Spark内存管理详解（下）——内存管理

Posted 2023-03-13

参考技术A

弹性分布式数据集（RDD）作为Spark最根本的数据抽象，是只读的分区记录（Partition）的集合，只能基于在稳定物理存储中的数据集上创建，或者在其他已有的RDD上执行转换（Transformation）操作产生一个新的RDD。转换后的RDD与原始的RDD之间产生的依赖关系，构成了血统（Lineage）。凭借血统，Spark保证了每一个RDD都可以被重新恢复。但RDD的所有转换都是惰性的，即只有当一个返回结果给Driver的行动（Action）发生时，Spark才会创建任务读取RDD，然后真正触发转换的执行。

Task在启动之初读取一个分区时，会先判断这个分区是否已经被持久化，如果没有则需要检查Checkpoint或按照血统重新计算。所以如果一个RDD上要执行多次行动，可以在第一次行动中使用persist或cache方法，在内存或磁盘中持久化或缓存这个RDD，从而在后面的行动时提升计算速度。事实上，cache方法是使用默认的MEMORY_ONLY的存储级别将RDD持久化到内存，故缓存是一种特殊的持久化。 堆内和堆外存储内存的设计，便可以对缓存RDD时使用的内存做统一的规划和管理 （存储内存的其他应用场景，如缓存broadcast数据，暂时不在本文的讨论范围之内）。

RDD的持久化由Spark的Storage模块 [1] 负责，实现了RDD与物理存储的解耦合。Storage模块负责管理Spark在计算过程中产生的数据，将那些在内存或磁盘、在本地或远程存取数据的功能封装了起来。在具体实现时Driver端和Executor端的Storage模块构成了主从式的架构，即Driver端的BlockManager为Master，Executor端的BlockManager为Slave。Storage模块在逻辑上以Block为基本存储单位，RDD的每个Partition经过处理后唯一对应一个Block（BlockId的格式为 rdd_RDD-ID_PARTITION-ID ）。Master负责整个Spark应用程序的Block的元数据信息的管理和维护，而Slave需要将Block的更新等状态上报到Master，同时接收Master的命令，例如新增或删除一个RDD。

在对RDD持久化时，Spark规定了MEMORY_ONLY、MEMORY_AND_DISK等7种不同的 存储级别 ，而存储级别是以下5个变量的组合 [2] ：

通过对数据结构的分析，可以看出存储级别从三个维度定义了RDD的Partition（同时也就是Block）的存储方式：

RDD在缓存到存储内存之前，Partition中的数据一般以迭代器（ Iterator ）的数据结构来访问，这是Scala语言中一种遍历数据集合的方法。通过Iterator可以获取分区中每一条序列化或者非序列化的数据项(Record)，这些Record的对象实例在逻辑上占用了JVM堆内内存的other部分的空间，同一Partition的不同Record的空间并不连续。

RDD在缓存到存储内存之后，Partition被转换成Block，Record在堆内或堆外存储内存中占用一块连续的空间。 将Partition由不连续的存储空间转换为连续存储空间的过程，Spark称之为“展开”（Unroll） 。Block有序列化和非序列化两种存储格式，具体以哪种方式取决于该RDD的存储级别。非序列化的Block以一种DeserializedMemoryEntry的数据结构定义，用一个数组存储所有的Java对象，序列化的Block则以SerializedMemoryEntry的数据结构定义，用字节缓冲区（ByteBuffer）来存储二进制数据。每个Executor的Storage模块用一个链式Map结构（LinkedHashMap）来管理堆内和堆外存储内存中所有的Block对象的实例 [6] ，对这个LinkedHashMap新增和删除间接记录了内存的申请和释放。

因为不能保证存储空间可以一次容纳Iterator中的所有数据，当前的计算任务在Unroll时要向MemoryManager申请足够的Unroll空间来临时占位，空间不足则Unroll失败，空间足够时可以继续进行。对于序列化的Partition，其所需的Unroll空间可以直接累加计算，一次申请。而非序列化的Partition则要在遍历Record的过程中依次申请，即每读取一条Record，采样估算其所需的Unroll空间并进行申请，空间不足时可以中断，释放已占用的Unroll空间。如果最终Unroll成功，当前Partition所占用的Unroll空间被转换为正常的缓存RDD的存储空间，如下图2所示。

在 《Spark内存管理详解（上）——内存分配》 的图3和图5中可以看到，在静态内存管理时，Spark在存储内存中专门划分了一块Unroll空间，其大小是固定的，统一内存管理时则没有对Unroll空间进行特别区分，当存储空间不足是会根据动态占用机制进行处理。

由于同一个Executor的所有的计算任务共享有限的存储内存空间，当有新的Block需要缓存但是剩余空间不足且无法动态占用时，就要对LinkedHashMap中的旧Block进行淘汰（Eviction)，而被淘汰的Block如果其存储级别中同时包含存储到磁盘的要求，则要对其进行落盘（Drop），否则直接删除该Block。
存储内存的淘汰规则为：

落盘的流程则比较简单，如果其存储级别符合 _useDisk 为true的条件，再根据其 _deserialized 判断是否是非序列化的形式，若是则对其进行序列化，最后将数据存储到磁盘，在Storage模块中更新其信息。

Executor内运行的任务同样共享执行内存，Spark用一个HashMap结构保存了任务到内存耗费的映射。每个任务可占用的执行内存大小的范围为 1/2N ~ 1/N ，其中N为当前Executor内正在运行的任务的个数。每个任务在启动之时，要向MemoryManager请求申请最少为1/2N的执行内存，如果不能被满足要求则该任务被阻塞，直到有其他任务释放了足够的执行内存，该任务才可以被唤醒。

执行内存主要用来存储任务在执行Shuffle时占用的内存，Shuffle是按照一定规则对RDD数据重新分区的过程，我们来看Shuffle的Write和Read两阶段对执行内存的使用：

在ExternalSorter和Aggregator中，Spark会使用一种叫AppendOnlyMap的哈希表在堆内执行内存中存储数据，但在Shuffle过程中所有数据并不能都保存到该哈希表中，当这个哈希表占用的内存会进行周期性地采样估算，当其大到一定程度，无法再从MemoryManager申请到新的执行内存时，Spark就会将其全部内容存储到磁盘文件中，这个过程被称为溢存(Spill)，溢存到磁盘的文件最后会被归并(Merge)。

Shuffle Write阶段中用到的Tungsten是Databricks公司提出的对Spark优化内存和CPU使用的计划 [4] ，解决了一些JVM在性能上的限制和弊端。Spark会根据Shuffle的情况来自动选择是否采用Tungsten排序。Tungsten采用的页式内存管理机制建立在MemoryManager之上，即Tungsten对执行内存的使用进行了一步的抽象，这样在Shuffle过程中无需关心数据具体存储在堆内还是堆外。每个内存页用一个MemoryBlock来定义，并用 Object obj 和 long offset 这两个变量统一标识一个内存页在系统内存中的地址。堆内的MemoryBlock是以long型数组的形式分配的内存，其 obj 的值为是这个数组的对象引用， offset 是long型数组的在JVM中的初始偏移地址，两者配合使用可以定位这个数组在堆内的绝对地址；堆外的MemoryBlock是直接申请到的内存块，其 obj 为null， offset 是这个内存块在系统内存中的64位绝对地址。Spark用MemoryBlock巧妙地将堆内和堆外内存页统一抽象封装，并用页表(pageTable)管理每个Task申请到的内存页。

Tungsten页式管理下的所有内存用64位的逻辑地址表示，由页号和页内偏移量组成：

有了统一的寻址方式，Spark可以用64位逻辑地址的指针定位到堆内或堆外的内存，整个Shuffle Write排序的过程只需要对指针进行排序，并且无需反序列化，整个过程非常高效，对于内存访问效率和CPU使用效率带来了明显的提升 [5] 。

Spark的存储内存和执行内存有着截然不同的管理方式：对于存储内存来说，Spark用一个LinkedHashMap来集中管理所有的Block，Block由需要缓存的RDD的Partition转化而成；而对于执行内存，Spark用AppendOnlyMap来存储Shuffle过程中的数据，在Tungsten排序中甚至抽象成为页式内存管理，开辟了全新的JVM内存管理机制。

Spark的内存管理是一套复杂的机制，且Spark的版本更新比较快，笔者水平有限，难免有叙述不清、错误的地方，若读者有好的建议和更深的理解，还望不吝赐教。