模型分层

• Runtime

  Flink 程序的最底层入口。提供了基础的核心接口完成流、状态、事件、时间等复杂操作，功能灵活。

• DataStream API

  面向开发者，基于Runtime层的抽象。

• Table API

  统一DataStream/DataSet，抽象成带有 Schema信息的表结构. 通过表操作和注册表完成数据计算。

• SQL

  面向数据分析和开发人员，抽象为SQL操作。

计算模型

• source 支持多数据源输入
• transformation 数据的转换过程
• sink 数据的输出
  

分布式缓存

目的是在本地读取文件，并把他放在TaskManager节点中，防止task重复拉取

object Distribute_cache {
  def main(args: Array[String]): Unit = {
    val env = ExecutionEnvironment.getExecutionEnvironment
    //1"开启分布式缓存
    val path = "hdfs://hadoop01:9000/score"
    env.registerCachedFile(path , "Distribute_cache")
    //3:开始进行关联操作
    DS<String>.map(new MyJoinmap()).print()
  }
}
class MyJoinmap() extends RichMapFunction[Clazz , ArrayBuffer[INFO]]{
  private var myLine = new ListBuffer[String]
  override def open(parameters: Configuration): Unit = {
    val file = getRuntimeContext.getDistributedCache.getFile("Distribute_cache")
  }

  //在map函数下进行关联操作
  override def map(value: Clazz):  ArrayBuffer[INFO] = {
  }
}

管理内存

Flink是将对象都序列化到一个预分配的内存块上，并且大量使用了堆外内存。如果处理数据超过了内存大小，会使部分数据存储到硬盘上。同时Flink为了直接操作二进制数据而实现了自己的序列换框架。

• 堆内内存

  Flink程序在创建对象后，JVM会在堆内内存中分配一定大小的空间，创建Class对象并返回对象引用，Flink保存对象引用，同时记录占用的内存信息。

• 堆外内存

  堆外内存其底层调用基于C的JDK Unsafe类方法，通过指针直接进行内存的操作，包括内存空间的申请、使用、删除释放等

JobManager 内存管理

# JobManager总进程内存
jobmanager.memory.process.size:

# 作业管理器的 JVM 堆内存大小
jobmanager.memory.heap.size：

#作业管理器的堆外内存大小。此选项涵盖所有堆外内存使用。
jobmanager.memory.off-heap.size：

在这里插入图片描述

TaskManager 内存

TaskManager内存包含JVM堆内内存、JVM堆外内存以及JVM MetaData内存三大块。

• JVM堆内内存又包含Framework Heap（框架堆内存）和Task Heap（任务堆内存）。
• JVM堆外内存包含
  • Memory memory托管内存，用于保存排序、结果缓存、状态后端数据等。
  • Direct Memory直接内存
    • Framework Off-Heap Memory：Flink框架的堆外内存。
    • Task Off-Heap：Task的堆外内存
    • Network Memory：网络内存

/ tm的框架堆内内存
taskmanager.memory.framework.heap.size=

// tm的任务堆内内存
taskmanager.memory.task.heap.size

// Flink管理的原生托管内存
taskmanager.memory.managed.size=
taskmanager.memory.managed.fraction=

// Flink 框架堆外内存
taskmanager.memory.framework.off-heap.size=

// Task 堆外内存
taskmanager.memory.task.off-heap.size=

// 网络数据交换所使用的堆外内存大小
taskmanager.memory.network.min: 64mb
taskmanager.memory.network.max: 1gb
taskmanager.memory.network.fraction: 0.1

window出现的数据倾斜

window数据倾斜是指：数据在不同的窗口内堆积的数据量相差过多，本质上还是不同的Task的数据相差太大。

1. 在数据进入窗口之前对数据进行预聚合，减少进入窗口的数据量；
2. 重新设计窗口聚合的key，使不同的窗口的数据量尽量相同；
3. 使用再平衡的算子，如 rebalance，将数据再次打散，均匀发送到下游。

使用聚合函数处理热点数据

1. 对热点数据单独处理，可以使热点数据不会影响正常的服务；
2. 对热点数据拆分聚合，也是单独对热点数据单独处理；
3. 上游的slot将数据汇聚成一个批次发送到下一个slot中，可以将该批次值设置大点。

Flink vs Spark

Spark	Flink
RDD模型	基于数据流，基于事件驱动
微批处理（一个批完成后才能处理下一个）	无界实时流处理（事件在一个节点处理完后发往下一个节点）
处理时间	事件时间，插入时间，处理时间，水印
窗口必须是批的整数倍	窗口类型多
没有状态	有状态
没有流式SQL	有流式SQL
提供统一的批处理和流处理API，支持高级编程语言和SQL	均提供统一的批处理和流处理API，支持高级编程语言和SQL
都基于内存计算，速度快	都基于内存计算，速度快
都支持Exactly-once一致性	都支持Exactly-once一致性
都有完善的故障恢复机制	都有完善的故障恢复机制

泛型擦除

Flink具有一个类型提取系统，可以分析函数的输入和返回类型，自动获取类型信息，从而获得对应的序列化器和反序列化器。由于泛型擦除的存在，在某些情况下，自动提取的信息不够精细，需要采取显式提供类型信息，才能使应用程序正常工作。

集群角色

• **客户端Client：**代码由客户端获取并装换，然后提交给 JobManager;

• JobManager：对作业进行调度管理，对作业转换为任务，并将任务发送给TaskManager， 对失败任务做出反应，协调checkpoint

• **TaskManager：**处理数据任务，缓存和交换数据流（数据从一个tm传到另一个tm）

  • **task slot：**资源调度的最小单位，并发/并行处理 task 的数量，一个task slot中可以执行多个算子。

• **RecourceManager：**负责集群中的资源提供、回收、分配、管理Task slots

• Dispatcher：提交 Flink 应用程序执行，为每个提交的作业启动一个新的 JobMaster

• **JobMaster：**管理单个JobGraph的执行，每个作业都有自己的 JobMaster

部署模式

• 会话模式

  所有任务都共享集群中JobManager，所有任务都会竞争集群的资源

  • 适用于短周期、小容量的任务

  • 减少资源和线程的切换

  • 共享一个jobManager，jobmanager压力大

  bin/flink run -c  com.wc.SocketStreamWordCount  FlinkTutorial-1.0.jar
  

• 单作业模式

  每个任务都会启动一个单独的集群，集群之间相互独立。

  • 每个任务完成后销毁，最大限度保障资源隔离
  • 每个Job均衡分发自身的JobManager，单独进行job的调度和执行
  • 每个job均维护一个集群，启动、销毁以及资源请求消耗时间长，因此比较适用于长时间的任务执行

  bin/flink run -d -t yarn-per-job -c  com.wc.SocketStreamWordCount  FlinkTutorial-1.0.jar
  

• 应用模式

  每个任务都会启动一个jobManager，只是**Application与JobManager合二为一。Main方法此时在JobManager中执行**。

  bin/flink run-application -t yarn-application -c com.wc.SocketStreamWordCount FlinkTutorial-1.0.jar
  

Yarn 运行模式

YARN上运行过程是：客户端Client把Flink应用程序提交给YARN的ResourceManager, YARN的ResourceManager会向NM申请容器，启动JobManager和TaskManager的实例，从而启动集群。Flink会根据运行在JobManager上的作业所需要的Slot数量动态分配TaskManager资源。

1. 通过脚本启动执行。客户端Client基于用户代码，生成流图（StreamGraph），再在JobManager中生成工作图（JobGraph）, 同时将任务提交给ResourceManager；
2. ResourceManager选择一个启动NM ，启动ApplicaitonMaster;
3. ApplicationMaster启动JobManager, 并将工作图（JobGraph）生成执行图（ExecutionGraph）;
4. JobManager向ResourceManager申请资源，资源被封装在slot槽；
5. ResourceManager启动一定数量的TaskManager，分配一定的slot
6. TaskManager向JobManager注册；
7. JobManager将要执行的任务分发到TaskManager，执行任务。

Flink on K8s

k8s是一个强大的，可移植的高性能的容器编排工具。这里的容器指的是docker容器化技术，它通过将执行环境和配置打包成镜像服务，在任务环境下快速部署docker容器，提供基础的环境服务。解决之前部署服务速度慢，迁移难，高成本的问题。

k8s提供了一套完整地容器化编排解决方案，实现容器发现和调度，负载均衡，弹性扩容，数据卷挂载等服务。

Flink on k8s与Flink on yarn提交比较类似，TaskManager和JobManager等组件变成了k8s pod角色

1. K8s集群根据提交的配置文件启动K8sMaster和TaskManager（K8s Pod对象）
2. 依次启动Flink的JobManager、JobMaster、Deploy和K8sRM进程（K8s Pod对象）；过程中完成slots请求和ExecutionGraph的生成动作。
3. TaskManager注册Slots、JobManager请求Slots并分配任务
4. 部署Task执行并反馈状态
   

执行图有哪几种

• **StreamGraph **(Client)

  编写的流程图，通过Stream API生成，是执行图的最原始拓扑数据结构

• **JobGraph **(Client -> JobManager)

  StreamGraph在Client中经过算子chain链做合并优化，将其转换为JobGraph拓扑图。并被提交到 JobManager。

• ExecutionGraph (JobManager )

  JobManager中将JobGraph进一步转换为ExecutionGraph，此时ExecutuonGraph根据算子配置的并行度转变为并行化的Graph拓扑结构。

• 物理执行图 （JobManager -> TaskManager）

  JobManager进行Job调度，TaskManager最终部署Task的图结构。

分区

Flink在消费Kafka数据时，最好是保持上下游并行度一致。即；Kafka有多少个分区，那么Flink消费者的并行度与之相同。
$$Kafka的分区数=Flink的并行度$$
不过，在某些情况下，为了提高数据的处理速度，需要将Flink消费者的并行度设置得大于Kafka分区数。但是这样设置是有某些消费者是无法消费到数据，那么需要对消费者之后的数据处理进行重分区。
$$Kafka的分区数<=Flink的并行度+重分区$$

• 随机分配 – shuffle

  数据随机的分配到下游算子的并行任务中，使用的均匀分配，数据随机打乱，均匀传递到下游任务。所以每次分配在下游分区时，数据是不相同的。

• 轮询分配 – rebalance

  数据按照先后顺序依次分发分配，按照轮询的方式，将数据平均分配到下游的并行任务中。

• 重缩放 – rescala

  按照轮询的方式，将数据的发送到下游的一部分任务中。（不完全覆盖所有下游分区）

• 广播 – broadcast

  数据在不同的分区中都保留一份，可能会被重复处理

• 全局分区 – global

  数据被分配到下游的第一个子任务中

• 自定义分区 – partitioner

任务槽Task slot

为了控制并发量，需要在TaskManager上对每个任务运行所占用的资源做出明确的划分，这就是任务槽（task slots）。

任务槽决定了TaskManager能够并行处理的任务数量。

任务槽（task slot）表示了 TaskManager 拥有固定大小集合的计算资源，这些资源就是用来独立执行一个子任务的。

slot目前仅仅用来隔离内存，不会涉及CPU的隔离。在具体应用时，可以将slot数量配置为机器的CPU核心数，尽量避免不同任务之间对CPU的竞争

TaskManager具有的并发执行能 力，可以通过参数 taskmanager.numberOfTaskSlots 进行配置

并行度

一个特定算子的子任务（subtask）的个数被称之为其并行度（parallelism）

包含并行子任务的数据流，就是并行数据流，它需要多个分区（stream partition）来分配并行任务。

并行度是动态概念，也就是 TaskManager 运行程序时实际使用的并发能力，可以通过参数 parallelism.default进行配置

窗口理解

窗口可以理解成一个桶， 在Flink中，窗口可以把流切割成有限大小的多个“存储桶”（bucket)；每个数据都会分发到对应的桶中，当到达窗口结束时间时，就对每个桶中收集的数据进行计算处理。

Flink 中窗口并不是静态准备好的，而是动态创建——当有落在这个窗口区间范围的数据达到时，才创建对应的窗口。

• 滚动窗口
• 滑动窗口
• 会话窗口
• 全局窗口

Flink SQL 是如何实现的

1. SQL query 经过 Calcite解析转换成SQL节点树，通过验证后构建成Calcite的抽象语法树（Logical plan）。
2. Table API上的调用会构建成Table API的抽象语法树，并通过Calcite提供的RelBuilder转变成Calcite的逻辑计划（Logical plan）。
3. 逻辑计划被优化器优化后，转化成物理计划和 JobGraph；
4. 在提交任务后会分发到各个 TaskManager 中运行，在运行时会使用 Janino 编译器编译代码后运行。

解析 -> 编译 -> 优化 -> 执行

抽象语法树 -> 逻辑计划 -> 执行计划

海量数据的高效去重

1. 基于状态后端，内存去重。采用Hashset等数据结构，读取数据中类似主键等唯一性标识字段，在内存中存储并进行去重判断。
2. 基于HyperLog，不是精准的去重
3. 基于布隆过滤器，快速判断一个key是否存在于某容器，不存在就直接返回。
4. 基于BitMap，用一个bit位来标记某个元素对应的Value，而Key即是该元素。由于采用了Bit为单位来存储数据，因此可以大大节省存储空间。
5. 基于外部数据库，选择使用Redis或者HBase存储数据，我们只需要设计好存储的Key即可，不需要关心Flink任务重启造成的状态丢失问题。使用Redis Key去重。借助Redis的Hset等特殊数据类型，自动完成Key去重。
6. DataFrame/SQL场景，使用**group by、over、window开窗**等SQL函数去重
7. 利用**groupByKey**等聚合算子去重

Flink中Task如何做到数据交换

在一个Flink Job中，数据需要在不同的task中进行交换，整个数据交换是有TaskManager负责的，TaskManager的网络组件首先从缓冲buffer中收集 records，然后再发送。Records并不是一个一个被发送的，是积累一个批次再发送，batch 技术可以更加高效的利用网络资源。

Flink设置并行度的方式

1. 代码层面：操作算子层面map().setParallelism(10)
2. 执行环境层面 ./flink -p 10
3. 客户端层面env.setParallelism(10)
4. 系统层面fink-conf.yaml

优先级依次降低

水印watermark

Flink中的水印是处理延迟数据的优化机制。当这类数据因为某些原因导致乱序或延迟到达，这类数据不能丢弃也不能无限等待。

在一个窗口内，当位于窗口（最大事件时间戳 - watermark）>= (当前窗口最小时间戳 + 窗口大小) 的数据到达后，表明该窗口内的所有数据均已到达，此时不会再等待，直接触发窗口计算。

作用

1. 规定了数据延迟处理的最优判定，即watermark时间间隔；
2. 较为完善的处理了数据乱序问题，从而输出预期结果；
3. 结合最大延迟时间和侧输出流机制，彻底解决数据延迟。

形式

• 有序流中内置水位线设置
  对于有序流，主要特点就是时间戳单调增长，所以永远不会出现迟到的数据。WatermarkStrategy.forMonotonousTimestamps()

• 乱序流中内置水位线设置
  由于乱序流中需要等待迟到数据到齐，所以必须设置一个固定的延迟时间。WatermarkStrategy. forBoundedOutOfOrderness(Duration.ofSeconds(3))

• 自定义水位线生成器

  • 周期性水位线生成器（Periodic Generator）
    周期性生成器一般是通过 onEvent()观察判断输入的事件，而在 onPeriodicEmit()里发出水位线。

  • 断点式水位线生成器 （Punctuated Generator）
    断点式生成器会不停地检测 onEvent()中的事件，当发现带有水位线信息的事件时，就会立即 发出水位线。

  • 在数据源中发送水位线
    自定义的数据源中抽取事件时间，然后发送水位线

水位线的传递

在流处理中，上游任务处理完水位线、时钟改变之后，要把当前的水位线再次发出，广播给所有的下游子任务。而当一个任务接收到多个上游并行任务传递来的水位线时，应该以最小的那个作为当前任务的事件时间。

比如：有两条流在进行join时，A流的时间为1，B流的时间为2，那么此时当前的事件时间最小为1。接下来A流时间为3，而B流的时间没有变，那么此时当前的事件时间最小为2。当前的事件时间只会递增而不是减少。

分布式快照

分布式快照 ，一致性检查点 Checkpoint，某个时间点上所有任务（一个完整的Job）状态的一份拷贝，该时间点也是所有任务刚好处理完一个相同数据的时间。该行为是采取一步插入barrier检查点的方式。

1. 触发检查点：JobManager向source发送barrier;
2. barrier发送：向下游广播发送；
3. barrier对齐：下游需要收到上游所有并行度传递过来的barrier才可以做状态的保存；
4. 状态保存：有状态的算子将状态保存持久化；
5. 先处理缓冲区的数据（在等待其他barrier时的，该分区已经来的数据，在对齐barrier分区中不会被处理后面barrier的数据，除非其他barrier都已经完成，完成快照后），然后再正常继续处理。
6. 当JobManager收到所有算子任务成功保存状态的信息，就可以确认当前检查点已经保存成功了。

• 对齐barrier
  等待上游多个barrier全部到齐处理后，才能将该算子进行状态的保存。

• 非对齐barrier

  当流速快的Barrier流到下游算子当中，此时不理会此Barrier，正常进行后续数据的计算。当流速慢的Barrier到来的时候，才完成进行快照，但是不会将后续数据快照，而是仍作为后续的Barrier中的数据。

状态管理

在 Flink 中状态管理的模块就是我们所熟知的 Checkpoint \ Savepoint。

状态机制

• 状态：本质上是数据，包括 MapState，ValueState，ListState
• 状态后端：HashState，FileState， RocksDBState；
• 状态管理：定时将状态后端中存储的状态同步到远程的存储系统的组件中。在任务故障转移时，从远程将状态数据恢复到任务中。

RocksDBState只会影响任务中的keyed-state存储的方式和地方，对operator-state不会受到影响。

• keyed-state键值状态

  以 k-v形式存储，状态值和key绑定，紧跟在keyBy之后才能使用的状态。

• operator-state操作状态

  非k-v形式的算子结构，状态值与算子绑定，如 kafka offset 被保存在 ListState

状态后端的选择

• MemoryStateBackend

  • 运行时的状态数据保存在 TaskManager JVM 堆上内存 (保证TaskManager的堆上内存可用)

  • 执行Checkpoint时，将快照数据保存到JobManager进程的内存中 （需要保证JobManager的内存可用）

  • 在执行Savepoint时，将快照存储到文件系统。

  使用环境：在本地开发调试测试，生产环境基本不用。

• FSStateBackend

  • 运行时将状态数据保存到 TaskManager的内存中；

  • Checkpoint时，将状态快照保存到配置的文件系统中；

  • TaskManager异步将状态数据写入外部存储

  使用环境：用于处理小状态、短窗口、或者小键值状态的有状态处理任务

• RocksDBStateBackend

  • 使用本地数据库 RocksDB 将流计算数据状态存储在本地磁盘中
  • Checkpoint 时，将整个 RocksDB 中保存的 State 数据全量或者增量持久化到配置的文件系统中

  使用环境：处理大状态、长窗口，或大键值状态的有状态处理任务；唯一支持增量检查点的后端；大状态的任务都建议直接使用 RocksDB 状态后端

状态的过期机制

Flink的过期机制支持onCreateAndWrite和onReadAndWrite 两种，默认为 onCreateAndWrite

• onCreateAndWrite 在创建和写入时更新 TTL
• onReadAndWrite 在访问和写入时更新 TTL

状态的区别

keyed state	operator state
仅keyedStream的算子	所有算子
ValueState：简单的存储一个变量，不要保存集合之类的，这样序列化和反序列化成本很高。TTL针对整个 Value ListState MapState：和HashMap的使用方式一样，TTL只针对一个key ReducingState AggregatingState	ListState：均匀划分到算子的每个 sub-task 上，每个状态的数据不相同 BroadcastState：每个 sub-task 的广播状态都一样，每个状态的数据相同 UnionListState：合并后的数据每个算子都有一份全量状态数据，每个状态的数据相同
RichFunction 从 context 获取	重写Checkpointed Function或ListCheckpointed
以单key粒度访问、变更状态	以单算子并发粒度访问，变更状态
状态随keyGroup在算子上进行重分配。当任务并行度变化时，会将 key-group 重新划分到算子不同的 sub-task 上，任务启动后，任务数据在做 keyby 进行数据 shuffle 时，依然能够按照当前数据的 key 发到下游能够处理这个 key 的 key-group 中进行处理	均匀分配，合并后到每个得到全部

状态的TTL

1. 更新TTL的时机；
2. 访问到已过期数据的数据可见性；
3. 只支持处理时间语义；
4. lazy处理，后台线程

StateTtlConfig.Builder builder = StateTtlConfig
                // ttl 时长
                .newBuilder(Time.milliseconds(1))
                // 更新类型
                .setUpdateType(StateTtlConfig.UpdateType.OnCreateAndWrite)
                // 创建和写入更新
                .updateTtlOnCreateAndWrite()
                // 读取和写入更新
                .updateTtlOnReadAndWrite()
                // 过期状态的访问可见性
                .setStateVisibility(StateTtlConfig.StateVisibility.NeverReturnExpired)
                // 如果还没有被删除就返回
                .returnExpiredIfNotCleanedUp()
                // 过期的永远不返回
                .neverReturnExpired().cleanupFullSnapshot()
                // 过期的时间语义
                .setTtlTimeCharacteristic(StateTtlConfig.TtlTimeCharacteristic.ProcessingTime)
                .useProcessingTime()
                // 清除策略
                // 从 cp 或 sp 恢复时清除过期状态
                .cleanupFullSnapshot()
                // 增量删除，只有有状态记录访问时，才会做删除，并且他会加大任务处理时延
                // 增量删除仅仅支持 HeapStateBeckend, 不支持 Rocksdb
                // 每访问1次State，遍历相应次数删除
                .cleanupIncrementally(1000)
                // Rocksdb状态后端在rocksdb做compaction时清除过期状态
                //做compaction时每隔3个entry，重新更新时间戳，（用于判断是否过期）
                .cleanupInRocksdbCompactFilter(3)
                // 禁用 cleanup
                .disableCleanupInBackground()
                .build();

状态过期数据处理

• 如果状态State TTL 没有设置时， 直接将数据存储在State
• 如果状态State TTL设置时，会以<value, ts>保存，ts 是时间戳

任务设置了 State TTL 和不设置 State TTL 的状态是不兼容的，防止出现任务从 Checkpoint 恢复不了的情况。但是你可以去修改 TTL 时长，因为修改时长并不会改变 State 存储结构。

• 懒删除策略

  访问 State 的时候根据时间戳判断是否过期，如果过期则主动删除 State 数据。

  这个删除策略是不需要用户进行配置的，只要你打开了 State TTL 功能，就会默认执行。

• 全量快照清除策略

  从状态恢复（checkpoint、savepoint）的时候采取做过期删除，但是不支持 rocksdb 增量 ck

• 增量快照清除策略

  访问 state 的时候，主动去遍历一些 state 数据判断是否过期，如果过期则主动删除 State 数据

  • 如果没有 state 访问，也没有处理数据，则不会清理过期数据。
  • 增量清理会增加数据处理的耗时。
  • 现在仅 Heap state backend 支持增量清除机制。在 RocksDB state backend 上启用该特性无效。
  • 因为是遍历删除 State 机制，并且每次遍历的条目数是固定的，所以可能会出现部分过期的 State 很长时间都过期不掉导致 Flink 任务 OOM。

• rocksdb合并清除策略

  rockdb 做 compaction 的时候遍历进行删除。仅仅支持 rocksdb

  rocksdb compaction 时调用 TTL 过滤器会降低 compaction 速度。因为 TTL 过滤器需要解析上次访问的时间戳，并对每个将参与压缩的状态进行是否过期检查。对于集合型状态类型（比如 ListState 和 MapState），会对集合中每个元素进行检查。

Flink/Spark/Hive SQL的执行原理

Hive SQL

Hive SQL是Hive提供的SQL查询引擎，底层是MR实现的，Hive根据输入的SQL语句执行词法分析、语法树构建、编译、逻辑计划、优化逻辑计划、物理计划，转化为MR Task最终交由MR引擎执行。

• 执行引擎。具有mapreduce的一切特性，适合大批量数据离线处理，相较于Spark而言，速度较慢且IO操作频繁
• 有完整的hql语法，支持基本sql语法、函数和udf
• 对表数据存储格式有要求，不同存储、压缩格式性能不同

Spark SQL

Spark SQL底层基于Spark引擎，使用Antlr解析语法，编译生成逻辑计划和物理计划。

• 输入编写的Spark SQL
• SqlParser分析器。进行语法检查、词义分析，生成未绑定的Logical Plan逻辑计划(未绑定查询数据的元数据信息，比如查询什么文件，查询那些列等)
• Analyzer解析器。查询元数据信息并绑定，生成完整的逻辑计划。此时可以知道具体的数据位置和对象，Logical Plan 形如from table -> filter column -> select 形式的树结构
• Optimizer优化器。选择最好的一个Logical Plan，并优化其中的不合理的地方。常见的例如谓词下推、剪枝、合并等优化操作
• Planner使用Planing Strategies将逻辑计划转化为物理计划，并根据最佳策略选择出的物理计划作为最终的执行计划
• 调用Spark Plan Execution执行引擎执行Spark RDD任务

Flink SQL

• Parser：SQL解析。底层通过JavaCC解析SQL语法，并将SQL解析为未经校验的AST语法树。
• Validate：SQL校验。这里会校验SQL的合法性，比如Schema、字段、数据类型等是否合法（SQL匹配程度），过程需要与sql存储的元数据结合查验。
• Optimize：SQL优化。Flink内部使用多种优化器，将前面步骤的语法树进一步优化，针对RelNode和生成的逻辑计划，随后生成物理执行计划。
• Produce：SQL生成。将物理执行计划生成在特定平台的可执行程序。
• Execute：SQL执行。执行SQL得到结果。

总结

均存在解析、校验、编译生成语法树、优化生成逻辑计划等步骤，都是将物理执行计划使用相应的引擎做计算

反压（背压）

表现

1. 运行时是正常的，但是会出现大量Task任务等待;
2. 少数Task任务开始报checkpoint超时问题；
3. 大量Kafka数据堆积，导致消费不及时；
4. WEB UI的BackPressure页面会显示High标识

原因

• 算子性能问题：当前Task任务处理速度慢，比如task任务中调用算法处理等复杂逻辑，导致上游申请不到足够内存。
• 数据倾斜问题：下游Task任务处理速度慢，比如多次collect()输出到下游，导致当前节点无法申请足够的内存。

影响

频繁反压会导致流处理作业数据延迟增加，同时还会影响到Checkpoint。

Checkpoint时需要进行Barrier对齐，此时若某个Task出现反压，Barrier流动速度会下降，导致Checkpoint变慢甚至超时，任务整体也变慢。

机制

反压时一般下游速度慢于上游速度，数据久积成疾，需要做限流。Task任务需要保持上下游动态反馈，如果下游速度慢，则上游限速；否则上游提速。实现动态自动反压的效果。

1. 每个TaskManager都有一个Network buffer pool，该内存在堆外内存申请的；
2. 同时每个Task创建自身的Local BufferPool（本地内存），并于Network BufferPool 交换内存；
3. 上游Record Writer向Local BufferPool申请内存写数据，如果该内存不足，则向共享内存Network BufferPool申请内存写数据，如果使用完毕，则会释放。
4. 本次Task任务会将内存中的发送到网络，然后下游端按照类似的机制进行处理；
5. 当下游申请buffer失败，表示当前节点内存不足（反压了），则发送反压信号给上游，上游减慢数据的处理发送，直到下游恢复。

总结：下游由于各种原因导致当前任务申请内存不足，使得上游数据缓慢发送过来。这个过程就是反压上传。

处理

缓解处理

OK: 0 <= Ratio <= 0.10，表示状态良好正；

LOW: 0.10 < Ratio <= 0.5，表示有待观察；

HIGH: 0.5 < Ratio <= 1，表示要处理了（增加并行度/subTask/检查是否有数据倾斜/增加内存）

• 事前：解决上述介绍到的 数据倾斜、算子性能 问题。
• 事中：在出现反压时：
  • 限制数据源的消费数据速度。比如在事件时间窗口的应用中，可以自己设置在数据源处加一些限流措施，让每个数据源都能够匀速消费数据，避免出现有的 Source 快，有的 Source 慢，导致窗口 input pool 打满，watermark 对不齐导致任务卡住。
  • 关闭 Checkpoint。关闭 Checkpoint 可以将 barrier 对齐这一步省略掉，促使任务能够快速回溯数据。我们可以在数据回溯完成之后，再将 Checkpoint 打开。

处理过程

• 查看Flink UI界面，定位哪些Task出现反压问题
• 查看代码和数据，检查是否出现数据倾斜
• 如果发生数据倾斜，进行预聚合key或拆分数据
• 加大执行内存，调整并发度和分区数

一致性的保持

• 输入端

  保证数据可重复读，不丢失数据。

  对数据进行持久化保存，并且可以重设数据的读取位置

  Flink通过内部记录维护Kafka的offset, 可以实现精确一次的处理语义

• 转换端

  基于一致性快照机制，实现一致性语义

  通过定期自动执行一致性检查点。异步在数据中插入barrier检查点分界线，整个流程所有操作均会进行barrier对齐->数据完成确认->checkpoints状态保存，从而保证数据被精确一次处理。

• 输出端

  保证幂等性或事务性，可以使用二阶段事务提交机制来实现。

  幂等写入就是多次写入会产生相同的结果，结果具有不可变性。在Flink中saveAsTextFile算子就是一种比较典型的幂等写入。其需要限制在于外部存储系统必须支持这样的幂等写入。

  事务用一个事务来进行数据向外部系统的写入，这个事务是与检查点绑定在一起的。当 Sink 任务遇到 barrier 时，开始保存状态的同时就开启一个事务，接下来所有数据的写入都在这个事务中；待到当前检查点保存完毕时，将事务提交，所有写入的数据就真正可用了（遇到barrier -> 开启事务 -> 完成检查点 -> 提交事务 ）

  二阶段提交则对于每个checkpoint创建事务，先预提交数据到sink中，然后等所有的checkpoint全部完成后再真正提交请求到sink, 并把状态改为已确认，从而保证数据仅被处理一次（先开启事务，等到数据到了sink端后，完成预提交，接着等到真正提交，提交完成后，当前事务也关闭了）。

总结：

1. Source 引擎可以重新消费，比如 Kafka 可以重置 offset 进行重新消费
2. Flink 任务配置 exactly-once，保证 Flink 任务 State 的 exactly-once
3. Sink 算子支持两阶段或者可重入，保证产出结果的 exactly-once
   • Sink 两阶段：由于两阶段提交是随着 Checkpoint 进行的，假设 Checkpoint 是 5min 做一次，那么数据对下游消费方的可见性延迟至少也是 5min，所以会有数据延迟等问题，目前用的比较少。
   • Sink 支持可重入：举例：
     • Sink 为 MySQL：可以按照 key update 数据
     • Sink 为 Druid：聚合类型可以选用 longMax
     • Sink 为 ClickHouse：查询时使用 longMax 或者使用 ReplacingMergeTree 表引擎将重复写入的数据去重，可能会担心 ReplacingMergeTree 会有性能问题，其实性能影响不会很大，因为 failover 导致的数据重复其实一般情况下是小概率事件，并且重复的数据量也不会很大，也只是一个 Checkpoint 周期内的数据重复，所以使用 ReplacingMergeTree 是可以接受的）
     • Sink 为 Redis：按照 key 更新数据

Flink怎么保证exactly-once

端到端的exactly-once对sink要求比较高，具体实现主要有幂等写入和事务性写入两种方式。

• 幂等写入的场景依赖于业务逻辑。

• 事务性写入又有预写日志（WAL）和两阶段提交（2PC）两种方式。

如果外部系统不支持事务，那么可以用预写日志的方式，把结果数据先当成状态保存，然后在收到 checkpoint 完成的通知时，一次性写入 sink 系统。

二阶段提交

开始事务：创建一个临时文件夹，来写把数据写入到这个文件夹里面

预提交：将内存中缓存的数据写入文件并关闭

正式提交：将之前写完的临时文件放入目标目录下。这代表着最终的数据会有一些延迟

丢弃：丢弃临时文件

若失败发生在预提交成功后，正式提交前。可以根据状态来提交预提交的数据，也可删除预提交的数据。

延迟数据的处理

Flink中watermark 和window机制解决了流式数据的乱序问题，对于因为延迟而顺序有误的数据，可以根据事件时间进行业务处理，对于延迟的数据Flink也有自己的解决办法，主要的办法是给定一个允许延迟的时间，在该时间范围内仍可以接受处理延迟数据：

1. Flink内置watermark机制，可在一定程度上允许数据延迟
2. 程序可在watermark的基础上再配置最大延迟时间
3. 开启侧输出流，将延迟的数据输出到侧输出流
4. 程序内部控制，延迟过高的数据单独进行后续处理

具体操作：

• 设置允许延迟的时间是通过allowedLateness(lateness: Time)设置；
• 保存延迟数据则是通过sideOutputLateData(outputTag: OutputTag[T])保存；
• 获取延迟数据是通过DataStream.getSideOutput(tag: OutputTag[X])获取。

双流join

实现原理：底层原理依赖Flink的State状态存储，通过将数据存储到State中进行关联join, 最终输出结果。

• 基于原生State的connect算子

  对两个DataStream执行connect操作，将其转化为ConnectedStreams, 生成的Streams可以调用不同方法在两个实时流上执行，且双流之间可以共享状态。

  两个数据流被connect之后，只是被放在了同一个流中，内部依然保持各自的数据和形式，两个流相互独立。

  orderStream.connect(orderDetailStream)
  

• 窗口join

  将两条实时流中元素分配到同一个时间窗口中完成Join。两条实时流数据缓存在Window State中，当窗口触发计算时执行join操作。

  orderDetailStream
    .coGroup(orderStream)
    .where(r -> r.getOrderId())
    .equalTo(r -> r.getOrderId())
    .window(TumblingProcessingTimeWindows.of(Time.seconds(60)))
    
  orderStream.join(orderDetailStream)
      .where(r => r._1)  //订单id
      .equalTo(r => r._2) //订单id
      .window(TumblingProcessTimeWindows.of(Time.seconds(60)))
  

• 间隔join

  根据右流相对左流偏移的时间区间(interval)作为关联窗口，在偏移区间窗口中完成join操作。根据一条流的某个数据，基于这个数据的时间点，在另一条流上选择这个时间段区间的所有数据关联

  orderStream.keyBy(_.1)
      // 调用intervalJoin关联
      .intervalJoin(orderDetailStream._2)
      // 设定时间上限和下限
      .between(Time.milliseconds(-30), Time.milliseconds(30))  
      .process(new ProcessWindowFunction())
  

双流可能问题

1. 为什么我的双流join时间到了却不触发，一直没有输出

   检查一下watermark的设置是否合理，数据时间是否远远大于watermark和窗口时间，导致窗口数据经常为空
   

2. state数据保存多久，会内存爆炸吗

   state自带有ttl机制，可以设置ttl过期策略，触发Flink清理过期state数据。建议程序中的state数据结构用完后手动clear掉。
   

3. 我的双流join倾斜怎么办

   join倾斜三板斧: 过滤异常key、拆分表减少数据、打散key分布。当然可以的话我建议加内存！加内存！加内存！！
   

4. 想实现多流join怎么办

   目前无法一次实现，可以考虑先union然后再二次处理；或者先进行connnect操作再进行join操作
   

5. join过程延迟、没关联上的数据会丢失吗

   这个一般来说不会，join过程可以使用侧输出流存储延迟流；如果出现节点网络等异常，Flink checkpoint也可以保证数据不丢失。
   

数据倾斜

数据倾斜一般都是数据Key分配不均，比如某一类型key数量过多，导致shuffle过程分到某节点数据量过大，内存无法支撑。

排查

监控某任务Job执行情况，可以去Yarn UI或者Flink UI观察，一般会出现如下状况：

• 发现某subTask执行时间过慢
• 传输数据量和其他task相差过大
• BackPressure页面出现反压问题（红色High标识）

结合以上的排查定位到具体的task中执行的算子，一般常见于Keyed类型算子：比如groupBy、rebance等产生shuffle过程的操作。

处理

• 数据拆分。如果能定位的数据倾斜的key，总结其规律特征。比如发现包含某字符，则可以在代码中把该部分数据key拆分出来，单独处理后拼接。
• key二次聚合。两次聚合，第一次将key加前缀聚合，分散单点压力；随后去除前缀后再次聚合，得到最终结果。
• 调整参数。加大TaskManager内存、keyby均衡等参数，一般效果不是很好。
• 自定义分区或聚合逻辑。继承分区划分、聚合计算接口，根据数据特征和自定义逻辑，调整数据分区并均匀打散数据key。

总结： 在数据进入窗口前做预聚合、重新设计窗口聚合的key、使用再平衡算子rebalance等

算子

• 数据读取：fromElements、readTextFile、socketTextStream、createInput
• 处理数据：map、flatMap、filter、keyBy、reduce、window、connect

Flink任务延时高，如何入手

主要的手段是资源调优和算子调优。

• 资源调优即是对作业中的 Operator 的并发数parallelism、CPU、堆内存heap_memory等进行调优。
• 作业参数调优包括：并行度的设置，State 的设置，checkpoint 的设置。

算子链

为了更高效地分布式执行，Flink 会尽可能地将 operator 的 subtask 链接chain在一起形成task。每个 task 在一个线程中执行。将operators 链接成 task 是非常有效的优化：它能减少线程之间的切换，减少消息的序列化/反序列化，减少数据在缓冲区的交换，减少了延迟的同时提高整体的吞吐量。这就是我们所说的算子链。

Flink CEP编程中当状态没有到达的时候会将数据保存在哪里

在流式处理中，CEP 当然是要支持EventTime的，那么相对应的也要支持数据的迟到现象，也就是watermark的处理逻辑。CEP对未匹配成功的事件序列的处理，和迟到数据是类似的。在Flink CEP的处理逻辑中，状态没有满足的和迟到的数据，都会存储在一个**Map数据结构**中，也就是说，如果我们限定判断事件序列的时长为5分钟，那么内存中就会存储5分钟的数据。

aggregate 和 process 计算区别

• aggregate：是增量聚合，来一条数据计算完了存储在累加器中，不需要等到窗口触发时计算，性能较好；
• process：全量函数，缓存全部窗口内的数据，满足窗口触发条件再触发计算，同时还提供定时触发，窗口信息等上下文信息；
• 应用场景：aggregate 一个一个处理的聚合结果向后传递一般来说都是有信息损失的，而 process 则可以更加定制化的处理。

序列化

摒弃了Java原生的序列化方法，以独特的方式处理数据类型和序列化，包含自己的类型描述符，泛型类型提取和类型序列化框架。

TypeInformation 是所有类型描述符的基类。它揭示了该类型的一些基本属性，并且可以生成序列化器。

为什么 Flink 要用到 Java 序列化机制。和 Flink 类型系统的数据序列化机制的用途有啥区别

Flink 写的函数式编程代码或者说闭包，需要 Java 序列化从JobManager 分发到 TaskManager，而 Flink 类型系统的数据序列化机制是为了分发数据，不是分发代码，可以用非Java的序列化机制，比如Kyro。

非实例化的变量没有实现 Serializable 为啥就不报错，实例化就报错

编译期不做序列化，所以不实现 Serializable 不会报错，但是运行期会执行序列化动作，没实现 Serializable 接口的就报错了

为啥加transient 就不报错

Flink DataStream API 的 Function 作为闭包在网络传输，必须采用 Java 序列化，所以要通过 Serializable 接口标记，根据 Java 序列化的规定，内部成员变量要么都可序列化，要么通过 transient 关键字跳过序列化，否则Java 序列化的时候会报错。静态变量不参与序列化，所以不用加 transient。

任务的并行度的评估

Flink 任务并行度合理行一般根据峰值流量进行压测评估，并且根据集群负载情况留一定量的 buffer 资源。

1. 如果数据源已经存在，则可以直接消费进行测试
2. 如果数据源不存在，需要自行造压测数据进行测试

对于一个Flink任务来说，一般可以按照以下方式进行细粒度设置并行度：

• source 并行度配置：以 kafka 为例，source 的并行度一般设置为kafka 对应的 topic 的分区数
• transform（比如 flatmap、map、filter 等算子）并行度的配置：这些算子一般不会做太重的操作，并行度可以和source保持一致，使得算子之间可以做到forward传输数据，不经过网络传输
• *** keyby之后的处理算子***：建议最大并行度为此算子并行度的整数倍，这样可以使每个算子上的keyGroup 是相同的，从而使得数据相对均匀shuffle到下游算子，如下图为shuffle策略
• sink 并行度的配置：sink 是数据流向下游的地方，可以根据sink的数据量及下游的服务抗压能力进行评估。如果sink是kafka，可以设为kafka对应topic的分区数。注意sink并行度最好和kafka partition 成倍数关系，否则可能会出现如到kafka partition数据不均匀的情况。但是大多数情况下sink算子并行度不需要特别设置，只需要和整个任务的并行度相同就行。

合理评估任务最大并行度

• 前提：并行度必须 <= 最大并行度

• 最大并行度的作用：合理设置最大并行度可以缓解数据倾斜的问题

• 根据具体场景的不同，最大并行度大小设置也有不同的方式：

• 在 key 非常多的情况下，最大并行度适合设置比较大（几千），不容易出现数据倾斜，以 Flink SQL 场景举例：row_number = 1 partition key user_id 的 Deduplicate 场景（user_id 一般都非常多）

• 在 key 不是很多的情况下，最大并行度适合设置不是很大，不然会加重数据倾斜，以 Flink SQL 场景举例：group by dim1,dim2 聚合并且维度值不多的 group agg 场景（dim1，dim2 可以枚举），如果依然有数据倾斜的问题，需要自己先打散数据，缓解数据倾斜

• 最大并行度的使用限制：最大并行度一旦设置，是不能随意变更的，否则会导致检查点或保存点失效；最大并行度设置会影响 MapState 状态划分的 KeyGroup 数，并行度修改后再从保存点启动时，KeyGroup 会根据并行度的设定进行重新分布。

• 最大并行度的设置：最大并行度可以自己设置，也可以框架默认生成；默认的算法是取当前算子并行度的 1.5 倍和 2 的 7 次方比较，取两者之间的最大值，然后用上面的结果和 2 的 15 次方比较，取其中的最小值为默认的最大并行度，非常不建议自动生成，建议用户自己设置。

保障实时指标的质量

• 事前：

  • 任务层面：根据峰值流量进行压力测试，并且留一定 buffer，用于事前保障任务在资源层面没有瓶颈
  • 指标层面：根据业务要求，上线实时指标前进行相同口径的实时、离线指标的验数，在实时指标的误差不超过业务阈值时，才达到上线要求

• 事中：

  • 任务层面：贴源层监控 Kafka 堆积延迟等报警检测手段，用于事中及时发现问题。比如的普罗米修斯监控 Lag 时长
  • 指标层面：根据指标特点实时离线指标结果对比监控。检测到波动过大就报警。比如最简单的方式是可以通过将实时结果导入到离线，然后定时和离线指标对比

• 事后：

  • 任务层面：对于可能发生的故障类型，构建用于故障修复、数据回溯的实时任务备用链路
  • 指标层面：构建指标修复预案，根据不同的故障类型，判断是否可以使用实时任务进行修复。如果实时无法修复，构建离线恢复链路，以便使用离线数据进行覆写修复

CDC

监测并捕获数据库的变动（包括数据或数据表的插入、更新以及删除等），将这些变更按发生的顺序完整记录下来，写入到消息中间件中以供其他服务进行订阅及消费。

保存点

• 保存点的原理和算法与检查点完全相同，只是多了一些额外的元数据。

• 必须由用户明确地手动触发保存操作，所以就是“手动存盘”。

• 保存点能够在程序更改的时候依然兼容，前提是状态的拓扑结构和数据类型不变

• 保存点中状态都是以算子 ID-状态名称这样的 key-value 组织起来的，需要.uid()方法来进行指定

• 如果停止作业时，忘了触发保存点也不用担心，现在版本的 flink 支持从保留在外部系统的 checkpoint恢复作业，但是恢复时不支持切换状态后端。（需保留ck最后一次）