Flink-架构工作原理
更新时间 2021-09-11 13:52:14    浏览 0   

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本文主要是介绍 Flink-架构工作原理 。

# 系统架构 System Architecture

分布式系统需要解决:分配和管理在集群的计算资源、处理配合、持久和可访问的数据存储、失败恢复。Fink专注分布式流处理。

  • JobManager :接受application,包含StreamGraph(DAG)、JobGraph(logical dataflow graph,已经进过优化,如task chain)和JAR,将JobGraph转化为ExecutionGraph(physical dataflow graph,并行化),包含可以并发执行的tasks。其他工作类似Spark driver,如向RM申请资源、schedule tasks、保存作业的元数据,如checkpoints。如今JM可分为JobMaster和ResourceManager(和下面的不同),分别负责任务和资源,在Session模式下启动多个job就会有多个JobMaster。
  • ResourceManager:一般是Yarn,当TM有空闲的slot就会告诉JM,没有足够的slot也会启动新的TM。kill掉长时间空闲的TM。
  • TaskManager类似Spark的executor,会跑多个线程的task、数据缓存与交换。
  • Dispatcher(Application Master)提供REST接口来接收client的application提交,它负责启动JM和提交application,同时运行Web UI。

task是最基本的调度单位,由一个线程执行,里面包含一个或多个operator。多个operators就成为operation chain,需要上下游并发度一致,且传递模式(之前的Data exchange strategies)是forward。

slot是TM的资源子集。结合下面Task Execution的图,一个slot并不代表一个线程,它里面并不一定只放一个task。多个task在一个slot就涉及slot sharing group。一个jobGraph的任务需要多少slot,取决于最大的并发度,这样的话,并发1和并发2就不会放到一个slot中。Co-Location Group是在此基础上,数据的forward形式,即一个slot中,如果它处理的是key1的数据,那么接下来的task也是处理key1的数据,此时就达到Co-Location Group。

尽管有slot sharing group,但一个group里串联起来的task各自所需资源的大小并不好确定。阿里日常用得最多的还是一个task一个slot的方式。

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Session模式(上图):预先启动好AM和TM,每提交一个job就启动一个Job Manager并向Flink的RM申请资源,不够的话,Flink的RM向YARN的RM申请资源。适合规模小,运行时间短的作业。./bin/flink run ./path/to/job.jar

Job模式:每一个job都重新启动一个Flink集群,完成后结束Flink,且只有一个Job Manager。资源按需申请,适合大作业。./bin/flink run -m yarn-cluster ./path/to/job.jar

下面是简单例子,详细看官网 (opens new window)

# 启动yarn-session,4个TM,每个有4GB堆内存,4个slot
cd flink-1.7.0/
./bin/yarn-session.sh -n 4 -jm 1024m -tm 4096m -s 4
# 启动作业
./bin/flink run -m yarn-cluster -yn 4 -yjm 1024m -ytm 4096m ./examples/batch/WordCount.jar

细节取决于具体环境,如不同的RM

# 应用开发Application Deployment

Framework模式:Flink作业为JAR,并被提交到Dispatcher or JM or YARN。

Library模式:Flink作业为application-specific container image,如Docker image,适合微服务。

# 任务执行Task Execution

作业调度:在流计算中预先启动好节点,而在批计算中,每当某个阶段完成计算才启动下一个节点。

资源管理:slot作为基本单位,有大小和位置属性。JM有SlotPool,向Flink RM申请Slot,FlinkRM发现自己的SlotManager中没有足够的Slot,就会向集群RM申请。后者返回可用TM的ip,让FlinkRM去启动,TM启动后向FlinkRM注册。后者向TM请求Slot,TM向JM提供相应Slot。JM用完后释放Slot,TM会把释放的Slot报告给FlinkRM。在Blink版本中,job模式会根据申请slot的大小分配相应的TM,而session模式则预先设置好TM大小,每有slot申请就从TM中划分相应的资源。

任务可以是相同operator (data parallelism),不同 operator (task parallelism),甚至不同application (job parallelism)。TM提供一定数量的slots来控制并行的任务数。

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上图A和C是source function,E是sink function,小数字表示并行度。

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一个TM是一个JVM进程,它通过多线程完成任务。线程的隔离不太好,一个线程失败有可能导致整个TM失败。

# 高可用安装Highly-Available Setup

从失败中恢复需要重启失败进程、作业和恢复它的state。

当一个TM挂掉而RM又无法找到空闲的资源时,就只能暂时降低并行度,直到有空闲的资源重启TM。

当JM挂掉就靠ZK来重新选举,和找到JM存储到远程storage的元数据、JobGraph。重启JM并从最后一个完成的checkpoint开始。

JM在执行期间会得到每个task checkpoints的state存储路径(task将state写到远程storage)并写到远程storage,同时在ZK的存储路径留下pointer指明到哪里找上面的存储路径。

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# 背压

数据涌入的速度大于处理速度。在source operator中,可通过Kafka解决。在任务间的operator有如下机制应对:

Local exchange:task1和2在同一个工作节点,那么buffer pool可以直接交给下一个任务,但下一个任务task2消费buffer pool中的信息速度减慢时,当前任务task1填充buffer pool的速度也会减慢。

Remote exchange:TM保证每个task至少有一个incoming和一个outgoing缓冲区。当下游receiver的处理速度低于上有的sender的发送速度,receiver的incoming缓冲区就会开始积累数据(需要空闲的buffer来放从TCP连接中接收的数据),当挤满后就不再接收数据。上游sender利用netty水位机制,当网络中的缓冲数据过多时暂停发送。

TM负责数据在tasks间的转移,转移之前会存储到buffer(这又变回micro-batches)。每个TM有32KB的网络buffer用于接收和发送数据。如果sender和receiver在不同进程,那么会通过操作系统的网络栈来通信。每对TM保持permanent TCP连接来交换数据。每个sender任务能够给所有receiving任务发送数据,反之,所有receiver任务能够接收所有sender任务的数据。TM保证每个任务都至少有一个incoming和outgoing的buffer,并增加额外的缓冲区分配约束来避免死锁。

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如果sender和receiver任务在同一个TM进程,sender会序列化结果数据到buffer,如果满了就放到队列。receiver任务通过队列得到数据并进行反序列化。这样的好处是解耦任务并允许在任务中使用可变对象,从而减少了对象实例化和垃圾收集。一旦数据被序列化,就能安全地修改。而缺点是计算消耗大,在一些条件下能够把task穿起来,避免序列化。(C10)

# 流处理和备份压力Flow Control with Back Pressure

receiver放到缓冲区的数据变为队列,sender将要发送的数据变为队列,最后sender减慢发送速度。

# 事件时间戳处理 Event Time Processing

event time处理的数据必须有时间戳(Long unix timestamp)并定义了watermarks。watermark是一种特殊的records holding a timestamp long value。它必须是递增的(防止倒退),有一个timestamp t(下图的5),暗示所有接下来的数据都会大于这个值。后来的,小于这个值,就被视为迟来数据,Flink有其他机制处理。

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# 水印和事件时间 Watermarks and Event Time

WM在Flink是一种特殊的record,它会被operator tasks接收和释放。

tasks有时间服务来维持timers(timers注册到时间服务上),在time-window task中,timers分别记录了各个window的结束时间。当任务获得一个watermark时,task会根据这个watermark的timestamp更新内部的event-time clock。任务内部的时间服务确定所有timers时间是否小于watermark的timestamp,如果大于则触发call-back算子来释放记录并返回结果。最后task还会将更新的event-time clock的WM进行广播。(结合下图理解)

只有ProcessFunction可以读取和修改timestamp或者watermark(The ProcessFunction can read the timestamp of a currently processed record, request the current event-time of the operator, and register timers)。下面是PF的行为。

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当收到WM大于所有目前拥有的WM,就会把event-time clock更新为所有WM中最小的那个,并广播这个最小的WM。即便是多个streams输入,机制也一样,只是增加Paritition WM数量。这种机制要求获得的WM必须是累加的,而且task必须有新的WM接收,否则clock就不会更新,task的timers就不会被触发。另外,当多个streams输入时,timers会被WM比较离散的stream主导,从而使更密集的stream的state不断积累。

# 时间戳分配与水印生成 Timestamp Assignment and Watermark Generation

当streaming application消化流时产生。Flink有三种方式产生:

  • SourceFunction:产生的record带有timestamp,一些特殊时点产生WM。如果SF暂时不再发送WM,则会被认为是idle。Flink会从接下来的watermark operators中排除由这个SF生产的分区(上图有4个分区),从而解决timer不触发的问题。
  • AssignerWithPeriodicWatermarks 提取每条记录的timestamp,并周期性的查询当前WM,即上图的Partition WM。
  • AssignerWithPunctuatedWatermarks 可以从每条数据提取WM。

上面两个User-defined timestamp assignment functions通常用在source operator附近,因为stream一经处理就很难把握record的时间顺序了。所以UDF可以修改timestamp和WM,但在数据处理时使用不是一个好主意。

# 状态管理 State Management

由任务维护并用于计算函数结果的所有数据都属于任务的state。其实state可以理解为task业务逻辑的本地或实例变量。

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在Flink,state总是和特定的operator关联。operator需要注册它的state,而state有两种类型:

  • Operator State:由同一并行任务处理的所有记录都可以访问相同的state,而其他的task或operator不能访问,即一个task专属一个state。这种state有三种primitives
    • List State represents state as a list of entries.
    • Union List State同上,但在任务失败和作业从savepoint重启的行为不一样
    • Broadcast State(v1.5) 同样一个task专属一个state,但state都是一样的(需要自己注意保持一致,对state更新时,实际上只对当前task的state进行更新。只有所有task的更新一样时,即输入数据一样(一开始广播所以一样,但数据的顺序可能不一样),对数据的处理一样,才能保证state一样)。这种state只能存储在内存,所以没有RockDB backend。
  • Keyed State:相同key的record共享一个state。
    • Value State:每个key一个值,这个值可以是复杂的数据结构.
    • List State:每个key一个list
    • Map State:每个key一个map

上面两种state的存在方式有两种:raw和managed,一般都是用后者,也推荐用后者(更好的内存管理、不需造轮子)。

# 状态后端 State Backends

state backend决定了state如何被存储、访问和维持。它的主要职责是本地state管理和checkpoint state到远程。在管理方面,可选择将state存储到内存还是磁盘。checkpoint方面在C8详细介绍。

MemoryStateBackend, FsStateBackend, RocksDBStateBackend适合越来越大的state。都支持异步checkpoint,其中RocksDB还支持incremental的checkpoint。

  • 注意:As RocksDB’s JNI bridge API is based on byte[], the maximum supported size per key and per value is 2^31 bytes each. IMPORTANT: states that use merge operations in RocksDB (e.g. ListState) can silently accumulate value sizes > 2^31 bytes and will then fail on their next retrieval. This is currently a limitation of RocksDB JNI.

# 并发等级状态调整操作符 Scaling Stateful Operators

Flink会根据input rate调整并发度。对于stateful operators有以下4种方式:

  • keyed state:根据key group来调整,即分为同一组的key-value会被分到相同的task
  • list state:所有list entries会被收集并重新均匀分布,当增加并发度时,要新建list
  • union list state:增加并发时,广播整个list,所以rescaling后,所有task都有所有的list state。
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  • broadcast state
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# 检查点,保存点和状态恢复 Checkpoints, Savepoints, and State Recovery

在分布式开照算法Chandy-Lamport的基础上实现。有一种特殊的record叫checkpoint barrier(由JM产生),它带有checkpoint ID来把流进行划分。在CB前面的records会被包含到checkpoint,之后的会被包含在之后的checkpoint。

当source task收到这种信息,就会停止发送recordes,触发state backend对本地state的checkpoint,并广播checkpoint ID到所有下游task。当checkpoint完成时,state backend唤醒source task,后者向JM确定相应的checkpoint ID已经完成任务。

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当下游获得其中一个CB时,就会暂停处理这个CB对应的source的数据(完成checkpoint后发送的数据),并将这些数据存到缓冲区,直到其他相同ID的CB都到齐,就会把state(下图的12、8)进行checkpoint,并广播CB到下游。直到所有CB被广播到下游,才开始处理排队在缓冲区的数据。当然,其他没有发送CB的source的数据会继续处理。

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最后,当所有sink会向JM发送BC确定checkpoint已完成。

这种机制还有两个优化:

  • 当operator的state很大时,复制整个state并发送到远程storage会很费时。而RocksDB state backend支持asynchronous and incremental的checkpoints。当触发checkpoint时,backend会快照所有本地state的修改(直至上一次checkpoint),然后马上让task继续执行。后台线程异步发送快照到远程storage。
  • 在等待其余CB时,已经完成checkpoint的source数据需要排队。但如果使用at-least-once就不需要等了。但当所有CB到齐再checkpoint,存储的state就已经包含了下一次checkpoint才记录的数据。(如果是取最值这种state就无所谓)

# 从检查点恢复 Recovery from Consistent Checkpoints

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上图队列中的7和6之所以能恢复,取决于数据源是否resettable,如Kafka,不会因为发送信息就把信息删除。这才能实现处理过程的exactly-once state consistency(严格来讲,数据还是被重复处理,但是在读档后重复的)。但是下游系统有可能接收到多个结果。这方面,Flink提供sink算子实现output的exactly-once,例如给checkpoint提交records释放记录。另一个方法是idempotent updates,详细看C7。

# 检查点 Savepoints

checkpoints加上一些额外的元数据,功能也是在checkpoint的基础上丰富。不同于checkpoints,savepoint不会被Flink自动创造(由用户或者外部scheduler触发创造)和销毁。savepoint可以重启不同但兼容的作业,从而:

  • 修复bugs进而修复错误的结果,也可用于A/B test或者what-if场景。
  • 调整并发度
  • 迁移作业到其他集群、新版Flink

也可以用于暂停作业,通过savepoint查看作业情况。

参考 Stream Processing with Apache Flink by Vasiliki Kalavri; Fabian Hueske

分类: Flink (opens new window)

# 参考文章

  • https://www.cnblogs.com/code2one/p/10123112.html
更新时间: 2021-09-11 13:52:14
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