Spark：大数据的“电光石火”
- 轻：Spark 0.6核心代码有2万行，Hadoop 1.0为9万行，2.0为22万行。一方面，感谢Scala语言的简洁和丰富表达力；另一方面，Spark很好地利用了Hadoop和Mesos（伯克利 另一个进入孵化器的项目，主攻集群的动态资源管理）的基础设施。虽然很轻，但在容错设计上不打折扣。主创人Matei声称：“不把错误当特例处理。”言下 之意，容错是基础设施的一部分。
- 快：Spark对小数据集能达到亚秒级的延迟，这对于Hadoop MapReduce（以下简称MapReduce）是无法想象的（由于“心跳”间隔机制，仅任务启动就有数秒的延迟）。就大数据集而言，对典型的迭代机器 学习、即席查询（ad-hoc query）、图计算等应用，Spark版本比基于MapReduce、Hive和Pregel的实现快上十倍到百倍。其中内存计算、数据本地性 （locality）和传输优化、调度优化等该居首功，也与设计伊始即秉持的轻量理念不无关系。
- 灵：Spark提供了不同层面的灵活性。在实现层，它完美演绎了Scala trait动态混入（mixin）策略（如可更换的集群调度器、序列化库）；在原语（Primitive）层，它允许扩展新的数据算子 （operator）、新的数据源（如HDFS之外支持DynamoDB）、新的language bindings（Java和Python）；在范式（Paradigm）层，Spark支持内存计算、多迭代批量处理、即席查询、流处理和图计算等多种 范式。
- 巧：巧在借势和借力。Spark借Hadoop之势，与Hadoop无缝结合；接着Shark（Spark上的数据仓库实现）借了Hive的势；图计算借 用Pregel和PowerGraph的API以及PowerGraph的点分割思想。一切的一切，都借助了Scala（被广泛誉为Java的未来取代 者）之势：Spark编程的Look'n'Feel就是原汁原味的Scala，无论是语法还是API。在实现上，又能灵巧借力。为支持交互式编 程，Spark只需对Scala的Shell小做修改（相比之下，微软为支持JavaScript Console对MapReduce交互式编程，不仅要跨越Java和JavaScript的思维屏障，在实现上还要大动干戈）。
说了一大堆好处，还是要指出Spark未臻完美。它有先天的限制，不能很好地支持细粒度、异步的数据处理；也有后天的原因，即使有很棒的基因，毕竟还刚刚起步，在性能、稳定性和范式的可扩展性上还有很大的空间。
计算范式和抽象
Spark首先是一种粗粒度数据并行（data parallel）的计算范式。
数据并行跟任务并行（task parallel）的区别体现在以下两方面。
- 计算的主体是数据集合，而非个别数据。集合的长度视实现而定，如SIMD（单指令多数据）向量指令一般是4到64，GPU的SIMT（单指令多线程）一般 是32，SPMD（单程序多数据）可以更宽。Spark处理的是大数据，因此采用了粒度很粗的集合，叫做Resilient Distributed Datasets（RDD）。
- 集合内的所有数据都经过同样的算子序列。数据并行可编程性好，易于获得高并行性（与数据规模相关，而非与程序逻辑的并行性相关），也易于高效地映射到底层 的并行或分布式硬件上。传统的array/vector编程语言、SSE/AVX intrinsics、CUDA/OpenCL、Ct（C++ for throughput），都属于此类。不同点在于，Spark的视野是整个集群，而非单个节点或并行处理器。
数据并行的范式决定了 Spark无法完美支持细粒度、异步更新的操作。图计算就有此类操作，所以此时Spark不如GraphLab（一个大规模图计算框架）；还有一些应用， 需要细粒度的日志更新和数据检查点，它也不如RAMCloud（斯坦福的内存存储和计算研究项目）和Percolator（Google增量计算技术）。 反过来，这也使Spark能够精心耕耘它擅长的应用领域，试图粗细通吃的Dryad（微软早期的大数据平台）反而不甚成功。
Spark的RDD，采用了Scala集合类型的编程风格。它同样采用了函数式语义（functional semantics）：一是闭包，二是RDD的不可修改性。逻辑上，每一个RDD算子都生成新的RDD，没有副作用，所以算子又被称为是确定性的；由于所 有算子都是幂等的，出现错误时只需把算子序列重新执行即可。
Spark的计算抽象是数据流，而且是带有工作集（working set）的数据流。流处理是一种数据流模型，MapReduce也是，区别在于MapReduce需要在多次迭代中维护工作集。工作集的抽象很普遍，如多 迭代机器学习、交互式数据挖掘和图计算。为保证容错，MapReduce采用了稳定存储（如HDFS）来承载工作集，代价是速度慢。HaLoop采用循环 敏感的调度器，保证前次迭代的Reduce输出和本次迭代的Map输入数据集在同一台物理机上，这样可以减少网络开销，但无法避免磁盘I/O的瓶颈。
Spark的突破在于，在保证容错的前提下，用内存来承载工作集。内存的存取速度快于磁盘多个数量级，从而可以极大提升性能。关键是实现容错，传统上有两种方法：日 志和检查点。考虑到检查点有数据冗余和网络通信的开销，Spark采用日志数据更新。细粒度的日志更新并不便宜，而且前面讲过，Spark也不擅长。 Spark记录的是粗粒度的RDD更新，这样开销可以忽略不计。鉴于Spark的函数式语义和幂等特性，通过重放日志更新来容错，也不会有副作用。
编程模型
来看一段代码：textFile算子从HDFS读取日志文件，返回“file”（RDD）；filter算子筛出带“ERROR”的行，赋给 “errors”（新RDD）；cache算子把它缓存下来以备未来使用；count算子返回“errors”的行数。RDD看起来与Scala集合类型 没有太大差别，但它们的数据和运行模型大相迥异。
图1给出了RDD数据模型，并将上例中用到的四个算子映射到四种算子类型。Spark程序工作在两个空间中：Spark RDD空间和Scala原生数据空间。在原生数据空间里，数据表现为标量（scalar，即Scala基本类型，用橘色小方块表示）、集合类型（蓝色虚线 框）和持久存储（红色圆柱）。
图1 两个空间的切换，四类不同的RDD算子
输入算子（橘色箭头）将Scala集合类型或存储中的数据吸入RDD空间，转为RDD（蓝色实线框）。输入算子的输入大致有两类：一类针对Scala集合类型，如parallelize；另一类针对存储数据，如上例中的textFile。输入算子的输出就是Spark空间的RDD。
因为函数语义，RDD经过变换（transformation）算子（蓝色箭头）生成新的RDD。变换算子的输入和输出都是RDD。RDD会被划分成很多的分区 （partition）分布到集群的多个节点中，图1用蓝色小方块代表分区。注意，分区是个逻辑概念，变换前后的新旧分区在物理上可能是同一块内存或存 储。这是很重要的优化，以防止函数式不变性导致的内存需求无限扩张。有些RDD是计算的中间结果，其分区并不一定有相应的内存或存储与之对应，如果需要 （如以备未来使用），可以调用缓存算子（例子中的cache算子，灰色箭头表示）将分区物化（materialize）存下来（灰色方块）。
一部分变换算子视RDD的元素为简单元素，分为如下几类：
- 输入输出一对一（element-wise）的算子，且结果RDD的分区结构不变，主要是map、flatMap（map后展平为一维RDD）；
- 输入输出一对一，但结果RDD的分区结构发生了变化，如union（两个RDD合为一个）、coalesce（分区减少）；
- 从输入中选择部分元素的算子，如filter、distinct（去除冗余元素）、subtract（本RDD有、它RDD无的元素留下来）和sample（采样）。
另一部分变换算子针对Key-Value集合，又分为：
- 对单个RDD做element-wise运算，如mapValues（保持源RDD的分区方式，这与map不同）；
- 对单个RDD重排，如sort、partitionBy（实现一致性的分区划分，这个对数据本地性优化很重要，后面会讲）；
- 对单个RDD基于key进行重组和reduce，如groupByKey、reduceByKey；
- 对两个RDD基于key进行join和重组，如join、cogroup。
后三类操作都涉及重排，称为shuffle类操作。
从RDD到RDD的变换算子序列，一直在RDD空间发生。这里很重要的设计是lazy evaluation：计算并不实际发生，只是不断地记录到元数据。元数据的结构是DAG（有向无环图），其中每一个“顶点”是RDD（包括生产该RDD 的算子），从父RDD到子RDD有“边”，表示RDD间的依赖性。Spark给元数据DAG取了个很酷的名字，Lineage（世系）。这个 Lineage也是前面容错设计中所说的日志更新。
Lineage一直增长，直到遇上行动（action）算子（图1中的绿色箭头），这时 就要evaluate了，把刚才累积的所有算子一次性执行。行动算子的输入是RDD（以及该RDD在Lineage上依赖的所有RDD），输出是执行后生 成的原生数据，可能是Scala标量、集合类型的数据或存储。当一个算子的输出是上述类型时，该算子必然是行动算子，其效果则是从RDD空间返回原生数据 空间。
行动算子有如下几类：生成标量，如count（返回RDD中元素的个数）、reduce、fold/aggregate（见 Scala同名算子文档）；返回几个标量，如take（返回前几个元素）；生成Scala集合类型，如collect（把RDD中的所有元素倒入 Scala集合类型）、lookup（查找对应key的所有值）；写入存储，如与前文textFile对应的saveAsText-File。还有一个检 查点算子checkpoint。当Lineage特别长时（这在图计算中时常发生），出错时重新执行整个序列要很长时间，可以主动调用 checkpoint把当前数据写入稳定存储，作为检查点。
这里有两个设计要点。首先是lazy evaluation。熟悉编译的都知道，编译器能看到的scope越大，优化的机会就越多。Spark虽然没有编译，但调度器实际上对DAG做了线性复 杂度的优化。尤其是当Spark上面有多种计算范式混合时，调度器可以打破不同范式代码的边界进行全局调度和优化。下面的例子中把Shark的SQL代码 和Spark的机器学习代码混在了一起。各部分代码翻译到底层RDD后，融合成一个大的DAG，这样可以获得更多的全局优化机会。
另一个要点是一旦行动算子产生原生数据，就必须退出RDD空间。因为目前Spark只能够跟踪RDD的计算，原生数据的计算对它来说是不可见的（除非以后 Spark会提供原生数据类型操作的重载、wrapper或implicit conversion）。这部分不可见的代码可能引入前后RDD之间的依赖，如下面的代码：
第三行filter对errors.count()的依赖是由(cnt-1)这个原生数据运算产生的，但调度器看不到这个运算，那就会出问题了。
由于Spark并不提供控制流，在计算逻辑需要条件分支时，也必须回退到Scala的空间。由于Scala语言对自定义控制流的支持很强，不排除未来Spark也会支持。
Spark 还有两个很实用的功能。一个是广播（broadcast）变量。有些数据，如lookup表，可能会在多个作业间反复用到；这些数据比RDD要小得多，不 宜像RDD那样在节点之间划分。解决之道是提供一个新的语言结构——广播变量，来修饰此类数据。Spark运行时把广播变量修饰的内容发到各个节点，并保 存下来，未来再用时无需再送。相比Hadoop的distributed cache，广播内容可以跨作业共享。Spark提交者Mosharaf师从P2P的老法师Ion Stoica，采用了BitTorrent（没错，就是下载电影的那个BT）的简化实现。有兴趣的读者可以参考SIGCOMM'11的论文 Orchestra。另一个功能是Accumulator（源于MapReduce的counter）：允许Spark代码中加入一些全局变量做 bookkeeping，如记录当前的运行指标。
运行和调度
图2显示了Spark程序的运行场景。它由客户端启动，分两个阶段：第一阶段记录变换算子序列、增量构建DAG图；第二阶段由行动算子触 发，DAGScheduler把DAG图转化为作业及其任务集。Spark支持本地单节点运行（开发调试有用）或集群运行。对于后者，客户端运行于 master节点上，通过Cluster manager把划分好分区的任务集发送到集群的worker/slave节点上执行。
图2 Spark程序运行过程
Spark 传统上与Mesos“焦不离孟”，也可支持Amazon EC2和YARN。底层任务调度器的基类是个trait，它的不同实现可以混入实际的执行。例如，在Mesos上有两种调度器实现，一种把每个节点的所有 资源分给Spark，另一种允许Spark作业与其他作业一起调度、共享集群资源。worker节点上有任务线程（task thread）真正运行DAGScheduler生成的任务；还有块管理器（block manager）负责与master上的block manager master通信（完美使用了Scala的Actor模式），为任务线程提供数据块。
最有趣的部分是DAGScheduler。下面详解它的工作过程。RDD的数据结构里很重要的一个域是对父RDD的依赖。如图3所示，有两类依赖：窄（Narrow）依赖和宽（Wide）依赖。
图3 窄依赖和宽依赖
窄依赖指父RDD的每一个分区最多被一个子RDD的分区所用，表现为一个父RDD的分区对应于一个子RDD的分区，和两个父RDD的分区对应于一个子RDD 的分区。图3中，map/filter和union属于第一类，对输入进行协同划分（co-partitioned）的join属于第二类。
宽依赖指子RDD的分区依赖于父RDD的所有分区，这是因为shuffle类操作，如图3中的groupByKey和未经协同划分的join。
窄依赖对优化很有利。逻辑上，每个RDD的算子都是一个fork/join（此join非上文的join算子，而是指同步多个并行任务的barrier）： 把计算fork到每个分区，算完后join，然后fork/join下一个RDD的算子。如果直接翻译到物理实现，是很不经济的：一是每一个RDD（即使 是中间结果）都需要物化到内存或存储中，费时费空间；二是join作为全局的barrier，是很昂贵的，会被最慢的那个节点拖死。如果子RDD的分区到 父RDD的分区是窄依赖，就可以实施经典的fusion优化，把两个fork/join合为一个；如果连续的变换算子序列都是窄依赖，就可以把很多个 fork/join并为一个，不但减少了大量的全局barrier，而且无需物化很多中间结果RDD，这将极大地提升性能。Spark把这个叫做流水线 （pipeline）优化。
变换算子序列一碰上shuffle类操作，宽依赖就发生了，流水线优化终止。在具体实现 中，DAGScheduler从当前算子往前回溯依赖图，一碰到宽依赖，就生成一个stage来容纳已遍历的算子序列。在这个stage里，可以安全地实 施流水线优化。然后，又从那个宽依赖开始继续回溯，生成下一个stage。
要深究两个问题：一，分区如何划分；二，分区该放到集群内哪个节点。这正好对应于RDD结构中另外两个域：分区划分器（partitioner）和首选位置（preferred locations）。
分区划分对于shuffle类操作很关键，它决定了该操作的父RDD和子RDD之间的依赖类型。上文提到，同一个join算子，如果协同划分的话，两个父 RDD之间、父RDD与子RDD之间能形成一致的分区安排，即同一个key保证被映射到同一个分区，这样就能形成窄依赖。反之，如果没有协同划分，导致宽 依赖。
所谓协同划分，就是指定分区划分器以产生前后一致的分区安排。Pregel和HaLoop把这个作为系统内置的一部分；而Spark 默认提供两种划分器：HashPartitioner和RangePartitioner，允许程序通过partitionBy算子指定。注意，HashPartitioner能够发挥作用，要求key的hashCode是有效的，即同样内容的key产生同样的hashCode。这对 String是成立的，但对数组就不成立（因为数组的hashCode是由它的标识，而非内容，生成）。这种情况下，Spark允许用户自定义 ArrayHashPartitioner。
第二个问题是分区放置的节点，这关乎数据本地性：本地性好，网络通信就少。有些RDD产生时就 有首选位置，如HadoopRDD分区的首选位置就是HDFS块所在的节点。有些RDD或分区被缓存了，那计算就应该送到缓存分区所在的节点进行。再不 然，就回溯RDD的lineage一直找到具有首选位置属性的父RDD，并据此决定子RDD的放置。
宽/窄依赖的概念不止用在调度中，对容错也很有用。如果一个节点宕机了，而且运算是窄依赖，那只要把丢失的父RDD分区重算即可，跟其他节点没有依赖。而宽依赖需要父RDD的所有分区都存在， 重算就很昂贵了。所以如果使用checkpoint算子来做检查点，不仅要考虑lineage是否足够长，也要考虑是否有宽依赖，对宽依赖加检查点是最物 有所值的。
结语
因为篇幅所限，本文只能介绍Spark的基本概念和设计思想，内容来自Spark的多篇论文（以NSDI'12 “Resilient Distributed Datasets: A Fault-Tolerant Abstraction for In-Memory Cluster Computing”为主），也有我和同事研究Spark的心得，以及多年来从事并行/分布式系统研究的感悟。Spark核心成员/Shark主创者辛湜 对本文作了审阅和修改，特此致谢！
Spark站在一个很高的起点上，有着高尚的目标，但它的征程还刚刚开始。Spark致力于构建开放的生态系统（ http://spark-project.org/ https://wiki.apache.org/incubator/SparkProposal），愿与大家一起为之努力！
作者吴甘沙，英特尔中国研究院首席工程师，主要研究方向包括物联网、大数据、面向海量数据处理的分布式嵌入式系统，为新兴应用、使用模式和服务提供支撑的软件环境。