1. 调度策略
TaskScheduler会先把DAGScheduler给过来的TaskSet封装成TaskSetManager扔到任务队列里，然后再从任务队列里按照一定的规则把它们取出来在SchedulerBackend给过来的Executor上运行。这个调度过程实际上还是比较粗粒度的，是面向TaskSetManager的。
TaskScheduler是以树的方式来管理任务队列，树中的节点类型为Schdulable，叶子节点为TaskSetManager，非叶子节点为Pool，它们之间的继承关系：
TaskScheduler支持两种调度策略，一种是FIFO，也是默认的调度策略，另一种是FAIR。在TaskScheduler初始化过程中会实例化rootPool，表示树的根节点，是Pool类型。
SchedulableBuilder
FIFOSchedulableBuilder，先进先出，有可能大量数据走同一个节点，导致其他节点空闲；
FairSchedulableBuilder，
① FIFO调度策略：
如果是采用FIFO调度策略，则直接简单地将TaskSetManager按照先来先到的方式入队，出队时直接拿出最先进队的TaskSetManager，其树结构如下图所示，TaskSetManager保存在一个FIFO队列中。
② FAIR调度策略 ---> FAIR调度策略的树结构如下图
FAIR模式中有一个rootPool和多个子Pool，各个子Pool中存储着所有待分配的TaskSetMagager。
在FAIR模式中，需要先对子Pool进行排序，再对子Pool里面的TaskSetMagager进行排序，因为Pool和TaskSetMagager都继承了Schedulable特质，因此使用相同的排序算法。
排序过程的比较是基于Fair-share来比较的，每个要排序的对象包含三个属性:
runningTasks值（正在运行的Task数）、
minShare值（share理解成份额，即每个调度池要求的最少cpu核数；对应fairscheduler.xml配置文件中的minShare属性）、
weight值，
比较时会综合考量runningTasks值，minShare（最小共享）值以及weight值。
注意，minShare、weight的值均在公平调度配置文件fairscheduler.xml中被指定，调度池在构建阶段会读取此文件的相关配置。
1) 如果A对象的runningTasks大于它的minShare，B对象的runningTasks小于它的minShare，那么B排在A前面；（runningTasks比minShare小的先执行）
比如A中10个任务有8个在执行，B中10个任务有2个中执行，就把B放前边先执行；
2) 如果A、B对象的runningTasks都小于它们的minShare，那么就比较runningTasks与minShare的比值（minShare使用率），谁小谁排前面；（minShare使用率低的先执行）
比如A中有100个任务有4个在执行，占1/25；B中有2个任务只有1个在执行，占1/2，A排在前边；
3) 如果A、B对象的runningTasks都大于它们的minShare，那么就比较runningTasks与weight的比值（权重使用率），谁小谁排前面。（权重使用率低的先执行）
4) 如果上述比较均相等，则比较名字。
整体上来说就是通过minShare和weight这两个参数控制比较过程，可以做到让minShare使用率和权重使用率少（实际运行task比例较少）的先运行。
FAIR模式排序完成后，所有的TaskSetManager被放入一个ArrayBuffer里，之后依次被取出并发送给Executor执行。
从调度队列中拿到TaskSetManager后，由于TaskSetManager封装了一个Stage的所有Task，并负责管理调度这些Task，那么接下来的工作就是TaskSetManager按照一定的规则一个个取出Task给TaskScheduler，TaskScheduler再交给SchedulerBackend去发到Executor上执行。
失败（有可能资源不够用了；有可能阻塞了，在做GC垃圾回收）重试：
2. Spark Shuffle
在划分stage时，最后一个stage称为finalStage，它本质是一个ResultStage对象，前面的所有stage被称为ShuffleMapStage，ShuffleMapStage的结束伴随着shuffle文件的写磁盘。
ResultStage基本上对应代码中的action算子，即将一个函数应用在RDD的各个partition的数据集上，意味着一个job的运行结束。
Shuffle中的任务个数：Spark Shuffle分为map阶段和reduce阶段，或者称之为ShuffleRead阶段和ShuffleWrite阶段；map过程和reduce过程都会由若干个task来执行，那么map task和reduce task的数量：
假设Spark任务从HDFS中读取数据，那么初始RDD分区个数由该文件的split个数决定，也就是一个split对应生成RDD的一个partition，我们假设初始partition个数为N。
初始RDD经过一系列算子计算后（假设没有执行repartition和coalesce算子进行重分区，则分区个数不变，仍为N，如果经过重分区算子，那么分区个数变为M），我们假设分区个数不变，当执行到Shuffle操作时，map端的task个数和partition个数一致，即map task为N个。
reduce端的stage默认取spark.default.parallelism这个配置项的值作为分区数，如果没有配置，则以map端的最后一个RDD的分区数作为其分区数（也就是N），那么分区数就决定了reduce端的task的个数。
reduce端数据读取：
根据stage的划分我们知道，map端task和reduce端task不在相同的stage中，map task位于ShuffleMapStage，reduce task位于ResultStage，map task会先执行，那么后执行的reduce task如何知道从哪里去拉取map task落盘后的数据呢？
reduce端的数据拉取过程如下：
- map task 执行完毕后会将计算状态以及磁盘小文件位置等信息封装到MapStatus对象中，然后由本进程中的MapOutPutTrackerWorker对象将mapStatus对象发送给Driver进程的MapOutPutTrackerMaster对象；
- 在reduce task开始执行之前会先让本进程中的MapOutputTrackerWorker向Driver进程中的MapoutPutTrakcerMaster发动请求，请求磁盘小文件位置信息；
- 当所有的Map task执行完毕后，Driver进程中的MapOutPutTrackerMaster就掌握了所有的磁盘小文件的位置信息。此时MapOutPutTrackerMaster会告诉MapOutPutTrackerWorker磁盘小文件的位置信息；
- 完成之前的操作之后，由BlockTransforService去Executor0所在的节点拉数据，默认会启动五个子线程。每次拉取的数据量不能超过48M（reduce task每次最多拉取48M数据，将拉来的数据存储到Executor内存的20%内存中）。
3. HashShuffle
未经优化的HashShuffleManager （做hash运算让数据变得有规律，放在特定的位置，）
shuffle write阶段，主要就是在一个stage结束计算之后，为了下一个stage可以执行shuffle类的算子（比如reduceByKey），而将每个task处理的数据按key进行“划分”。所谓“划分”，就是对相同的key执行hash算法，从而将相同key都写入同一个磁盘文件中，而每一个磁盘文件都只属于下游stage的一个task。在将数据写入磁盘之前，会先将数据写入内存缓冲中，当内存缓冲填满之后，才会溢写到磁盘文件中去。
下一个stage的task有多少个，当前stage的每个task就要创建多少份磁盘文件。比如下一个stage总共有100个task，那么当前stage的每个task都要创建100份磁盘文件。如果当前stage有50个task，总共有10个Executor，每个Executor执行5个task，那么每个Executor上总共就要创建500个磁盘文件，所有Executor上会创建5000个磁盘文件。由此可见，未经优化的shuffle write操作所产生的磁盘文件的数量是极其惊人的。
shuffle read阶段，通常就是一个stage刚开始时要做的事情。此时该stage的每一个task就需要将上一个stage的计算结果中的所有相同key，从各个节点上通过网络都拉取到自己所在的节点上，然后进行key的聚合或连接等操作。由于shuffle write的过程中，map task给下游stage的每个reduce task都创建了一个磁盘文件，因此shuffle read的过程中，每个reduce task只要从上游stage的所有map task所在节点上，拉取属于自己的那一个磁盘文件即可。
shuffle read的拉取过程是一边拉取一边进行聚合的。每个shuffle read task都会有一个自己的buffer缓冲，每次都只能拉取与buffer缓冲相同大小的数据，然后通过内存中的一个Map进行聚合等操作。聚合完一批数据后，再拉取下一批数据，并放到buffer缓冲中进行聚合操作。以此类推，直到最后将所有数据到拉取完，并得到最终的结果。
上游task写 ---->下游task读； 下游有3个task任务并行执行，上游的一个task任务可能就会分3份（因为每个任务读取一个文件） ===>>产生很多小文件，
优化后的HashShuffleManager
为了优化HashShuffleManager我们可以设置一个参数，spark.shuffle. consolidateFiles，该参数默认值为false，将其设置为true即可开启优化机制，通常来说，如果我们使用HashShuffleManager，那么都建议开启这个选项。
开启consolidate机制之后，在shuffle write过程中，task就不是为下游stage的每个task创建一个磁盘文件了，此时会出现shuffleFileGroup的概念，每个shuffleFileGroup会对应一批磁盘文件，磁盘文件的数量与下游stage的task数量是相同的。一个Executor上有多少个CPU core，就可以并行执行多少个task。而第一批并行执行的每个task都会创建一个shuffleFileGroup，并将数据写入对应的磁盘文件内。
当Executor的CPU core执行完一批task，接着执行下一批task时，下一批task就会复用之前已有的shuffleFileGroup，包括其中的磁盘文件，也就是说，此时task会将数据写入已有的磁盘文件中，而不会写入新的磁盘文件中。因此，consolidate机制允许不同的task复用同一批磁盘文件，这样就可以有效将多个task的磁盘文件进行一定程度上的合并，从而大幅度减少磁盘文件的数量，进而提升shuffle write的性能。
假设第二个stage有100个task，第一个stage有50个task，总共还是有10个Executor（Executor CPU个数为1），每个Executor执行5个task。那么原本使用未经优化的HashShuffleManager时，每个Executor会产生500个磁盘文件，所有Executor会产生5000个磁盘文件的。但是此时经过优化之后，每个Executor创建的磁盘文件的数量的计算公式为：CPU core的数量 * 下一个stage的task数量，也就是说，每个Executor此时只会创建100个磁盘文件，所有Executor只会创建100个磁盘文件。
一个核（可以执行多个任务，多个任务共享了这三个文件）分成了3个文件，小文件变少了，下游的三个task就可以分别来读取，提升了读取性能；
随着核数的增加，它产生的文件还是太多；
继续优化：如果是只产生一个文件是最好的了（类似kafka的分段日志，它的高吞吐量，00001000log、00001000.index；指的是1001以下的偏移量，数据在文件的哪个位置： 索引文件index偏移量）
4. SortShuffle
早期小文件的个数
HashShuffle，小文件太多传输慢，因为涉及到IO，
改善：CPU的核对应任务的数量，如果有3个任务->3个文件，在这个核当中都共享这3个文件
新版本采用SortShuffle：
sort排序，首先把数据进行排序，排序之后超过内存阈值时会溢写磁盘，把溢写磁盘的所有文件合并一个文件(分段文件)，
一份task只会有一个文件；那么两个task怎么知道读哪个？通过索引文件； 定位索引中任务的位置
源码解读：
ShuffleMapTask.scala：
manager.getWriter().write()//排序、写入 --> ShuffleWriter抽象类，它的实现类：BypassMergeSortShuffleWriter、UnsafeShuffleWriter、SortShuffleWriter writer = manager.getWriter[Any, Any](dep.shuffleHandle, partitionId, context)
ShuffleManager特质-> def getWriter[K, V](handle: ShuffleHandle, mapId: Int, context: TaskContext): ShuffleWriter[K, V]//在这个位置决定用哪个Writer handle===>SortShuffleManager.scala
registerShuffle[K,V,C]()方法
1. if (SortShuffleWriter.shouldBypassMergeSort(SparkEnv.get.conf, dependency)) //是否忽略合并和排序，返回true就不用
new BypassMergeSortShuffleHandle[K, V] //注册shuffle时就会创建对应Handle处理器
if (dep.mapSideCombine) map阶段有预聚合，比如reduceByKey--> false
val bypassMergeThreshold: Int = conf.getInt("spark.shuffle.sort.bypassMergeThreshold", 200)
dep.partitioner.numPartitions <= bypassMergeThreshold 200个 //任务的分区数<=200，就不需排序了，太少了；满足它走的就是Bypass
2. else if (SortShuffleManager.canUseSerializedShuffle(dependency))
new SerializedShuffleHandle[K, V]
canUseSerializedShuffle-->
else if (dependency.aggregator.isDefined) //如果有聚合操作(数据直接往后走就没聚合了，不需打乱重组，整个作业中没有聚合)
3. else {
// Otherwise, buffer map outputs in a deserialized(反序列化) form:
new BaseShuffleHandle(shuffleId, numMaps, dependency)
}
SortShuffleManager.scala
handle match
①case unsafeShuffleHandle: SerializedShuffleHandle
②case bypassMergeSortHandle: BypassMergeSortShuffleHandle <--new BypassMergeSortShuffleHandle[K, V] 如果是Bypass
new BypassMergeSortShuffleWriter -->writer方法中每一个分区(任务)产生一个文件 遍历numPartitions final File file = tempShuffleBlockIdPlusFile._2();
records.hasNext() 如果有数据取出来-->
final Product2<K, V> record = records.next();
final K key = record._1();
partitionWriters[partitioner.getPartition(key)].write(key, record._2()); //kv对才有分区器，虽然不排序了但会根据key的hash值放到不同分区里边
一个分区对应一个文件，根据key决定放在哪个文件里；可以把相同key放一个文件
③case other: BaseShuffleHandle //①② 是
new SortShuffleWriter(shuffleBlockResolver, other, mapId, context) //没有忽略，有聚合
write() new ExternalSorter()排序， sorter.insertAll(records) insertAll-->
shouldCombine聚合--> maybeSpillCollection(usingMap = true) maybeSpill
if (elementsRead % 32 == 0 && currentMemory >= myMemoryThreshold 5M) myMemoryThreshold= initialMemoryThreshold=5 * 1024 * 1024= 5M默认
spill(collection) --实现类-->ExternalSorter->spill -->val spillFile = spillMemoryIteratorToDisk(inMemoryIterator) diskBlockManager.createTempShuffleBlock()
if (objectsWritten == serializerBatchSize) -->flush 大小为:serializerBatchSize = conf.getLong("spark.shuffle.spill.batchSize", 10000)
- bypass运行机制的触发条件如下： BypassMergeSortShuffleHandle ---> BypassMergeSortShuffleWriter
① shuffle map task数量小于spark.shuffle.sort.bypassMergeThreshold参数（默认200个）的值。
② 不是聚合类的shuffle算子。（是否是map阶段的预聚合，如果有预聚合如reduceByKey就返回false）
此时，每个task会为每个下游task都创建一个临时磁盘文件，并将数据按key进行hash然后根据key的hash值，将key写入对应的磁盘文件之中。当然，写入磁盘文件时也是先写入内存缓冲，缓冲写满之后再溢写到磁盘文件的。最后，同样会将所有临时磁盘文件都合并成一个磁盘文件，并创建一个单独的索引文件。
该过程的磁盘写机制其实跟未经优化的HashShuffleManager是一模一样的，因为都要创建数量惊人的磁盘文件，只是在最后会做一个磁盘文件的合并而已。因此少量的最终磁盘文件，也让该机制相对未经优化的HashShuffleManager来说，shuffle read的性能会更好。
而该机制与普通SortShuffleManager运行机制的不同在于：第一，磁盘写机制不同；第二，不会进行排序。也就是说，启用该机制的最大好处在于，shuffle write过程中，不需要进行数据的排序操作，也就节省掉了这部分的性能开销。bypass运行机制的SortShuffleManager工作原理如图
如下图所示： SortShufle是先排序，把数据按顺序放到磁盘文件中，读的时候有顺序就会很快；有索引可以快速定位；
- 普通运行机制 BaseShuffleHandle --->> SortShuffleWriter
在该模式下，数据会先写入一个内存数据结构中，此时根据不同的shuffle算子，可能选用不同的数据结构。如果是reduceByKey这种聚合类的shuffle算子，那么会选用Map数据结构，一边通过Map进行聚合，一边写入内存；如果是join这种普通的shuffle算子，那么会选用Array数据结构，直接写入内存。接着，每写一条数据进入内存数据结构之后，就会判断一下，是否达到了某个临界阈值。如果达到临界阈值（5M）的话，那么就会尝试将内存数据结构中的数据溢写到磁盘，然后清空内存数据结构。
在溢写到磁盘文件之前，会先根据key对内存数据结构中已有的数据进行排序。排序过后，会分批将数据写入磁盘文件。默认的batch数量是10000条，也就是说，排序好的数据，会以每批1万条数据的形式分批写入磁盘文件。写入磁盘文件是通过Java的BufferedOutputStream实现的。BufferedOutputStream是Java的缓冲输出流，首先会将数据缓冲在内存中，当内存缓冲满溢之后再一次写入磁盘文件中，这样可以减少磁盘IO次数，提升性能。
一个task将所有数据写入内存数据结构的过程中，会发生多次磁盘溢写操作，也就会产生多个临时文件。最后会将之前所有的临时磁盘文件都进行合并，这就是merge过程，此时会将之前所有临时磁盘文件中的数据读取出来，然后依次写入最终的磁盘文件之中。此外，由于一个task就只对应一个磁盘文件，也就意味着该task为下游stage的task准备的数据都在这一个文件中，因此还会单独写一份索引文件，其中标识了下游各个task的数据在文件中的start offset与end offset。
SortShuffleManager由于有一个磁盘文件merge的过程，因此大大减少了文件数量。比如第一个stage有50个task，总共有10个Executor，每个Executor执行5个task，而第二个stage有100个task。由于每个task最终只有一个磁盘文件，因此此时每个Executor上只有5个磁盘文件，所有Executor只有50个磁盘文件。
普通运行机制的SortShuffleManager工作原理如图
5. Spark 内存管理
在执行Spark 的应用程序时，Spark 集群会启动 Driver 和 Executor 两种 JVM 进程，前者为主控进程，负责创建 Spark 上下文，提交 Spark 作业（Job），并将作业转化为计算任务（Task），在各个 Executor 进程间协调任务的调度，后者负责在工作节点上执行具体的计算任务，并将结果返回给 Driver，同时为需要持久化的 RDD 提供存储功能。
主要对 Executor 的内存管理进行分析，下文中的 Spark 内存均特指 Executor 的内存。
堆内和堆外内存规划
作为一个 JVM 进程，Executor 的内存管理建立在 JVM 的内存管理之上，Spark 对 JVM 的堆内（On-heap）空间进行了更为详细的分配，以充分利用内存。同时，Spark 引入了堆外（Off-heap）内存，使之可以直接在工作节点的系统内存中开辟空间，进一步优化了内存的使用。 堆内内存受到JVM统一管理，堆外内存是直接向操作系统进行内存的申请和释放。
堆内内存
Executor 内运行的并发任务共享 JVM 堆内内存，这些任务在缓存 RDD 数据和广播（Broadcast）数据时占用的内存被规划为存储（Storage）内存，而这些任务在执行 Shuffle 时占用的内存被规划为执行（Execution）内存，剩余的部分不做特殊规划，那些 Spark 内部的对象实例，或者用户定义的 Spark 应用程序中的对象实例，均占用剩余的空间。
Spark 对堆内内存的管理是一种逻辑上的”规划式”的管理，因为对象实例占用内存的申请和释放都由 JVM 完成，Spark 只能在申请后和释放前记录这些内存，我们来看其具体流程：
申请内存流程如下：
- Spark 在代码中 new 一个对象实例；
- JVM 从堆内内存分配空间，创建对象并返回对象引用；
- Spark 保存该对象的引用，记录该对象占用的内存。
释放内存流程如下：
1. Spark记录该对象释放的内存，删除该对象的引用；
2. 等待JVM的垃圾回收机制释放该对象占用的堆内内存。
我们知道，JVM 的对象可以以序列化的方式存储，序列化的过程是将对象转换为二进制字节流，本质上可以理解为将非连续空间的链式存储转化为连续空间或块存储，在访问时则需要进行序列化的逆过程——反序列化，将字节流转化为对象，序列化的方式可以节省存储空间，但增加了存储和读取时候的计算开销。
对于 Spark 中序列化的对象，由于是字节流的形式，其占用的内存大小可直接计算，而对于非序列化的对象，其占用的内存是通过周期性地采样近似估算而得，即并不是每次新增的数据项都会计算一次占用的内存大小，这种方法降低了时间开销但是有可能误差较大，导致某一时刻的实际内存有可能远远超出预期。此外，在被 Spark 标记为释放的对象实例，很有可能在实际上并没有被 JVM 回收，导致实际可用的内存小于 Spark 记录的可用内存。所以 Spark 并不能准确记录实际可用的堆内内存，从而也就无法完全避免内存溢出（OOM, Out of Memory）的异常。
虽然不能精准控制堆内内存的申请和释放，但 Spark 通过对存储内存和执行内存各自独立的规划管理，可以决定是否要在存储内存里缓存新的 RDD，以及是否为新的任务分配执行内存，在一定程度上可以提升内存的利用率，减少异常的出现。
- 堆外内存
为了进一步优化内存的使用以及提高 Shuffle 时排序的效率，直接在工作节点的系统内存中开辟空间，存储经过序列化的二进制数据。
堆外内存意味着把内存对象分配在Java虚拟机的堆以外的内存，这些内存直接受操作系统管理（而不是虚拟机）。这样做的结果就是能保持一个较小的堆，以减少垃圾收集对应用的影响。
利用 JDK Unsafe API（从 Spark 2.0 开始，在管理堆外的存储内存时不再基于 Tachyon，而是与堆外的执行内存一样，基于 JDK Unsafe API 实现），Spark 可以直接操作系统堆外内存，减少了不必要的内存开销，以及频繁的 GC 扫描和回收，提升了处理性能。堆外内存可以被精确地申请和释放（堆外内存之所以能够被精确的申请和释放，是由于内存的申请和释放不再通过JVM机制，而是直接向操作系统申请，JVM对于内存的清理是无法准确指定时间点的，因此无法实现精确的释放），而且序列化的数据占用的空间可以被精确计算，所以相比堆内内存来说降低了管理的难度，也降低了误差。
在默认情况下堆外内存并不启用，可通过配置 spark.memory.offHeap.enabled 参数启用，并由 spark.memory.offHeap.size 参数设定堆外空间的大小。除了没有 other 空间，堆外内存与堆内内存的划分方式相同，所有运行中的并发任务共享存储内存和执行内存。
6. 内存空间分配
静态内存管理
在 Spark 最初采用的静态内存管理机制下，存储内存、执行内存和其他内存的大小在 Spark 应用程序运行期间均为固定的，但用户可以应用程序启动前进行配置，
堆内内存--静态内存管理 的分配如图：
堆外的空间分配较为简单，只有存储内存和执行内存，如图。可用的执行内存和存储内存占用的空间大小直接由参数spark.memory.storageFraction 决定，由于堆外内存占用的空间可以被精确计算，所以无需再设定保险区域。
不熟悉 Spark 的存储机制，或没有根据具体的数据规模和计算任务或做相应的配置，很容易造成”一半海水，一半火焰”的局面，即存储内存和执行内存中的一方剩余大量的空间，而另一方却早早被占满，不得不淘汰或移出旧的内容以存储新的内容
- 统一内存管理
Spark 1.6 之后引入的统一内存管理机制，与静态内存管理的区别在于存储内存和执行内存共享同一块空间，可以动态占用对方的空闲区域，统一内存管理的堆内内存结构如图
统一内存管理的堆外内存结构如图
统一内存管理的动态占用机制：
动态占用机制，其规则如下：
- 设定基本的存储内存和执行内存区域（spark.storage.storageFraction 参数），该设定确定了双方各自拥有的空间的范围；
- 双方的空间都不足时，则存储到硬盘；若己方空间不足而对方空余时，可借用对方的空间;（存储空间不足是指不足以放下一个完整的 Block）
3. 执行内存的空间被对方占用后，可让对方将占用的部分转存到硬盘，然后”归还”借用的空间；
4. 存储内存的空间被对方占用后，无法让对方”归还”，因为需要考虑 Shuffle 过程中的很多因素，实现起来较为复杂。
统一内存管理机制，Spark 在一定程度上提高了堆内和堆外内存资源的利用率，降低了开发者维护 Spark 内存的难度，但并不意味着开发者可以高枕无忧。如果存储内存的空间太大或者说缓存的数据过多，反而会导致频繁的全量垃圾回收，降低任务执行时的性能，因为缓存的 RDD 数据通常都是长期驻留内存的。所以要想充分发挥 Spark 的性能，需要开发者进一步了解存储内存和执行内存各自的管理方式和实现原理。
方法区也叫元空间(jdk1.8之后 存储元数据的空间；)
栈--线程
堆内内存(JVM给分配内存)管理；
堆外(当前系统的内存)val OFF_HEAP = new StorageLevel(true, true, true, false, 1)，操作系统给分配 JVM默认内存是系统内存的1/64--1/4
JVM什么时候回收GC|内存是不确定的；
Storage存储内存(缓存 广播变量等)、executor执行内存；Other其他
它们之间分区分块不一样，不能逾越：
Executor内存不够用了，它有预留的，依然不够用；它也不能向Storage借 ==>新版本
内存可以上下调整，动态占用机制；
Executor执行比Storage要重要：
Executor借Storage的，随着业务量增加，Storage内存不够用了，它不能收回executor中正在执行的内存，执行完了还给你
Storage要存储大量血缘关系和数据，它借executor(有富裕情况下)的内存，如果executor不够用了，要要回来，则Storage中的数据要溢写磁盘
但如果是memory-only，不能溢写磁盘，就只能释放了，使用的是LRU算法(最近最少使用的释放，而IFIO是先到内存的先释放)
所以说cache即使服务器没down掉，也有可能丢失数据，cache存在storage(memoryOnly的)里，executor要去借内存，则Storage就要释放内存了，释放掉没有血缘关系没了，中断血缘了； 堆内内存 堆外内存：
钨丝计划，类似redis（数据存放哪个分区呢？ redis把所有内存当做一个整体16384个小格子，算出数据应该存放在哪里，0-16383），它把内存管理的很好，性能高；
同样的Spark也是，堆内堆外内存，当做一个整体，放数据时只要计算出放的位置即可； unroll
Storage,是存放缓存的RDD和广播变量；如果rdd没有缓存是存放在Other中的；一有缓存就从Other中挪到Storage中
类似GC中的copy算法；防止内存碎片，复制之后由一个一个的变成一块一块的是挨着的
存储内存管理
- RDD的持久化机制
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。
RDD 的持久化由 Spark 的 Storage 模块负责，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 ）。Driver端的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Executor端的 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：
- RDD的缓存过程
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 的存储空间并不连续。
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对象实例，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，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。
对于非序列化的 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
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，当存储空间不足时会根据动态占用机制进行处理。
- 淘汰与落盘
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：
l 被淘汰的旧 Block 要与新 Block 的 MemoryMode 相同，即同属于堆外或堆内内存；
l 新旧 Block 不能属于同一个 RDD，避免循环淘汰；
l 旧 Block 所属 RDD 不能处于被读状态，避免引发一致性问题；
l 遍历 LinkedHashMap 中 Block，按照最近最少使用（LRU）的顺序淘汰，直到满足新 Block 所需的空间。其中 LRU 是 LinkedHashMap 的特性。
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。
执行内存管理
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：
l Shuffle Write
1) 若在 map 端选择普通的排序方式，会采用 ExternalSorter 进行外排，在内存中存储数据时主要占用堆内执行空间。
2) 若在 map 端选择 Tungsten 的排序方式，则采用 ShuffleExternalSorter 直接对以序列化形式存储的数据排序，在内存中存储数据时可以占用堆外或堆内执行空间，取决于用户是否开启了堆外内存以及堆外执行内存是否足够。
l Shuffle Read
1) 在对 reduce 端的数据进行聚合时，要将数据交给 Aggregator 处理，在内存中存储数据时占用堆内执行空间。
2) 如果需要进行最终结果排序，则要将再次将数据交给 ExternalSorter 处理，占用堆内执行空间。
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（钨丝计划），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：
l 页号：占 13 位，唯一标识一个内存页，Spark 在申请内存页之前要先申请空闲页号。
l 页内偏移量：占 51 位，是在使用内存页存储数据时，数据在页内的偏移地址。
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。
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 核心组件
BlockManager数据存储与管理机制
BlockManager是整个Spark底层负责数据存储与管理的一个组件，Driver和Executor的所有数据都由对应的BlockManager进行管理。
Driver上有BlockManagerMaster，负责对各个节点上的BlockManager内部管理的数据的元数据进行维护，比如block的增删改等操作，都会在这里维护好元数据的变更。
每个节点都有一个BlockManager，每个BlockManager创建之后，第一件事即使去向BlockManagerMaster进行注册，此时BlockManagerMaster会为其长难句对应的BlockManagerInfo。
BlockManager运行原理如下图
BlockManagerMaster与BlockManager的关系非常像NameNode与DataNode的关系，BlockManagerMaster中保存中BlockManager内部管理数据的元数据，进行维护，当BlockManager进行Block增删改等操作时，都会在BlockManagerMaster中进行元数据的变更，这与NameNode维护DataNode的元数据信息，DataNode中数据发生变化时NameNode中的元数据信息也会相应变化是一致的。
每个节点上都有一个BlockManager，BlockManager中有3个非常重要的组件：
- DiskStore：负责对磁盘数据进行读写；
- MemoryStore：负责对内存数据进行读写；
- BlockTransferService：负责建立BlockManager到远程其他节点的BlockManager的连接，负责对远程其他节点的BlockManager的数据进行读写；
每个BlockManager创建之后，做的第一件事就是想BlockManagerMaster进行注册，此时BlockManagerMaster会为其创建对应的BlockManagerInfo。
使用BlockManager进行写操作时，比如说，RDD运行过程中的一些中间数据，或者我们手动指定了persist()，会优先将数据写入内存中，如果内存大小不够，会使用自己的算法，将内存中的部分数据写入磁盘；此外，如果persist()指定了要replica，那么会使用BlockTransferService将数据replicate一份到其他节点的BlockManager上去。
使用BlockManager进行读操作时，比如说，shuffleRead操作，如果能从本地读取，就利用DiskStore或者MemoryStore从本地读取数据，但是本地没有数据的话，那么会用BlockTransferService与有数据的BlockManager建立连接，然后用BlockTransferService从远程BlockManager读取数据；例如，shuffle Read操作中，很有可能要拉取的数据在本地没有，那么此时就会到远程有数据的节点上，找那个节点的BlockManager来拉取需要的数据。
只要使用BlockManager执行了数据增删改的操作，那么必须将Block的BlockStatus上报到BlockManagerMaster，在BlockManagerMaster上会对指定BlockManager的BlockManagerInfo内部的BlockStatus进行增删改操作，从而达到元数据的维护功能。
Spark 共享变量底层实现
Spark一个非常重要的特性就是共享变量。
默认情况下，如果在一个算子的函数中使用到了某个外部的变量，那么这个变量的值会被拷贝到每个task中，此时每个task只能操作自己的那份变量副本。如果多个task想要共享某个变量，那么这种方式是做不到的。
Spark为此提供了两种共享变量，一种是Broadcast Variable（广播变量），另一种是Accumulator（累加变量）。Broadcast Variable会将用到的变量，仅仅为每个节点拷贝一份，即每个Executor拷贝一份，更大的用途是优化性能，减少网络传输以及内存损耗。Accumulator则可以让多个task共同操作一份变量，主要可以进行累加操作。Broadcast Variable是共享读变量，task不能去修改它，而Accumulator可以让多个task操作一个变量。
闭包(是以内部类的方式实现的)会去检测是否-->序列化
private[spark] def clean[F <: AnyRef](f: F, checkSerializable: Boolean = true): F = {
ClosureCleaner.clean(f, checkSerializable) //Closure闭包，检测是否-->序列化
f}
if (!isClosure(func.getClass)) //①检测是否是闭包--通过内部类的方式去检测，scala中闭包是用内部类实现的
cls.getName.contains("$anonfun$") //如果类名中包含了$anonfun$（内部类中用到）就是闭包， 闭包是没有函数名的，用的是匿名函数；
if (checkSerializable) { //②确保可以序列化，因为闭包是要把变量传到远程节点的
ensureSerializable(func)
}
SparkEnv.get.closureSerializer.newInstance().serialize(func) //序列化器
序列化默认有三个实现类 默认用的JavaSerializerInstance
out.writeObject(t) writeObject--> ObjectOutputStream.java writeObject
把对象写到文件
if (!desc.hasWriteReplaceMethod() ||
(obj = desc.invokeWriteReplace(obj)) == null || //判断有没有这个方法，如果有就调用
(repCl = obj.getClass()) == cl)
writeReplace
// Called by Java when serializing an object 累加器在序列化时(也就是在做闭包检测时，序列化下看看能不能序列化)copy和reset val copyAcc = copyAndReset()
assert(copyAcc.isZero, "copyAndReset must return a zero value copy")
先copy再reset最后再调用isZero (是否是初始值)，这三个方法一块来使用；
广播变量，只读，能改，改的是自己(但没有提供它更改的方法)，改了别人去取时就变了； 累加器，目的是只写共享变量，不能更该；Driver传的时候是以初始值传的，Executor之间拿的都是初始值，
在单个executor中可以更改，但拿不到driver中的数值； 能读，但读的只跟自己有关系，跟Driver中的总和没关系，读的不是全局的；
累加器传的是空的没值，如果带这值过去是不允许的，所以要初始化，重置，iszero;传也要传很小的数据，大量数据是不允许的
广播变量
广播变量允许编程者在每个Executor上保留外部数据的只读变量，而不是给每个任务发送一个副本。
每个task都会保存一份它所使用的外部变量的副本，当一个Executor上的多个task都使用一个大型外部变量时，对于Executor内存的消耗是非常大的，因此，我们可以将大型外部变量封装为广播变量，此时一个Executor保存一个变量副本，此Executor上的所有task共用此变量，不再是一个task单独保存一个副本，这在一定程度上降低了Spark任务的内存占用。
Spark还尝试使用高效的广播算法分发广播变量，以降低通信成本。
Spark提供的Broadcast Variable是只读的，并且在每个Executor上只会有一个副本，而不会为每个task都拷贝一份副本，因此，它的最大作用，就是减少变量到各个节点的网络传输消耗，以及在各个节点上的内存消耗。此外，Spark内部也使用了高效的广播算法来减少网络消耗。
可以通过调用SparkContext的broadcast()方法来针对每个变量创建广播变量。然后在算子的函数内，使用到广播变量时，每个Executor只会拷贝一份副本了，每个task可以使用广播变量的value()方法获取值。
在任务运行时，Executor并不获取广播变量，当task执行到 使用广播变量的代码时，会向Executor的内存中请求广播变量
累加器
累加器（accumulator）：Accumulator是仅仅被相关操作累加的变量，因此可以在并行中被有效地支持。它们可用于实现计数器（如MapReduce）或总和计数。
Accumulator是存在于Driver端的，集群上运行的task进行Accumulator的累加，随后把值发到Driver端，在Driver端汇总（Spark UI在SparkContext创建时被创建，即在Driver端被创建，因此它可以读取Accumulator的数值），由于Accumulator存在于Driver端，从节点读取不到Accumulator的数值。
Spark提供的Accumulator主要用于多个节点对一个变量进行共享性的操作。Accumulator只提供了累加的功能，但是却给我们提供了多个task对于同一个变量并行操作的功能，但是task只能对Accumulator进行累加操作，不能读取它的值，只有Driver程序可以读取Accumulator的值。
Accumulator的底层原理如下图所示：