对于增量更新的场景，可以利用 MaxCompute2.0的新特性，对语句做简单改造，从而大幅提升性能，节约集群资源。
背景
在数据开发的过程中，往往会进行分层的设计，在ODS层中，一种非常常见的场景是使用一个增量表delta对一个存量表snapshot进行更新。例如snapshot表存储所有的会员信息，而增量表中包括新增会员信息和原有会员信息属性的一些修改；或者snapshot表存储最近一个月的订单信息，delta表存储了新增订单以及物流的更新等等。
对于这种任务，往往有以下几个特征
- snapshot表存储量巨大，delta表相对较小
- snapshot表和delta表拥有一致的schema
- snapshot和delta表中存在主键key，且key可能有重合（否则可以通过简单的union all来完成）
- 上一个周期的snapshot + 当前周期的delta => 当前周期的snapshot
为了完成上述的功能，对应的sql逻辑一般使用full outer join，简单起见，我们的snapshot和delta表只有两列(key string, value string)
其中key为主键
INSERT OVERWRITE TABLE snapshot PARTITION (ds='20170102')
SELECT
CASE WHEN d.key IS NULL THEN s.key ELSE d.key END,
CASE WHEN d.key IS NULL THEN s.value ELSE d.value ENDFROM
(SELECT * FROM snapshot WHERE ds='20170101') s
FULL OUTER JOIN
(SELECT * FROM delta WHERE ds = '20170102')d
ON s.key = d.key;
这个语句表示，对于delta表存在的数据，使用delta表的值，对于delta表不存在的数据，使用snapshot的值。
问题
但是在实际执行的过程中，虽然只是进行简单的join操作，但是由于存量表可能非常大（几T到几十T的规模），这种任务往往耗时非常长，有些任务甚至需要耗费一天的时间才能产出。这种任务是否存在优化的空间呢？我们可以分析一个线上实际的大表full outer join的执行计划。
可以看到M1是snapshot表，需要将近20000的并发，M2是delta表，只有9个并发，而为了进行join的操作，两边会各自进行shuffle，在J3阶段进行sort-merge-join的计算。实际执行过程中，M2只需要几分钟，M1需要十几分钟，而在J3阶段则往往需要一两个小时，因为J3只有3000个并发，但是却读取了上游将近20000个并发读取的数据，相当于并发减小到原来的15%，处理的数据量却是一样的，当然耗时会长。另外，从M1到J3这个路径的shuffle中间存在大表的一次读写+两次排序，而且在数据量较大的情况下，还有可能会发生数据spill，使得运行性能更差。
在这种情况下，为了缩短执行时间，通常可以调大join阶段的instance数目，增加join阶段的内存减少spill等，但是instance的数目不能无限增长，否则会由于shuffle规模太大造成集群压力过大，另外内存的资源也是有限的，所以调整参数也只是牺牲资源换取时间，治标不治本。
为了对这个场景进行彻底的优化，我们希望能完全消除掉大表的shuffle阶段，将M1和J3合二为一，这样大表数据只需要读写一次，而且免去了中间排序的过程，执行时间可以缩短一半甚至更多。有调优经验的同学可能已经想到了mapjoin，但是这里的delta表往往数据较多无法当做mapjoin的小表，另外mapjoin无法支持full outer join，这两个限制都无法绕过，所以这个方案只能被pass了。那么这个shuffle的阶段应该如何省去呢？这里就要引入我们今天介绍的功能，hash clustering table了。
方案
Hash clustering，简而言之，就是将数据提前进行shuffle和排序，在使用数据的过程中，读取数据后直接参与计算。这种模式非常适合产出后后续节点多次按照相同key进行join或者聚合的场景。当然生成hash clustering table本身也是有代价的，在生成阶段会进行一次额外的shuffle。因此，这个功能并不是对于所有的场景都有效，例如数据生成之后只使用了一次，那么这个shuffle在生成表的阶段进行还是在读表之后进行其实并没有什么区别。但是对于特定的场景，这个特性可以起到显著的效果。
根据这个方案，我们重建一下snapshot表ALTER TABLE snapshot CLUSTERED BY (key) SORTED BY (key) INTO 100 BUCKETS;
注意这个100 bucket需要根据实际数据规模进行设置，这里只是示例，不要照抄^_^
然后重建一下ds='20170101'的数据
INSERT OVERWRITE TABLE snapshot PARTITION (ds='20170101')
SELECT key, value
FROM snapshot
WHERE ds='20170101'
注意，这个过程由于会有一个额外的shuffle阶段，所以耗时会比普通的insert overwrite长。
- 第一次尝试: full outer join
数据准备完成后，重新执行刚才的full outer join语句
INSERT OVERWRITE TABLE snapshot PARTITION (ds='20170102')
SELECT
CASE WHEN d.key IS NULL THEN s.key ELSE d.key END,
CASE WHEN d.key IS NULL THEN s.value ELSE d.value ENDFROM
(SELECT * FROM snapshot WHERE ds='20170101') s
FULL OUTER JOIN
(SELECT * FROM delta WHERE ds = '20170102')d
ON s.key = d.key;
让我们看下执行计划
结果好像不尽如人意，M1读取了delta表，M2读取了snapshot表并且进行了sort-merge-join操作，但是读取完成以后数据重新进行了一次shuffle才写入了ds='20170102'分区，为什么会这样呢？
原因是ds='20170102'这个分区也是一个hash clustering table的分区，在写入的过程中，也需要数据按照特定key进行shuffle，虽然ds='20170101'的数据是shuffle过了的，但是在后续的full outer join的过程中，可能会存在补null的行为，并不能保证输出数据依然符合shuffle的特征，所以需要进行一次reshuffle。
其实，这个sql通过CASE WHEN d.id IS NULL THEN s.id ELSE d.id END在语义上实际是保证了不会出现额外补null的行为的，但是这个行为目前我们的优化器还不能识别，所以这种情况下大表数据依然会有一次shuffle，这并不能让我们满意。
- 第二次尝试: not in + union all
下一个问题是如何才能让优化器识别出来我们其实并没有改变shuffle的属性呢，我们观察到这个full outer join其实这个sql就是一个求并集的过程
那么整个这个sql可以被拆分为两部分
SELECT a.key, a.value
FROM (SELECT * FROM snapshot WHERE ds='20170101' AND KEY NOT IN
(SELECT key FROM delta WHERE ds='20170102')) a -- snapshot_not_in_deltaUNION ALL
SELECT key, value FROM delta WHERE ds='20170102' -- delta_all
在上述两部分中，前一部分对应图中的蓝色部分，后一部分对应图中的绿色部分。我们仅仅是对snapshot的key列进行了过滤操作，并没有改变key的分布，所以这个语句可以省去一次额外的shuffle。但是MaxCompute对于not in有一个限制是结果集合不能超过2000条，这个又限制了这种写法的应用场景。
- 最终方案: anti semi join + union all
好在MaxCompute2.0中新支持的anti semi join同样实现了not in的语义，而且对结果集大小并没有限制，使用anti semi join 这个语句可以进一步修改为
INSERT OVERWRITE TABLE snapshot PARTITION (ds='20170102')
SELECT s.key, s.value
FROM (SELECT * FROM snapshot WHERE ds='20170101') s
LEFT ANTI JOIN
(SELECT * FROM delta WHERE ds='20170102') d ON s.key = d.key
UNION ALL
SELECT key, value
FROM delta
WHERE ds='20170102';
经过这一步的改造后，让我们运行一下，看看发生了什么。
只有三个阶段，M1读取delta表，M2读取snapshot表并进行sort-merge-join，随后写出数据，最后一个R3阶段仅仅是一个收集信息的任务，耗时在秒级别，所以实际的处理阶段只有两个stage，其中M1合并了之前M1和J3的功能，由于省去了一次数据读写、排序以及可能的spill等操作，实际运行时间往往可以减半。
上面也说过，如果数据只是进行一次读写，其实hash clustering table的作用有限，但是在增量更新这个特定的场景下，我们的输入和输出都为hash clustering的数据，而且中间过程并没有对cluster key进行修改，只是进行了过滤，所以我们可以只在一个阶段中完成read->join->union all->write这四个操作，极大地缩短了运行时间。
收效
目前hash clustering table已经在阿里巴巴内部集群生产环境正式发布，并且已经有蚂蚁、安全部、菜鸟等多个BU参与了试用。
从蚂蚁的反馈来看，改造之后的任务收效非常明显，运行时间缩短40%到80%，节省计算资源23%到67%。
菜鸟在使用hash clustering之后，任务的执行计划有所变化，节省了之前join操作需要的shuffle等操作，任务执行时间从40分钟左右降低到20分钟以内，有效的提升了任务执行效率，缩短执行时间，节约了资源。
飞猪应用Hash Clustering后，对于计算，整个计算过程由优化前的3小时，缩短到40分钟内完成，对于明细事实表视图一次读取计算可在1分钟内完成；对于存储，节省的存储和数据膨胀程度是线性关系，采用视图形式，我们用非常小的计算消耗代价节省了80%的存储，这一点看来，是很值得的。
所以我们付出的代价，仅仅是将表的属性进行修改，并且提前进行一次数据生成操作，这个操作也只需要执行一次，一劳永逸。
最后，欢迎大家在自己的增量更新的任务使用hash clustering功能，从现有的经验来看，大表的数据越多，收益越明显。
一些需要注意的地方
- bucket的数目设置需要一些经验，bucket越多，并发越多，运行越快，但是如果文件本身不大，小文件也越多，目前推荐500MB~1GB设置一个bucket，超大规模数据情况下一个bucket的数据可以更多。在任何情况下，不建议设置bucket number超过4096。
- hash clustering table会对数据进行重排，在一些极端场景下，可能会导致原来压缩率较高的文件压缩率降低，影响后续的性能，这个可以通过观察生成表的summary的input/output bytes来确认
- 目前我们正在对decimal类型进行重构，重构之后可能会影响decimal类型的分布方式，所以clustered key不要选用decimal类型
- snapshot表和delta表的schema不需要完全一致，但是如果key的类型不同，比如一边是bigint，一边是string，在join的时候需要将delta表的类型转换为snapshot的key类型，否则依然会需要一次reshuffle。
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