Spark分布式计算和RDD模型研究

1背景介绍现今分布式计算框架像MapReduce和Dryad都提供了高层次的原语，使用户不用操心任务分发和错误容忍，非常容易地编写出并行计算程序。然而这些框架都缺乏对分布式内存的抽象和支持，使其在某些应用场景下不够高效和强大。RDD(ResilientDistributedDatasets弹性分布式数据集)模型的产生动机主要来源于两种主流的应用场景：迭代式算法：迭代式机器学习、图算法，包括PageRank、K-means聚类和逻辑回归(logisticregression)交互式数据挖掘工具：用户在同一数据子集上运行多个Adhoc查询。不难看出，这两种场景的共同之处是：在多个计算或计算的多个阶段间，重用中间结果。不幸的是，在目前框架如MapReduce中，要想在计算之间重用数据，唯一的办法就是把数据保存到外部存储系统中，例如分布式文件系统。这就导致了巨大的数据复制、磁盘I/O、序列化的开销，甚至会占据整个应用执行时间的一大部分。为了解决这种问题，研究人员为有这种数据重用需要的应用开发了特殊的框架。例如将中间结果保存在内存中的迭代式图计算框架Pregel。然而这些框架只支持一些特定的计算模式，而没有提供一种通用的数据重用的抽象。于是，RDD横空出世，它的主要功能有：高效的错误容忍中间结果持久化到内存的并行数据结构可控制数据分区来优化数据存储丰富的操作方法对于设计RDD来说，最大的挑战在于如何提供高效的错误容忍(fault-tolerance)。现有的集群上的内存存储抽象，如分布式共享内存、key-value存储、内存数据库以及Piccolo等，都提供了对可变状态(如数据库表里的Cell)的细粒度更新。在这种设计下为了容错,就必须在集群结点间进行数据复制(datareplicate)或者记录日志。这两种方法对于数据密集型的任务来说开销都非常大，因为需要在结点间拷贝大量的数据，而网络带宽远远低于RAM。与这些框架不同，RDD提供基于粗粒度转换(coarse-grainedtransformation)的接口,例如map、filter、join，能够将同一操作施加到许多数据项上。于是通过记录这些构建数据集(lineage世族)的粗粒度转换的日志，而非实际数据，就能够实现高效的容错。当某个RDD丢失时，RDD有充足的关于丢失的那个RDD是如何从其他RDD产生的信息，从而通过重新计算来还原丢失的数据，避免了数据复制的高开销。尽管基于粗粒度转换的接口第一眼看起来有些受限、不够强大，但实际上RDD却能很好地用于许多并行计算应用，因为这些应用本身自然而然地就是在多个数据项上运用相同的操作。事实上，RDD能够高效地表达许多框架的编程模型，如MapReduce、DryadLINQ、SQL、Pregel和HaLoop，以及它们处理不了的交互式数据挖掘应用。2RDD简介2.1概念RDD是一种只读的、分区的记录集合。具体来说，RDD具有以下一些特点：创建：只能通过转换(transformation，如map/filter/groupBy/join等，区别于动作action)从两种数据源中创建RDD：1）稳定存储中的数据；2）其他RDD。只读：状态不可变，不能修改分区：支持使RDD中的元素根据那个key来分区(partitioning)，保存到多个结点上。还原时只会重新计算丢失分区的数据，而不会影响整个系统。路径：在RDD中叫世族或血统(lineage)，即RDD有充足的信息关于它是如何从其他RDD产生而来的。持久化：支持将会·被重用的RDD缓存(如in-memory或溢出到磁盘)延迟计算：像DryadLINQ一样，Spark也会延迟计算RDD，使其能够将转换管道化(pipelinetransformation)操作：丰富的动作(action)，count/reduce/collect/save等。关于转换(transformation)与动作(action)的区别，前者会生成新的RDD，而后者只是将RDD上某项操作的结果返回给程序，而不会生成新的RDD：2.2例子假设网站中的一个WebService出现错误，我们想要从数以TB的HDFS日志文件中找到问题的原因，此时我们就可以用Spark加载日志文件到一组结点组成集群的RAM中，并交互式地进行查询。以下是代码示例：首先行1从HDFS文件中创建出一个RDD，而行2则衍生出一个经过某些条件过滤后的RDD。行3将这个RDDerrors缓存到内存中，然而第一个RDDlines不会驻留在内存中。这样做很有必要，因为errors可能非常小，足以全部装进内存，而原始数据则会非常庞大。经过缓存后，现在就可以反复重用errors数据了。我们这里做了两个操作，第一个是统计errors中包含MySQL字样的总行数，第二个则是取出包含HDFS字样的行的第三列时间，并保存成一个集合。这里要注意的是前面曾经提到过的Spark的延迟处理。Spark调度器会将filter和map这两个转换保存到管道，然后一起发送给结点去计算。2.3优势RDD与DSM(distributedsharedmemory)的最大不同是：RDD只能通过粗粒度转换来创建，而DSM则允许对每个内存位置上数据的读和写。在这种定义下，DSM不仅包括了传统的共享内存系统，也包括了像提供了共享DHT(distributedhashtable)的Piccolo以及分布式数据库等。所以RDD相比DSM有着下面这些优势：高效的容错机制：没有检查点(checkpoint)开销，能够通过世族关系还原。而且还原只涉及了丢失数据分区的重计算，并且重算过程可以在不同结点并行进行，而无需回滚整个系统。结点落后问题的缓和(mitigatestraggler)：RDD的不可变性使得系统能够运行类似MapReduce备份任务，来缓和慢结点。这在DSM系统中却难以实现，因为多个相同任务一起运行会访问同样的内存数据而相互干扰。批量操作：任务能够根据数据本地性(datalocality)被分配，从而提高性能。优雅降级(degradegracefully)：当内存不足时，大分区会被溢出到磁盘，提供与其他现今的数据并行计算系统类似的性能。2.4应用场景RDD最适合那种在数据集上的所有元素都执行相同操作的批处理式应用。在这种情况下，RDD只需记录世族图谱中的每个转换就能还原丢失的数据分区，而无需记录大量的数据操作日志。所以RDD不适合那些需要异步、细粒度更新状态的应用，比如Web应用的存储系统，或增量式的Web爬虫等。对于这些应用，使用具有事务更新日志和数据检查点的数据库系统更为高效。3RDD表现形式3.1深入RDD使用RDD作为抽象的一个挑战就是：选择一种合适的表现形式，来追踪横跨众多转换的RDD世族关系。在Spark中，我们使用一种简单的、基于图的表现形式，使得Spark在无需为每个转换都增加特殊的处理逻辑的情况下，就能支持大量的转换类型，这大大简化了系统的设计。总的来说，对于每个RDD都包含五部分信息，即数据分区的集合，能根据本地性快速访问到数据的偏好位置，依赖关系，计算方法，是否是哈希/范围分区的元数据：以Spark中内建的几个RDD举例来说：信息/RDDHadoopRDDFilteredRDDJoinedRDDPartitions每个HDFS块一个分区，组成集合与父RDD相同每个Reduce任务一个分区PreferredLocHDFS块位置无(或询问父RDD)无Dependencies无(父RDD)与父RDD一对一对每个RDD进行混排Iterator读取对应的块数据过滤联接混排的数据Partitioner无无HashPartitioner3.2工作原理在了解了RDD的概念和内部表现形式之后，那么RDD是如何运行的呢？总高层次来看，主要分为三步：创建RDD对象，DAG调度器创建执行计划，Task调度器分配任务并调度Worker开始运行。以下面一个按A-Z首字母分类，查找相同首字母下不同姓名总个数的例子来看一下RDD是如何运行起来的。步骤1：创建RDD。上面的例子除去最后一个collect是个动作，不会创建RDD之外，前面四个转换都会创建出新的RDD。因此第一步就是创建好所有RDD(内部的五项信息)。步骤2：创建执行计划。Spark会尽可能地管道化，并基于是否要重新组织数据来划分阶段(stage)，例如本例中的groupBy()转换就会将整个执行计划划分成两阶段执行。最终会产生一个DAG(directedacyclicgraph，有向无环图)作为逻辑执行计划。步骤3：调度任务。将各阶段划分成不同的任务(task)，每个任务都是数据和计算的合体。在进行下一阶段前，当前阶段的所有任务都要执行完成。因为下一阶段的第一个转换一定是重新组织数据的，所以必须等当前阶段所有结果数据都计算出来了才能继续。假设本例中的hdfs://names下有四个文件块，那么HadoopRDD中partitions就会有四个分区对应这四个块数据，同时preferedLocations会指明这四个块的最佳位置。现在，就可以创建出四个任务，并调度到合适的集群结点上。3.3混排(待补充：关于混排(Shuffle)是如何执行的)3.4宽窄依赖在设计RDD的接口时，一个有意思的问题是如何表现RDD之间的依赖。在RDD中将依赖划分成了两种类型：窄依赖(narrowdependencies)和宽依赖(widedependencies)。窄依赖是指父RDD的每个分区都只被子RDD的一个分区所使用。相应的，那么宽依赖就是指父RDD的分区被多个子RDD的分区所依赖。例如，map就是一种窄依赖，而join则会导致宽依赖(除非父RDD是hash-partitioned，见下图)。这种划分有两个用处。首先，窄依赖支持在一个结点上管道化执行。例如基于一对一的关系，可以在filter之后执行map。其次，窄依赖支持更高效的故障还原。因为对于窄依赖，只有丢失的父RDD的分区需要重新计算。而对于宽依赖，一个结点的故障可能导致来自所有父RDD的分区丢失，因此就需要完全重新执行。因此对于宽依赖，Spark会在持有各个父分区的结点上，将中间数据持久化来简化故障还原，就像MapReduce会持久化map的输出一样。4内部实现4.1调度器Spark的调度器类似于Dryad的，但是增加了对持久化RDD分区是否在内存里的考虑。重温一下前面例子里介绍过的：调度器会根据RDD的族谱创建出分阶段的DAG；每个阶段都包含尽可能多的具有窄依赖的变换；具有宽依赖的混排操作是阶段的边界；调度器根据数据本地性分派任务到集群结点上。4.2解释器集成(待补充)4.3内存管理Spark支持三种内存管理方式：Java对象的内存存储，序列化数据的内存存储，磁盘存储。第一种能提供最快的性能，因为JVM能够直接访问每个RDD对象。第二种使用户在内存空间有限时，能选择一种比Java对象图更加高效的存储方式。第三种则对大到无法放进内存，但每次重新计算又很耗时的RDD非常有用。同时，当有新的RDD分区被计算出来而内存空间又不足时，Spark使用LRU策略将老分区移除到磁盘上。4.4检查点支持尽管RDD的Lineage可以用来还原数据，但这通常会非常耗时。所以将某些RDD持久化到磁盘上会非常有用，例如前面提到过的，宽依赖的中间数据。对于Spark来说，对检查点的支持非常简单，因为RDD都是不可变的。所以完全可以在后台持久化RDD，而无需暂停整个系统。5高级特性(待补充：Broadcast…)6参考资料本文内容主要来源于：1）RDD论文《ResilientDistributedDatasets:AFault-TolerantAbstractionforIn-MemoryClusterComputing》；2）Spark峰会ppt资料：《A-Deeper-Understanding-of-Spark-Internals》和《IntroductiontoSparkInter