前言
在食用本文之前，建议看官先充分食用这两篇文章：《Chandy-Lamport分布式快照算法小记》与《深入理解Flink的轻量级异步屏障快照（ABS）算法》。
屏障对齐的风险
在Flink的检查点机制中，屏障（barrier）是划分快照（状态）的边界。在启用exactly once语义的条件下，当一个算子有多个输入流时，需要等待所有输入流中当前检查点N的屏障都到达其输入缓冲区，才能安全地触发检查点，否则检查点N的快照数据和检查点N + 1的快照数据就会混在一起。图示如下。
屏障对齐不仅保证了状态的准确性，还巧妙地消去了原生C-L算法中记录输入流状态的步骤（之前说过，即使作业执行计划是有环图，也只需要记录回边流的状态），十分轻量级。
但是，屏障对齐是阻塞式的，在作业出现反压时可能会成为不定时炸弹。我们知道，检查点屏障是从Source端产生并源源不断地向下游流动的。如果作业出现反压（哪怕整个DAG中的一条链路反压），数据流动的速度减慢，屏障到达下游算子的延迟就会变大，进而影响到检查点完成的延时（变大甚至超时失败）。如果反压长久不能得到解决，快照数据与实际数据之间的差距就越来越明显，一旦作业failover，势必丢失较多的处理进度。另一方面，作业恢复后需要重新处理的数据又会积压，加重反压，造成恶性循环。
为了规避风险，Flink 1.11版本中通过FLIP-76引入了非对齐检查点（unaligned checkpoint）的feature，下面简要介绍之。
非对齐检查点
顾名思义，非对齐检查点取消了屏障对齐操作。其流程图示如下。
简单解说：
a) 当算子的所有输入流中的第一个屏障到达算子的输入缓冲区时，立即将这个屏障发往下游（输出缓冲区）。
b) 由于第一个屏障没有被阻塞，它的步调会比较快，超过一部分缓冲区中的数据。算子会标记两部分数据：一是屏障首先到达的那条流中被超过的数据，二是其他流中位于当前检查点屏障之前的所有数据（当然也包括进入了输入缓冲区的数据），如下图中标黄的部分所示。
c) 将上述两部分数据连同算子的状态一起做异步快照。
由此可见，非对齐检查点的机制与原生C-L算法更为相似一些（即需要由算子来记录输入流的状态）。它与对齐检查点的区别主要有三：
对齐检查点在最后一个屏障到达算子时触发，非对齐检查点在第一个屏障到达算子时就触发。
对齐检查点在第一个屏障到最后一个屏障到达的区间内是阻塞的，而非对齐检查点不需要阻塞。
显然，即使再考虑反压的情况，屏障也不会因为输入流速度变慢而堵在各个算子的入口处，而是能比较顺畅地由Source端直达Sink端，从而缓解检查点失败超时的现象。
- 对齐检查点能够保持快照N~N + 1之间的边界，但非对齐检查点模糊了这个边界。
既然不同检查点的数据都混在一起了，非对齐检查点还能保证exactly once语义吗？答案是肯定的。当任务从非对齐检查点恢复时，除了对齐检查点也会涉及到的Source端重放和算子的计算状态恢复之外，未对齐的流数据也会被恢复到各个链路，三者合并起来就是能够保证exactly once的完整现场了。
非对齐检查点目前仍然作为试验性的功能存在，并且它也不是十全十美的（所谓优秀的implementation往往都要考虑trade-off），主要缺点有二：
需要额外保存数据流的现场，总的状态大小可能会有比较明显的膨胀（文档中说可能会达到a couple of GB per task），磁盘压力大。当集群本身就具有I/O bound的特点时，该缺点的影响更明显。
从状态恢复时也需要额外恢复数据流的现场，作业重新拉起的耗时可能会很长。特别地，如果第一次恢复失败，有可能触发death spiral（死亡螺旋）使得作业永远无法恢复。
所以，官方当前推荐仅将它应用于那些容易产生反压且I/O压力较小（比如原始状态不太大）的作业中。随着后续版本的打磨，非对齐检查点肯定会更加好用。
The End
还有其他事情要做，民那晚安晚安。