众所周知，数据库的后台进程在执行用户事务时，发生的数据更改是先写入缓冲池中，对应PG就是shared buffers。PG的缓冲池一般设置为总内存的1/4左右，缓冲池里面的这些数据更改，在事务提交时，是无需同步写入到磁盘的。因为在事务提交时，会先写入WAL日志，有了WAL日志，就可以在异常情况下将数据恢复，保障数据安全，因此数据本身是否在提交时写入磁盘就没那么重要了。PG是只是在需要的时候，例如脏页较多时、或一定时间间隔后，才将数据写回磁盘。

脏页处理的过程分为几个步骤。首先是由background writer将shared buffers里面的被更改过的页面（即脏页），通过调用write写入操作系统page cache。在函数BgBufferSync可以看到，PG的background writer进程，会根据LRU链表，扫描shared buffers（实际上是每次扫描一部分），如果发现脏页，就调用系统调用write。可以通过设置bgwriter_delay参数，来控制background writer每次扫描之间的时间间隔。background writer在对一个页面调用write后，会将该页面对应的文件（实际上是表的segement，每个表可能有多个segment，对应多个物理文件）记录到共享内存的数组中，调用顺序如下：

这些request最终会被checkpointer进程读取，放入pendingOpsTable，而真正将脏页回写到磁盘的操作，是由checkpointer进程完成的。checkpointer每次也会调用smgrwrite，把所有的shared buffers脏页（即还没有被background writer清理过得脏页）写入操作系统的page cache，并存入pendingOpsTable。这样pendingOpsTable存放了所有write过的脏页，包括之前background writer已经处理的脏页。随后PG的checkpointer进程会根据pedingOpsTable的记录，进行脏页回写操作（注意每次调用fysnc，都会sync数据表的一个文件，文件中所有脏页都会写入磁盘），调用顺序如下：

  1. CheckPointGuts->CheckPointBuffers->->mdsync->pg_fsync->fsync

如果checkpointer做磁盘写入的频率过高，则每次可能只写入很少的数据。我们知道，磁盘对于顺序写入批量数据比随机写的效率要高的多，每次写入很少数据，就造成大量随机写；而如果我们放慢checkpoint的频率，多个随机页面就有可能组成一次顺序批量写入，效率大大提高。另外，checkpoint会进行fsync操作，大量的fsync可能造成系统IO阻塞，降低系统稳定性，因此checkpoint不能过于频繁。但checkpoint的间隔也不能无限制放大。因为如果出现系统宕机，在进行恢复时，需要从上一次checkpoint的时间点开始恢复，如果checkpoint间隔过长，会造成恢复时间缓慢，降低可用性。整个同步机制如下图所示：

图1. 数据同步机制

决定是否做checkpoint有两个指标维度：

  1. 距离上一次checkpoint的时间。 也就是在上一次checkpoint后，多长时间必须做一次checkpoint。PG提供了checkpoint_timeout这个参数，缺省值为300秒，即如果上一次checkpoint后过了300秒没有做checkpoint了，就强制做一次checkpoint。

那么另外一个参数checkpoint_completion_target是做什么的呢？

这个看似不起眼的参数其实对checkpoint调度的影响很大。它是怎么使用的呢？checkpoint会调用BufferSync，将所有shared buffers的页面扫描一遍，如果发现脏页即调用write，写入page cache。每次write完一个脏页后，会调用IsCheckpointOnSchedule()这个函数。这个函数的主要逻辑是，判断新产生的日志文件数除以，结果是否小于checkpoint_completion_target。注意，这里的新产生日志文件数，是checkpoint开始后新产生的日志数，不是从上一次checkpoint结束后的新日志数。如果IsCheckpointOnSchedule()返回true，则checkpointer进程会进行sleep，sleep一定时间后，再读取下一个shared buffers页面进行write。这样做的效果是，当所有页面write完成时，新产生的日志页面数占checkpoint_segements的比例约为checkpoint_completion_target的设定值。例如，如果checkpoint_segements为16，checkpoint_completion_target为0.9，则当上一次checkpoint后，新的第16个日志文件产生后，写日志的那个进程会触发一次checkpoint。checkpoiter进程随即调用CreateCheckPoint，做一次checkpoint，checkpointer进程会调用BufferSync，扫描shared buffers写脏页。此时每次write一个脏页后，如果新产生的日志文件数小于16*0.9，即15个日志文件时，会进行sleep。最后当write脏页完成时，从上次checkpoint开始新产生的日志文件约为16+15=31个，即

    由此可见，checkpoint_completion_target直接控制了checkpoint中的write脏页的速度，使其完成时新产生日志文件数为上述期望值。

    当脏页全部被write完，就要进行真正的磁盘操作了，即fsync。此时每个文件的fsync之间没有sleep，是尽快完成的。一般做fsync总时间不会超过10秒，因此会赶在时间间隔到达checkpoint_timeout或新日志文件数到达checkpoint_segments前(都从checkpoint开始时间点开始算起)结束此次checkpoint。

    总结起来，每次checkpoint所耗时间可以用下面的公式计算：

    比如上面的例子，将会是：

    1. min (产生15个日志文件的时间，270秒）+ fsync的时间

    而这个时间一般小于产生checkpoint_segments个日志或checkpoint_timeout的时间。这样综合的效果是，每产生checkpoint_segments个日志或经历checkpoint_timeout的时间做一次checkpoint。在两次checkpoint的开始时间之间，会在checkpoint_completion_target比例的时间点完成脏页write，随后很快进行完fsync，如下图所示：

    checkpoint过程

    图2. checkpoint过程