也有类似的规则呢？
   
    watermark 指示的是“之前的数据全部到齐了”，而 barrier 指示的是“之前所有数据的状态更改保存入当前检查点”：它们都是一个“截止时间”的标志。所以在处理多个分区的传递时，也要以是否还会有数据到来作为一个判断标准。
   
    具体实现上，Flink 使用了 Chandy-Lamport 算法的一种变体，被称为“异步分界线快照” （asynchronous barrier snapshotting）算法。算法的核心就是两个原则：当上游任务向多个并行下游任务发送 barrier 时，需要广播出去；而当多个上游任务向同一个下游任务传递 barrier 时， 需要在下游任务执行“分界线对齐”（barrier alignment）操作，也就是需要等到所有并行分区 的 barrier 都到齐，才可以开始状态的保存。
   
    为了详细解释检查点算法的原理，我们对之前的 word count 程序进行扩展，考虑所有算子并行度为 2 的场景，如图 所示。
   

    我们有两个并行的 Source 任务，会分别读取两个数据流（或者是一个源的不同分区）。这里每条流中的数据都是一个个的单词：“hello”“world”“hello”“flink”交替出现。此时第一 条流的 Source 任务（为了方便，下文中我们直接叫它“Source 1”，其他任务类似）读取了 3 个数据，偏移量为 3；而第二条流的 Source 任务（Source 2）只读取了一个“hello”数据，偏 移量为 1。第一条流中的第一个数据“hello”已经完全处理完毕，所以 Sum 任务的状态中 key 为 hello 对应着值 1，而且已经发出了结果(hello, 1)；第二个数据“world”经过了 Map 任务的 转换，还在被 Sum 任务处理；第三个数据“hello”还在被 Map 任务处理。而第二条流的第一 个数据“hello”同样已经经过了 Map 转换，正在被 Sum 任务处理。

    接下来就是检查点保存的算法。具体过程如下：

    （1）JobManager 发送指令，触发检查点的保存；Source 任务保存状态，插入分界线 JobManager 会周期性地向每个 TaskManager 发送一条带有新检查点 ID 的消息，通过这 种方式来启动检查点。收到指令后，TaskManger 会在所有 Source 任务中插入一个分界线 （barrier），并将偏移量保存到远程的持久化存储中，如图 所示。

    并行的 Source 任务保存的状态为 3 和 1，表示当前的 1 号检查点应该包含：第一条流中截至第三个数据、第二条流中截至第一个数据的所有状态更改。可以发现 Source 任务做这些 的时候并不影响后面任务的处理，Sum 任务已经处理完了第一条流中传来的(world, 1)，对应的状态也有了更改。

​ （2）状态快照保存完成，分界线向下游传递

    状态存入持久化存储之后，会返回通知给 Source 任务；Source 任务就会向 JobManager 确认检查点完成，然后像数据一样把 barrier 向下游任务传递，如图 所示。

    由于 Source 和 Map 之间是一对一（forward）的传输关系（这里没有考虑算子链 operator chain），所以 barrier 可以直接传递给对应的 Map 任务。之后 Source 任务就可以继续读取新的数据了。与此同时，Sum 1 已经将第二条流传来的(hello，1)处理完毕，更新了状态。

​ （3）向下游多个并行子任务广播分界线，执行分界线对齐

    Map 任务没有状态，所以直接将 barrier 继续向下游传递。这时由于进行了 keyBy 分区， 所以需要将 barrier 广播到下游并行的两个 Sum 任务，如图所示。同时，Sum 任务可能 收到来自上游两个并行 Map 任务的 barrier，所以需要执行“分界线对齐”操作。

    此时的 Sum 2 收到了来自上游两个 Map 任务的 barrier，说明第一条流第三个数据、第二 条流第一个数据都已经处理完，可以进行状态的保存了；而 Sum 1 只收到了来自 Map 2 的 barrier，所以这时需要等待分界线对齐。在等待的过程中，如果分界线尚未到达的分区任务 Map 1 又传来了数据(hello, 1)，说明这是需要保存到检查点的，Sum 任务应该正常继续处理数据，状态更新为 3；而如果分界线已经到达的分区任务 Map 2 又传来数据，这已经是下一个检查点要保存的内容了，就不应立即处理，而是要缓存起来、等到状态保存之后再做处理。

​ （4）分界线对齐后，保存状态到持久化存储

    各个分区的分界线都对齐后，就可以对当前状态做快照，保存到持久化存储了。存储完成 之后，同样将 barrier 向下游继续传递，并通知 JobManager 保存完毕，如图 所示。

    这个过程中，每个任务保存自己的状态都是相对独立的，互不影响。我们可以看到，当 Sum 将当前状态保存完毕时，Source 1 任务已经读取到第一条流的第五个数据了。

​ （5）先处理缓存数据，然后正常继续处理

    完成检查点保存之后，任务就可以继续正常处理数据了。这时如果有等待分界线对齐时缓存的数据，需要先做处理；然后再按照顺序依次处理新到的数据。

    当 JobManager 收到所有任务成功保存状态的信息，就可以确认当前检查点成功保存。之后遇到故障就可以从这里恢复了。

    由于分界线对齐要求先到达的分区做缓存等待，一定程度上会影响处理的速度；当出现背压（backpressure）时，下游任务会堆积大量的缓冲数据，检查点可能需要很久才可以保存完毕。为了应对这种场景，Flink 1.11 之后提供了不对齐的检查点保存方式，可以将未处理的缓冲数据（in-flight data）也保存进检查点。这样，当我们遇到一个分区 barrier 时就不需等待对齐，而是可以直接启动状态的保存了。