5.1 Shuffle的核心要点
5.1.1 ShuffleMapStage与ResultStage
在划分stage时，最后一个stage称为finalStage，它本质上是一个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。
5.1.2 Shuffle中的任务个数
我们知道，Spark Shuffle分为map阶段和reduce阶段，或者称之为ShuffleRead阶段和ShuffleWrite阶段，那么对于一次Shuffle，map过程和reduce过程都会由若干个task来执行，那么map task和reduce task的数量是如何确定的呢？
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对应生成的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。
5.1.3 reduce端数据的读取
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）。
5.2 HashShuffle解析
以下的讨论都假设每个Executor有1个CPU core。
未经优化的HashShuffleManager
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。
未优化的HashShuffleManager工作原理如图1-7所示：
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1000个磁盘文件。
优化后的HashShuffleManager工作原理如图1-8所示：
5.3 SortShuffle解析
SortShuffleManager的运行机制主要分成两种，一种是普通运行机制，另一种是bypass运行机制。当shuffle read task的数量小于等于spark.shuffle.sort. bypassMergeThreshold参数的值时（默认为200），就会启用bypass机制。
普通运行机制
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1-9所示：
bypass运行机制
bypass运行机制的触发条件如下：
shuffle map task数量小于spark.shuffle.sort.bypassMergeThreshold参数的值。
不是聚合类的shuffle算子。
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1-10所示：
