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Flink+Paimon实时数据湖仓实践分享

news 来源：原创 2025/7/18 1:36:28

随着 Paimon 近两年的推广普及，使用 Flink+Paimon 构建数据湖仓的实践也越来越多。在 Flink 实时数据开发中，对于依赖大量状态 state 的场景，如长周期的累加指标计算、回撤长历史数据并更新等，使用实时数仓作为中间存储来代替 Flink 的内部状态 state 是非常有必要的。

本文主要分享了使用 Paimon 作为实时状态存储，并在 Flink 中通过 Lookup 维表 Join 的方式进行状态查询和更新的应用实践。

简介

▐ 是什么

Apache Paimon是一种流批统一的数据湖存储格式，结合 Flink 可以构建流批处理的实时湖仓一体架构。Paimon 具有实时更新的能力（可应用于对时效性要求不太高的场景，如 1-5 分钟），其主键表支持大规模更新写入，具有非常高的更新性能，同时也支持定义合并引擎，按照自定义的方式更新记录。

Paimon 底层使用 OSS/HDFS 等作为存储，同时数据文件以 LSMtree 的格式进行组织，具有更优的实时数据更新能力和完整的流处理能力。

图片来源于 paimon 官网

▐ 为什么

1. 低成本、可扩展性：实时数仓产品也可以作为 flink 的中间存储，比如 hologres，但是 Paimon 的存储成本约为其的 1/9（通过查询官网，OSS 的存储为 0.12 元/GB/月，Hologres 为 1 元/GB/月）。同时数据湖相比于数据仓库可以与更多的大数据引擎（Hive/Spark/Trino 等等）兼容，解决数据孤岛和数据冗余存储的问题。

2. 实时性能：相比于其他的数据湖产品，Paimon 是天然面向 Flink 设计而诞生的，相比于 hudi（面向 Spark 批处理设计）、Iceberg 等，Paimon在与 Flink 结合具有更优的处理大批量数据的 upsert 能力，同时数据更新时效性最短可支持到 1 分钟，且性能稳定。

应用案例

▐ 1. 排除逆向退款的用户下单标签

需求背景

目前奥格运营平台提供的下单相关的实时标签（如用户最近一次实物购买时间等），都是基于实时下单流来加工的，即不考虑用户后续的逆向退款情况。然而，运营同学需要实时圈选出近一段时间未成功购买（未下单或下单后退款）的人群，制定运营策略及发放权益，提高复购率。因此，该需求可以明确为：构建手淘用户排除逆向退款后的最近一次下单时间的实时标签。

问题分析

用户的下单行为和退款行为是有时序性的，因此当用户在下单后发生逆向退款行为时，需要回撤之前的订单结果，并回溯最近一次支付成功且未退款的订单信息。由于下单流和退款流是两条独立的流，因此我们首先考虑到使用双流 join 的方法将他们关联起来，但是会有如下两个限制：

1. 时效性限制：由于用户的两个行为发生的时间间隔是无法确定的（用户可能下单后立刻退款，也可能隔几个月后再申请退款），interval join 和 window join 对窗口的间隔长度有较大的限制，而 regular join 会受到状态存储大小的限制，无法将间隔时间很长的两条流关联在一起。

2. 状态依赖限制：这些方法都是完全依赖状态，任务一旦无状态重启，状态会丢失，导致数据不准确。

解决方法

为了突破上述限制，考虑采用 Paimon 表作为中间存储表，存储用户在某商家的历史订单的下单时间，当退款流来的时候，可以去进行 lookupjoin 维表关联，获取该用户在该商家的历史订单信息，并排除掉所有退款成功的订单后，输出最近一次未退款的订单时间。

整体方案设计

方案优势：

不依赖状态，可以节省大量内存，且任务可以随时无状态启动。
突破业务行为时间上的限制，即使用户在下单后 1 年退款成功，依然可以实现回撤。

方案不足：

Paimon 表固有的数据时效性限制。
存储在 Paimon 表中的历史订单数限制，不可能无限存储某用户 x 商家维度近一年的所有订单，通过和业务沟通，确定只需要存储近 10 单，即在极端情况下，如果用户近 10 单全部退款，则无法再回溯。

Paimon 维表设计

CREATE TABLE `paimon-catalog`.`paimon-db`.test_dws_pay_refund (test_buyer_id VARCHAR,test_seller_id VARCHAR,test_order_dict VARCHAR, -- 历史订单字典，格式见下文说明PRIMARY KEY (test_buyer_id, test_seller_id) NOT ENFORCED
)  WITH ('merge-engine' = 'deduplicate', -- 使用预聚合数据合并机制产生聚合表'changelog-producer' = 'none','bucket' = '1000','bucket-key' = 'test_buyer_id,test_seller_id','delete-file.thread-num' = '32'
);

说明：

1. 非分区表：该维表主要是用于存储用户的历史订单信息，与日期没有直接关系，因此直接设置为非分区表。

2. 主键表：主键设置为买家 ID+商家 ID，合并引擎采用 deduplicate，即保留同一主键下最新一条数据。

3. 分桶数量：因为要进行维表 join，为了能够采用 shuffle 策略，设置固定分桶，提前探查历史数据后，预估维表大小在 TB 级别，遵循每个桶的数据量大小在 2GB 左右的官方建议，设置分桶数量为 1000。

4. 不产生 changelog：由于该表只作为维表使用，为了节省资源，可以不产生 changelog。

5. 字段含义：对于非主键字段，test_order_dict 用于存储用的历史订单信息，格式为：${order_id}:${pay_timestamp}_${is_refund_flag}，其中 order_id 表示订单号，pay_timestamp 表示下单时间，is_refund_flag 表示是否退款。

开发经验分享

1. 分桶数量设置不合理

问题描述：初始化 Paimon 表后的大小为 TB 级别，一开始设置的分桶数为 400，即每个桶的数据量在 5-10GB 范围内，启动任务后，发现数据总是卡在 LookupJoin 这一节点，一直增大并发至 2048，也一直堵塞，如下图所示：

原因分析：

通过日志发现主要是在读取 Paimon 表的 OSS 存储时，出现了阻塞，原因是单个桶的文件量太大，且传输速率已达到带宽上线，因此依然需要长时间的同步。
对于 shuffle join，会对 join key（必须要包含所有的 bucket key）基于 bucket 的数量进行 shuffle，然后分配到各个并发上，当算子的并发=分桶数时，每个并发刚好只需要加载一个桶的文件到内存，如果并发数小于分桶数，则某些并发可能需要加载多个桶的文件数据，可能会出现倾斜的情况。

解决方法：按照官方文档的推荐，单个桶的数据量不要超过 5G，因此增大桶的数量到 1000，启动任务时，LookupJoin 算子各并发加载 Paimon 维表的时间明显缩短，3 分钟左右即可加载完成并正常处理数据。

2. 写 Paimon 表出现Heartbeat of TaskManager timed out

问题描述：初始化 Paimon 维表时，需要将 ODPS 计算好的历史数据批量写入到 Paimon 表中，在 vvp 中提交批任务，但是在 writer 算子阶段部分 TM 会出现Heartbeat of TaskManager timed out 大的报错导致频繁失败重启。

原因分析：通过查看官方文档，writer 算子出现此类情况通常是因为 TM 的堆内存不足导致的，paimon 表使用堆内存只要是以下 3 种方式：

Paimon 主键表 writer 算子的每个并发都有一个内存 buffer 用于排序。该 buffer 的大小受 write-buffer-size 表参数控制，默认值为 256 mb。
Paimon 默认使用 orc 文件格式，因此还需要一个内存 buffer 将内存里的数据分批转为列存格式。该 buffer 的大小受 orc.write.batch-size 表参数控制，默认值为 1024，即默认保存 1024 行数据。
每个被修改的分桶都有一个专用的 writer 对象处理该分桶的写入数据。

解决方法：

批任务配置时，增大 TM 的内存从 4GB 到 8GB
设置如下参数：如果 Flink 作业不依赖于状态，可以避免使用托管内存，从而增加对内存的使用。

taskmanager.memory.managed.size=1m

3. 非分区表数据清除策略

问题描述：对于非分区主键表，无法向分区表一样设置分区定期清除策略，这样会导致表的数据量越来越大，影响后续该表的读写性能。

尝试方法：Paimon 官网中有对记录级别过期清除的参数，如下：

但在实际应用的过程中，发现这种方法只是在新记录写入时，会根据时间字段去判断该记录是否过期，若过期，则不会写入这条新记录，对于 Paimon 表中已有的历史记录，无法生效。

解决方法：

将 Paimon 表改为只写入不压缩模式

alter table `paimon-catalog`.`paimon-db`.test_dws_pay_refund set ('write-only' = 'true');

通过 delete 语句清除过期数据【批处理】
待清除完成后，恢复压缩参数，设置为 write-only = 'false'

说明：如果直接启动批作业执行 delete 语句，在提交阶段任务会直接失败，因为当多个 writer 同时写入同一个分桶数据时，由于多个 writer 标记了同一条数据为‘deleted',，在压缩过程中会发生冲突，导致任务失败重启，但是批作业无法进行重启。

▐ 累加类实时标签开发

需求背景

目前平台提供的下单类实时标签大都为：某段时间是否下单的二元标签，为了丰富实时标签的多元性，考虑新增某段时间下单数量、下单金额等累计类的实时标签。

问题分析

对于长周期可累加型指标的问题，通常有以下几种思路：

1. 开窗聚合，这种方法的缺点是长时间的开窗会受到状态大小的限制，因此不适用于长周期指标的累加。

2. 离线 T-2 结果+实时结果关联汇总，这种方法需要：

离线任务必须在当天产出，在大促期间需要强保障；
实时任务依然需要进行长达 2 天的开窗，任务一旦无状态重启，就需要从 2 天前的点位重新计算。

解决方法

对于上述问题，中间存储是一定需要的，但是我们考虑使用 Paimon 表来代替方法 2 中的离线结果表，这样既可以摆脱对离线任务的强依赖，同时也可以随时进行无状态重启。

整体方案设计

1. 累计日期的选择：累计周期 N 的取值可以让用户自定义选择，这要求我们提前算好不同 N 天的结果并存储在数据库中，因此 Paimon 维表必须存储天粒度的累加数据，方便不同时间段指标结果的累加。针对该方案，累加周期 N 的选择不建议太长，因为这样会增大 Paimon 表的存储成本和维表关联时的计算成本，因此我们这里选择 N 的最大取值为 7，也可以根据业务的需要，适当增加。

2. DAU 刷新数据：如果某个用户今日没有下单，那么存储在 Tair 中的近 N 天结果是不会被更新的，这就导致结果的不准确，因此需要使用 DAU 流驱动近 N 天累加结果的更新。

Paimon 维表设计

CREATE TABLE `paimon-catalog`.`paimon-db`.`test_dws_pay_cate1_result` (`test_buyer_id` BIGINT NOT NULL, `test_cate1_id` STRING NOT NULL, -- 一级类目ID`ds` STRING NOT NULL,`test_order_cnt` BIGINT, -- 下单数`test_gmv` DOUBLE, -- GMVPRIMARY KEY (test_buyer_id, test_cate1_id, ds) NOT ENFORCED
)
COMMENT ''
WITH ('bucket' = '40','bucket-key' = 'test_buyer_id','changelog-producer' = 'lookup','fields.test_order_cnt.aggregate-function' = 'sum','fields.test_gmv.aggregate-function' = 'sum','merge-engine' = 'aggregation','partition.expiration-time' = '7d','partition.timestamp-formatter' = 'yyyyMMdd','partition.timestamp-pattern' = '$ds'
)

说明：

1. 分区表：分区粒度为天分区，存储每天每个用户 x 一级类目的成交单数和金额，设置分区过期日期为 7 天

2. 主键表：主键设置为用户 ID+一级类目 ID +分区字段

3. 分桶数量：分桶键设置为用户 ID（具体原因可在下文会详述），分桶数量根据维表大小(GB 级别)设置为 40

4. 聚合引擎：使用 Paimon 主键表的 aggregation 预聚合引擎，分别对字段 test_order_cnt（下单数）和 test_gmv（下单金额）采用 sum 累加的方式预聚合。

5. changelog 产生方式：设置为 lookup，其实我们下游并不需要实时消费 paimon 维表，但是对于使用 aggregation 引擎的表，必须设置该参数。

开发经验分享

由于分桶键设置不合理导致的 LookupJoin 算子报错

问题描述：在设计 Paimon 维表的时候，一开始会自然得把分桶键设置为主键，即 test_buyer_id 和test_cate1_id两个字段，但是在LookupJoin 的时候，发现如果 joinkey 只是 test_buyer_id，即 bucket key 的一部分，对应算子就会长时间处于初始化中，最后报错。

原因分析：如果 joinkey 只是 bucket key 的一部分，就会导致在 join 的时候，无法通过 joinkey 快速定位到目标维表数据所在分桶及目标数据的位置，导致查询效率低下。

解决方法：需要保证 joinkey 完全包括 bucket key，这样才可以通过 joinkey 快速定位到维表数据所在的分桶，从而定位快速读取维表数据。因此，将 bucket key 设置为 test_buyer_id。

衍生问题：采用上述解决方法后启动任务，会发现 LookupJoin 算子会有 5-10 分钟的初始化过程，这是因为我们在 join 的时候没有指定 ds 分区字段的值，导致 join 的时候会读取多个分区，而不同分区的数据是存在不同的分桶中的，因此 vvp 在加载维表数据的时候，不会通过 shuffle 策略将维表数据加载到对应内存中，而是将维表的全量数据加载到每个 TM 的 rocksdb 中，然后再去从 TM 本地根据 joinkey 查询数据，因此加载需要较长的时间。

经验总结

通过上述两个案例，我们成功实践了 Paimon +Flink 的实时湖仓架构用于需要大量实时状态存储的场景。使用 Paimon 作为中间存储进行维表 JOIN，可以解决 Flink 内部状态 state 成本高、不可重启、存储周期短等限制，从而满足复杂实时场景的数据开发需求，同时这些中间存储结果也可以通过流/批的形式被 ODPS/Hologres 等大数据引擎消费，实现数据统一，这也是我们后续会进一步探索和应用的场景。

参考资料

Writer 算子堆内存的使用：
https://paimon.apache.org/docs/master/maintenance/write-performance/#write-memory
Flink 维表 Join：
https://help.aliyun.com/zh/flink/developer-reference/join-statements-for-dimension-tables#section-syw-j1p-cgb
Paimon dedicated compaction：
https://paimon.apache.org/docs/0.9/maintenance/dedicated-compaction/
记录级别过期策略：
https://paimon.apache.org/docs/0.9/primary-key-table/compaction/
数据湖产品对比：
https://www.cnblogs.com/johnnyzen/p/18189005

团队介绍

淘天业务技术用户运营平台技术团队是一支懂用户，技术驱动的年轻队伍，以用户为中心，通过技术创新提升用户全生命周期体验，持续为用户创造价值。团队立足体系化打造业界领先的用户增长基础设施，以媒体外投平台、ABTest平台、用户运营平台为代表的基础设施赋能阿里集团用户增长，日均处理数据量千亿规模、调用QPS千万级。

¤ 拓展阅读 ¤

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▐ 是什么

▐ 为什么

▐ 1. 排除逆向退款的用户下单标签

▐ 累加类实时标签开发

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