来源： Flink

前言

笔者最近回顾自己对Flink技术栈细节的理解，发现对Flink的网络栈、流控与反压这一套机制存在比较大的盲区。虽然平时多次处理过作业反压的问题，但是不完全理解背后的实现显然说不过去。于是专门写一篇总结，站在大佬们的肩膀上彻底搞清楚Flink是怎么做流控与处理反压的。

Flink网络传输的数据流向

Flink网络传输的数据流向如下图所示。

Sender在发送数据时，首先写入TaskManager内部的网络缓存，利用Netty进行传输——将待发送的数据存入Netty的ChannelOutboundBuffer，再经由Socket的发送缓存发送出去。Receiver在接收数据时是反过来的，同样要经过3层缓存，即Socket接收缓存→Netty ChannelInboundBuffer→TaskManager网络缓存。要实现流量控制，就是在上面的流程上做文章。

Flink的反压传播

反压（back pressure）就是流式系统中关于处理能力的动态反馈机制，并且是从下游到上游的反馈。下图示出数据流在Flink TaskManager之间流动的逻辑。可见，一旦因为下游处理能力不足而出现反压，反压信号的传播应该分为两个阶段：一是从下游TaskManager的输入端（InputGate）传播到直接上游TaskManager的输出端（ResultPartition）；二是在TaskManager内部从输出端传播到输入端。当然，我们要重点考虑的是跨TaskManager的反压传播，因为它的链路比较长（参考上一节的数据流向图），更有可能成为瓶颈。

下面先来介绍旧版本中的流控和反压机制。

Flink 1.5之前：基于TCP的流控和反压 在1.5版本之前，Flink并没有特别地去实现自己的流控机制，而是在传输层直接依靠TCP协议自身具备的滑动窗口机制（大学计算机网络课程必讲）。下面通过实例来复习TCP滑动窗口是如何实现流控的。

1. 初始情况如下图所示。Sender每单位时间发送3个包，发送窗口初始大小为3；Receiver每单位时间接收1个包，接收窗口初始大小为5（与接收缓存的大小相同）。

1. Sender发送1~3三个包，Receiver接收到之后将它们放入缓存。
2. Receiver消费一个包，接收窗口向前滑动一格，并告知Sender ACK=4（表示可以从第4个包开始发送），以及Window=3（表示接收窗口当前的空余量为3）。
3. Sender接收到ACK消息后发送4~6三个包，Receiver接收到之后将它们放入缓存。
4. Receiver消费一个包，接收窗口向前滑动一格，并告知Sender ACK=7（表示可以从第7个包开始发送），以及Window=1（表示接收窗口当前的空余量为1）。Sender接收到ACK消息之后，发现Receiver只能再接收1个包了，就将发送窗口的大小调整为1并发送包7，达到了限流的目的。

接着这个流程分析下去，可以得知Sender最终会无法发送数据（因为Receiver报告Window=0），直到Receiver消费掉缓存中的数据才能继续发送。同时Sender还会定时向Receiver发送ZeroWindowProbe探测消息，保证Receiver能够及时将消费能力报告给Sender。

接下来用实例介绍反压流程。

1. 如图所示，Sender发送速度与Receiver接收速度的比是2:1，起初是可以正常发送与接收的。

1. 一段时间过后，Receiver端InputChannel本身的缓存被耗尽，因此会向本地缓存池LocalBufferPool申请新的缓存。

1. 一段时间过后，LocalBufferPool的可用额度会被耗尽，因此会向网络缓存池NetworkBufferPool申请新的缓存。

1. 随着数据不断积压，NetworkBufferPool的额度也会被耗尽，此时没有空间再接收新的数据，Netty的auto read会被关闭，不再从Socket缓存读取数据。

1. Socket缓存耗尽后，Receiver报告Window=0（参见上文的滑动窗口），Sender的Socket就会停止发送数据。

1. Sender端的Socket缓存积压，导致Netty无法再发送数据。

1. 待发送的数据都积压在Sender的ChannelOutboundBuffer中，当数据量超过Netty的high watermark之后，Channel被置为不可写，ResultSubPartition也就不再向Netty写数据。

1. Sender端的ResultSubPartition缓存满了之后，就会像Receiver端的InputChannel一样，不断地向LocalBufferPool和NetworkBufferPool申请新的缓存，直到缓存全部耗尽，RecordWriter不能再写数据。

这样，我们就实现了反压向上游TaskManager的传递。

Flink 1.5之后：基于Credit的流控和反压

基于TCP的流控和反压方案有两大缺点：

• 只要TaskManager执行的一个Task触发反压，该TaskManager与上游TaskManager的Socket就不能再传输数据，从而影响到所有其他正常的Task，以及Checkpoint Barrier的流动，可能造成作业雪崩；
• 反压的传播链路太长，且需要耗尽所有网络缓存之后才能有效触发，延迟比较大。

Flink 1.5+版本为了解决这两个问题，引入了基于Credit的流控和反压机制。它本质上是将TCP的流控机制从传输层提升到了应用层——即ResultPartition和InputGate的层级，从而避免在传输层造成阻塞。具体来讲：

• Sender端的ResultSubPartition会统计累积的消息量（以缓存个数计），以backlog size的形式通知到Receiver端的InputChannel；
• Receiver端InputChannel会计算有多少空间能够接收消息（同样以缓存个数计），以credit的形式通知到Sender端的ResultSubPartition。

也就是说，Sender和Receiver通过互相告知对方自己的处理能力的方式来精准地进行流控（注意backlog size和credit也是要通过传输层的，不是直接交换的）。接下来仍然通过实例来说明基于Credit的流控和反压流程。

1. 仍然是Sender发送速度与Receiver接收速度的比是2:1的情景。Sender端的ResultSubPartition积压了2个缓存的数据，因此会将该批次要发送的数据与backlog size = 2一同发往Receiver。Receiver收到当前批数据和backlog size之后，会计算InputChannel是否有足够的缓存来接收下一批数据，如果不够，则会去LocalBufferPool/NetworkBufferPool申请缓存，并将credit = 3通知到上游的ResultSubPartition，表示自己能够接收3个缓存的消息。

1. 随着Receiver端的数据不断积压，网络缓存最终被耗尽，因此会反馈给上游credit = 0（相当于TCP滑动窗口中的window = 0），Sender端ResultPartition到Netty的链路会被阻断。按照上一节所述的流程，Sender端的网络缓存会被更快地耗尽，RecordWriter不能再写数据，从而达到反压的效果。

由上可知，反压信号在TaskManager之间不需要再通过传输层随着数据向上反馈，大大降低了反压的延迟。并且也不会因为一个Task反压而阻塞整个Socket链路，能够相当精确地在Task粒度控制流量，不仅轻量级，而且高效。