Parquet 文件格式：row group、编码与谓词下推索引

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Iceberg 元数据树那篇里，planning 的最后一级是「row group / page pruning（Parquet column index）」------元数据把候选收敛到几个 Parquet 文件后，真正读盘前还要在文件内部再裁一层。这一层裁剪能裁多狠、靠什么裁，全取决于 Parquet 自己的物理结构。这篇就把一个 Parquet 文件从外到里拆开。

要回答的问题：

一个 Parquet 文件在磁盘上如何切成 row group / column chunk / page？footer 里的 FileMetaData 存了什么、为什么放在文件末尾？
同一列用 PLAIN、字典、RLE/bit-packing、DELTA_BINARY_PACKED、BYTE_STREAM_SPLIT 编码，体积差多少？谁压谁？
没有行号的列式文件，怎么表达「嵌套且可空」的数据（Dremel 的 repetition/definition level）？
column index / offset index / bloom filter 这三样裁剪元数据，分别让谓词在读盘前跳过什么？

证据锚定 Apache Parquet 格式规范 （apache/parquet-format：parquet.thrift 的 Thrift 定义、Encodings.md、PageIndex.md、BloomFilter.md）。实验在本机用 pyarrow 24.0.0 真实建表、dump footer 与编码，正文里带 === 标记的输出均来自实跑。

实验环境：Intel Core i9-12900K，31 GiB 内存，WSL2（Linux 6.6.87.2-microsoft-standard-WSL2，x86_64），Python 3.14.5，pyarrow 24.0.0（footer 里 created_by 显示 parquet-cpp-arrow version 24.0.0）。数据集：30 万行、5 列（id int64 顺序、category 低基数字符串、ts 毫秒时间戳、amount double、hi 高基数字符串），row_group_size=100000，故 3 个 row group。

一、整体布局：数据在前，元数据在尾

Parquet 是「先写数据、最后写元数据」的格式。一个文件从头到尾是：

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PAR1                       <- 4 字节 magic（开头）
<Column Chunk: col0 RG0>   <- 一个个 page（dictionary page / data page）
<Column Chunk: col1 RG0>
...
<Column Chunk: colN RG0>   <- RG0 的所有列
<Column Chunk: col0 RG1>   <- RG1 的所有列
...
[可选: ColumnIndex / OffsetIndex 区]
FileMetaData               <- Thrift 序列化的 footer
<4 字节: FileMetaData 长度，little-endian>
PAR1                       <- 4 字节 magic（结尾）

实跑确认 magic 与 footer 大小：

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=== file magic & size ===
head4: b'PAR1' tail4: b'PAR1' size: 9163402 bytes

=== FileMetaData ===
num_rows: 300000
num_columns: 5
num_row_groups: 3
format_version: 2.6
serialized_size(footer): 2550
created_by: parquet-cpp-arrow version 24.0.0

文件首尾都是 4 字节 magic PAR1（规范：未加密文件用 PAR1，加密 footer 用 PARE）。footer 放在末尾 是关键设计：写入端是流式的，写完所有 page 才知道每个 column chunk 的偏移、大小、统计，于是把这些汇总信息一次性写到末尾。读取端则先读文件最后 8 字节------4 字节 magic 加上前面 4 字节的 footer 长度（little-endian）------据此 seek 回去读 FileMetaData。

这意味着读一个 Parquet 文件最少要两次 IO ：一次读尾部拿 footer，一次（或多次）按 footer 给的偏移读需要的 column chunk。30 万行的文件，footer（serialized_size）只有 2550 字节------元数据极小，却足以驱动整个裁剪与按列读取。

三级物理切分

Parquet 的物理结构是三级嵌套（规范 parquet.thrift 的 FileMetaData → RowGroup → ColumnChunk → ColumnMetaData）：

flowchart TD F["File (PAR1 ... FileMetaData ... PAR1)"] RG0["Row Group 0 (一批行的水平切分)"] RG1["Row Group 1"] CC0["Column Chunk: id"] CC1["Column Chunk: category"] CCN["Column Chunk: ..."] DP["Dictionary Page (可选)"] D1["Data Page 0"] D2["Data Page 1"] F --> RG0 F --> RG1 RG0 --> CC0 RG0 --> CC1 RG0 --> CCN CC0 --> DP CC0 --> D1 CC0 --> D2

层级	含义	默认/本例	作用
Row Group	一批行的水平切分；每个 row group 内每列各一个 column chunk	本例每 10 万行一个，共 3 个	并行读/写的单位；统计裁剪的粗粒度
Column Chunk	一个 row group 内某一列的全部数据	每 row group × 5 列 = 15 个	按列读的单位；连续存放便于顺序 IO
Page	column chunk 内的最小编解码/压缩单位	data page + 可选 dictionary page	压缩与 page 级裁剪的单位

实跑看三个 row group 的行数与未压缩字节：

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=== row groups ===
  RG0: rows=100000 total_byte_size=4466509
  RG1: rows=100000 total_byte_size=4466909
  RG2: rows=100000 total_byte_size=4463253

total_byte_size 是该 row group 所有列未压缩的总字节。row group 是「列存按行批切块」的体现：先把表横切成多个 row group（每个含全部列的一段行），再在每个 row group 内按列纵切成 column chunk。这样既保留列式（同列连续、利于压缩与列裁剪），又能按 row group 并行、按 row group 裁剪。row group 大小是个权衡：太大则单个读放大、内存压力大、裁剪粒度粗；太小则 footer 膨胀、压缩字典命中差。Parquet 实现的默认 row group 目标通常在百 MB 量级。

二、column chunk 与 page：读盘的真实单位

钻进一个 column chunk。它由若干 page 组成：可选的一个 dictionary page （若用字典编码），加上一个或多个 data page 。每个 page 前面有一个 PageHeader（Thrift），记录 page 类型、未压缩大小、压缩大小、CRC，以及该 page 的编码与（data page v2 的）统计。

实跑 dump RG0 的 5 个 column chunk（snappy 压缩、字典开启、写了 page index）：

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=== RG0 column chunks ===
  col=id        type=INT64       enc=('PLAIN', 'RLE', 'RLE_DICTIONARY')
            comp=SNAPPY  dict=True colidx=True offidx=True comp_sz=603116 uncomp_sz=1002880
            stats: min=0 max=99999 nulls=0
  col=category  type=BYTE_ARRAY  enc=('PLAIN', 'RLE', 'RLE_DICTIONARY')
            comp=SNAPPY  dict=True colidx=True offidx=True comp_sz=1431 uncomp_sz=25395
            stats: min=book max=toy nulls=0
  col=ts        type=INT64       enc=('PLAIN', 'RLE', 'RLE_DICTIONARY')
            comp=SNAPPY  dict=True colidx=True offidx=True comp_sz=704601 uncomp_sz=1002880
            stats: min=2023-11-14 22:13:20 max=2023-11-16 01:59:59 nulls=0
  col=amount    type=DOUBLE      enc=('PLAIN', 'RLE', 'RLE_DICTIONARY')
            comp=SNAPPY  dict=True colidx=True offidx=True comp_sz=503040 uncomp_sz=704456
            stats: min=1.01 max=1000.0 nulls=0
  col=hi        type=BYTE_ARRAY  enc=('PLAIN', 'RLE', 'RLE_DICTIONARY')
            comp=SNAPPY  dict=True colidx=True offidx=True comp_sz=1240725 uncomp_sz=1730898
            stats: min=k-0000074769 max=k-fffeccd874 nulls=0

逐字段对照规范 ColumnMetaData：

字段	实跑值（以 `id` 列为例）	含义
`type`（physical type）	`INT64`	物理类型，Parquet 只有 6 种：BOOLEAN、INT32、INT64、INT96(弃)、FLOAT、DOUBLE、BYTE_ARRAY、FIXED_LEN_BYTE_ARRAY；逻辑类型（如 timestamp、string）靠 `LogicalType` 叠加
`encodings`	`('PLAIN','RLE','RLE_DICTIONARY')`	该 chunk 用到的编码集合（见第三节）
`codec`（compression）	`SNAPPY`	page 数据的块压缩算法
`has_dictionary_page`	`True`	是否有 dictionary page
`total_compressed_size`	`603116`	压缩后字节
`total_uncompressed_size`	`1002880`	压缩前字节
`statistics`	`min=0 max=99999 null_count=0`	chunk 级统计，文件级裁剪的依据
`column_index_offset/length`	（有，`colidx=True`）	指向该 chunk 的 ColumnIndex
`offset_index_offset/length`	（有，`offidx=True`）	指向该 chunk 的 OffsetIndex

几个值得记住的点：

physical type 极少，logical type 叠加 。ts 和 id 物理上都是 INT64，但 ts 带 LogicalType=Timestamp(MILLIS)，读出来才是时间。category/hi 物理上都是 BYTE_ARRAY，带 LogicalType=String。文件级裁剪比较时按列的 ColumnOrder 决定的比较规则（如有符号/无符号、UTF-8 字典序）来比。
编码差异已经显出威力 。category（4 个取值循环）压到 comp_sz=1431 字节------字典编码把它压到几乎可忽略；hi（高基数随机串）comp_sz=1240725，字典帮不上忙。同样 10 万个值，体积差近千倍，全因数据的可压缩性不同。
encodings 是集合，不是「每个值用哪个」。一个 chunk 可能 dictionary page 用 PLAIN 存字典、data page 用 RLE_DICTIONARY 存索引、再混 RLE 存 definition level，所以三种都列出来。

dictionary page 与 fallback

字典编码的工作方式（规范 Encodings.md，PLAIN_DICTIONARY/RLE_DICTIONARY）：column chunk 开头写一个 dictionary page ，里面用 PLAIN 编码存下这一列出现过的所有不同值（去重后的字典）；随后的 data page 不再存原值，只存「每个值在字典里的下标」，下标用 RLE/bit-packing 混合编码（RLE_DICTIONARY）。

字典编码有个回退（fallback）阈值 ：如果字典本身长到超过配置上限（Parquet 实现常用 1 MB 的 dictionary page size 限制），写入端就放弃字典、对剩余 data page 改用 PLAIN（或其他直接编码）。这就是为什么高基数列 hi 即使开了字典也压不动------它的不同值太多，字典放不下或没有重复可利用。这一点在下一节用「关掉字典」的对照实测看得更直接。

三、编码：同一列，体积差几百倍

编码（encoding）决定「值如何变成字节」，压缩（compression，如 snappy/zstd）则在编码后的字节上再压一层。两者叠加。这一节用实测看不同编码对同一列的体积影响。

3.1 Parquet 的编码家族

规范 Encodings.md 定义的主要编码（plus 各自适合的数据）：

编码	编号	适合的列	原理
`PLAIN`	0	兜底，任何类型	直接按物理类型定长/变长写原值
`RLE_DICTIONARY`	8	低/中基数列	字典下标用 RLE/bit-packing 混合编码
`RLE`	3	definition/repetition level、布尔	行程编码与 bit-packing 的混合
`DELTA_BINARY_PACKED`	5	单调/近单调整数（id、时间戳）	存相邻值的差分，再 bit-pack
`DELTA_LENGTH_BYTE_ARRAY`	6	变长字节串的长度	长度用 delta，数据连续拼接
`DELTA_BYTE_ARRAY`	7	有公共前缀的字符串（路径、排序键）	前缀复用 + 后缀 delta
`BYTE_STREAM_SPLIT`	9	浮点（float/double）	把每个值的字节按位置拆到多个流，利于后续压缩

RLE（run-length encoding）在 Parquet 里特指一种 RLE 与 bit-packing 的混合编码：连续相同值用「行程长度 + 值」表示（RLE），杂乱段用固定位宽打包（bit-packing），两种交替。它既用于字典下标，也用于编码 definition/repetition level（第四节）。

3.2 实测：强制编码看体积

pyarrow 默认对几乎所有列先尝试字典编码。为了看清各编码单独的效果，关掉字典、关掉块压缩（compression=none），用 column_encoding 强制指定，dump RG0 各列：

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=== forced column encodings (dict off, none compression) ===
  col=id        enc=('RLE', 'DELTA_BINARY_PACKED') comp_sz=2393
  col=category  enc=('RLE', 'PLAIN') comp_sz=775240
  col=ts        enc=('RLE', 'PLAIN') comp_sz=800385
  col=amount    enc=('RLE', 'BYTE_STREAM_SPLIT') comp_sz=800385
  col=hi        enc=('RLE', 'DELTA_BYTE_ARRAY') comp_sz=1052827

读这组数（都是 RG0 的 10 万行、无块压缩）：

id 用 DELTA_BINARY_PACKED：10 万个顺序 int64 压到 2393 字节。 因为 id 是 0,1,2,...，相邻差恒为 1，差分后全是 1，bit-packing 几乎压成常数。对照第二节里同样 10 万个 id 用字典编码（uncomp_sz=1002880，PLAIN 存就是 100000×8=800000 字节），delta 编码在「单调整数」上是数量级的胜利。这正是 id、自增主键、单调时间戳列的首选编码。
category 用 PLAIN：775240 字节。 关掉字典后，4 个取值循环也只能逐个把字符串原样写出来（每个值 4 字节左右长度+内容），体积暴涨。对照第二节字典+snappy 时它只有 1431 字节------低基数列离开字典编码，体积差几百倍。
amount 用 BYTE_STREAM_SPLIT：800385 字节 （= 100000×8 + 少量开销）。double 的字节被按位置拆流，本身不减小体积，但拆流后相邻字节更相似，留给后续块压缩（zstd 等）更大空间------它的收益要配合压缩才显现。
hi 用 DELTA_BYTE_ARRAY：1052827 字节。高基数随机串没有公共前缀可复用，delta 前缀编码帮助有限，仍接近原始体积。

一句话：编码必须看数据形态选 。单调整数选 delta，低基数选字典，浮点用 byte-stream-split 配压缩，高基数随机串怎么都难压。Parquet 实现默认「先试字典、放不下回退」是个稳健的自动策略，但手工指定编码能在已知数据形态时再榨一截。编码与压缩的系统对照是列式编码与压缩的主题，也可对照列存引擎压缩看 ClickHouse 的同类思想。

3.3 实测：字典与压缩的叠加效果

把整文件（30 万行、5 列）在不同「编码策略 + 压缩」组合下的总体积摆出来：

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=== size sensitivity (same data, 300000 rows, 3 row groups) ===
  snappy + dict               9162833 bytes    8948.1 KiB
  zstd + dict                 5341628 bytes    5216.4 KiB
  none + dict                13401936 bytes   13087.8 KiB
  snappy, dict OFF            7599708 bytes    7421.6 KiB
  none, dict OFF             14332272 bytes   13996.4 KiB

几个非直觉但真实的结论：

zstd 比 snappy 小得多（5.2 MiB vs 8.9 MiB，同为字典开启）。zstd 压缩比更高、解压稍慢，是当前湖仓数据文件的常见默认。
snappy, dict OFF（7.4 MiB）反而比 snappy + dict（8.9 MiB）小 。这条要解释清楚：本数据集里 hi 是高基数随机串，对它开字典等于先建一个几乎和原数据一样大的字典、再存一堆几乎互不相同的下标，纯属浪费；关掉字典后 hi 走直接编码反而省。字典不是越开越好------对高基数列它是负优化。生产里 Parquet 实现按列自适应（放不下就回退），但理解这条能解释「为什么有时关字典文件更小」。
none（不压缩）最大 ，符合预期；none + dict（13.1 MiB）比 none, dict OFF（14.0 MiB）略小，说明在不压缩时字典对低基数列仍有净收益，只是被 hi 的开销部分抵消。

这些是单次写出的体积，不是 benchmark；体积是确定性的（同输入同参数同库版本可复现），不涉及计时，因此不需要多轮取中位数。读取/解压吞吐的计时对比留到第 5 章按 benchmark 规范（≥3 轮中位数、交代环境）做。

四、嵌套与可空：Dremel 的两个 level

列式存储有个行存没有的难题：把一列单独抽出来后，怎么知道每个值属于哪一行、是不是 null、在嵌套结构（list/map/struct）里处于什么位置？ 行存里这些靠「行」天然携带，列存里行被拆散了。Parquet 用 Google Dremel 论文提出的两个整数解决：definition level 与 repetition level （规范《Nested Encoding》，源自 Melnik 等 Dremel: Interactive Analysis of Web-Scale Datasets, VLDB 2010）。

4.1 两个 level 各管什么

对 schema 路径上每个值，Parquet 额外存两个小整数：

definition level（定义层级） ：这个路径上「本可以为 null 的层级」里，实际定义到了第几层。最大值 = 路径上 optional 与 repeated 字段的个数。它编码 null 出现在哪一层：definition level 小于最大值，说明在某一层就是 null（没定义到底）。
repetition level（重复层级） ：当前值相对前一个值，是在哪一层「重复」开始的。最大值 = 路径上 repeated 字段的个数。它编码 list 的边界：repetition level = 0 表示一个新行（顶层记录）的开始，>0 表示是某层 list 里的后续元素。

对一个「平坦、必填」的列（如本例的 id，required），两个 level 的最大值都是 0，等于不占空间（规范规定 max level 为 0 时不写 level 数据）。对 optional（可空）列，max definition level = 1，每个值带一个 0/1 的 definition level（1=有值，0=null）。对 repeated（list）列，才真正用到非平凡的 repetition level。

两个 level 都用 RLE（RLE/bit-packing 混合）编码，位宽 = $⌈ log⁡2 (maxLevel+1)⌉ \lceil \log_2(\text{maxLevel}+1) \rceil$ ⌈log2(maxLevel+1)⌉。例如 max definition level=1 时位宽 1 bit，10 万个非空值会被 RLE 压成「一个长行程」，几乎不占空间。

4.2 一个嵌套例子

设 schema：

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message doc {
  required int64 id;
  optional group user {
    optional string name;
    repeated string tags;     // 一个用户多个标签
  }
}

user.tags 这一列的路径上有 user(optional)、tags(repeated) 两个非 required 节点，加上 tags 自身 optional 语义，max definition level 与 max repetition level 由路径结构决定。考虑三行：

行	`user.tags` 的值	该列要存的 (rep, def) 序列
1	`["a", "b"]`	(0, dmax) a，(1, dmax) b
2	`user` 存在但 `tags` 为空 list	(0, 较小 def) 表示空
3	`user` 整个为 null	(0, 更小 def) 表示更高层就 null

读取时，引擎用 repetition level 把扁平的值序列重新组装成嵌套结构 ：rep=0 开新行，rep>0 续上一行的某层 list；用 definition level 判断每个位置是真值还是某层的 null。这样不存任何行号、不存结构标记 ，只用两列小整数就无损还原任意嵌套。这是 Parquet（以及后面 Arrow 的嵌套布局）处理 JSON 式半结构化数据的根基。

关键直觉：definition/repetition level 是「把树形结构压成两列整数」的编码。平坦必填列里它们退化为零开销；只有真正用到嵌套/可空时才付出代价。这让 Parquet 既能高效存平坦宽表，也能存深层嵌套，而不需要两套格式。

五、裁剪元数据：让谓词在读盘前跳过数据

Parquet 真正的性能杀手锏，是一组让查询在读取数据前就跳过不相关部分的元数据。从粗到细三层：column chunk 统计 → page index（column index + offset index）→ bloom filter。

flowchart LR P["谓词 WHERE x ..."] S1["chunk 统计 min/max<br/>跳过整个 column chunk"] S2["ColumnIndex 每页 min/max<br/>跳过 page"] S3["OffsetIndex 定位 page 字节<br/>只读选中的 page"] S4["Bloom filter<br/>等值谓词跳过 chunk"] P --> S1 --> S2 --> S3 P --> S4

5.1 column chunk 统计：最粗的一刀

每个 column chunk 的 ColumnMetaData.statistics 存了该 chunk 的 min_value/max_value/null_count（规范 Statistics；旧的 min/max 已弃用，现用按列序定义比较的 min_value/max_value）。引擎拿到谓词后，先比对 chunk 统计：谓词的取值范围与 [min, max] 不相交，整个 column chunk 跳过，连 page 都不读。

第二节实跑里每个 chunk 都有 stats，例如 id 的 RG0 chunk 是 min=0 max=99999。于是查 id >= 250000 时，RG0（[0,99999]）、RG1（[100000,199999]）都不可能命中，只 RG2（[200000,299999]）需要读。实测验证这个裁剪是对的：

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=== predicate pushdown: row-group pruning via statistics ===
  filter id >= 250000 (only RG2 qualifies): returned rows = 50000
  filter id < 50000 (only RG0 qualifies): returned rows = 50000
  filter category == 'book' (all RG, dict): returned rows = 75000

id >= 250000 返回 5 万行（RG2 里 250000--299999），id < 50000 返回 5 万行（RG0 里 0--49999）------pyarrow 用 row group 统计裁掉了不相关的 row group，只读命中的那个。category == 'book' 返回 7.5 万行（30 万行里每 4 行一个 book），三个 row group 的 category 统计都是 [book, toy]、都覆盖 book，所以无法靠 min/max 跳过任何 row group------这正是 bloom filter 要补的场景（5.3）。

注意：min/max 裁剪只能保证不漏（不产生假阴性），不保证选中的都命中。[book, toy] 覆盖 book 不代表 chunk 里一定有 book，只代表「不能排除」。同理 Iceberg manifest 里的文件级 stats 是同一思想的上一层（见 Iceberg 元数据树第六节）。

5.2 page index：把裁剪粒度降到 page

chunk 统计只能整块跳过。page index 把粒度降到单个 data page（规范 PageIndex.md），由两部分组成，存在文件 footer 之前、由 ColumnMetaData 的 column_index_offset/length 与 offset_index_offset/length 指向：

ColumnIndex ：对该 column chunk 的每个 data page ，存 min_values[i] / max_values[i] / null_pages[i] / null_counts[i]，外加一个 boundary_order（页间是否按值有序：UNORDERED / ASCENDING / DESCENDING）。
OffsetIndex ：对每个 data page，存 PageLocation（offset 文件内偏移、compressed_page_size 压缩大小、first_row_index 该页第一行的行号）。

两者配合实现 page 级裁剪 + 精准读取 ：引擎先用 ColumnIndex 的每页 min/max 判断哪些 page 可能命中谓词，再用 OffsetIndex 拿到这些 page 的字节区间，只发起对选中 page 的读 ，跳过的 page 连读都不读。当 boundary_order 是有序时，还能二分定位，不必线性扫所有 page 的统计。

实跑里 5 个列都显示 colidx=True offidx=True，确认 page index 已写入。它的成本极小：本例主文件（带 page index）9163402 字节，而第三节里同参数不写 page index 的 snappy + dict 是 9162833 字节------page index 只多了约 569 字节，却能在窄范围查询时省掉整页整页的读取。这也是为什么 Parquet 实现近年默认开启 page index。

注意 page index 与「把统计塞进每个 data page 的 PageHeader」是两条路。早期 Parquet 把 page 统计放在 PageHeader 里，但那样必须顺序扫过 page 才能读到下一页的统计，无法跳读。独立的 page index 区集中放在 footer 附近，一次读就拿到所有 page 的 min/max 与偏移 ，才能真正跳页。这是 PageIndex.md 设计的动机。

5.3 bloom filter：等值谓词的最后一招

min/max 对高基数列的等值查询 几乎无用：hi 列 chunk 统计是 [k-0000074769, k-fffeccd874]，几乎覆盖整个取值域，查 hi = 'k-1234567890' 时 min/max 排除不掉任何 chunk。Parquet 的对策是 bloom filter （规范 BloomFilter.md）。

Parquet 用的是 split-block Bloom filter（SBBF） ，而非教科书的单一位数组（来源：BloomFilter.md，引用 Putze 等 Cache-, Hash- and Space-Efficient Bloom Filters）。结构要点：

整个 filter 切成若干 block，每个 block 是 256 bit（8 个 32-bit word）。
插入一个值时：用 xxHash 算 64-bit 哈希，高位选 block，低位经一组固定乘法常数派生出 8 个 word 各设 1 位（每 block 恰好设 8 位）。
查询时只触碰一个 block（256 bit，正好一两个 cache line），所以叫 cache-efficient------比传统 bloom filter 的多次随机访存对 CPU cache 友好得多。

bloom filter 数据存在 column chunk 区域，由 ColumnMetaData.bloom_filter_offset/length 指向，带一个 BloomFilterHeader（算法 BLOCK、哈希 XXHASH、压缩 UNCOMPRESSED、numBytes）。引擎读到等值谓词 hi = v 时，先查 bloom filter：返回「肯定不在」就整 chunk 跳过；返回「可能在」才去读 。它有假阳性（可能说「在」其实不在）、无假阴性（说「不在」就一定不在），所以只能用来排除，不能用来确认。

本写作环境的 pyarrow 24.0.0 没有暴露写 bloom filter 的高层参数（BloomFilterOptions 在该构建里不可用），因此不贴 bloom filter 体积/命中的伪造数字 。要复现 bloom filter 效果，可用支持它的写入端（如 Spark/Trino 的 Parquet writer，或 parquet-mr）对高基数列开启 parquet.bloom.filter.enabled，再用 parquet-tools/pqrs 查看 bloom_filter_offset。能跑的 chunk/page/编码裁剪实测已在 5.1--5.2 给出。

三层裁剪的分工

机制	粒度	擅长的谓词	数据结构	假阳性
chunk 统计	column chunk	范围（`>`/`<`/`between`）	`ColumnMetaData.statistics`	有（min/max 是边界）
column index	data page	范围，尤其有序列	`ColumnIndex` + `OffsetIndex`	有
bloom filter	column chunk	高基数等值（`=`/`in`）	SBBF	有（无假阴性）

三者互补：范围谓词靠 min/max（chunk → page 两级），高基数等值靠 bloom filter。它们都是「读盘前用小元数据排除大数据」，与 Iceberg 在更上层用 manifest stats 做文件级裁剪是同一思想的不同层级（见 Iceberg 元数据树第七节的裁剪漏斗）。

六、谓词下推与投影下推：两条省 IO 的路

把前面的结构串成查询时的两种「下推」，这是 Parquet 在引擎里真正省 IO 的地方。

6.1 投影下推（projection pushdown）

只读查询用到的列。因为 Parquet 按列把数据切成 column chunk、footer 记录每个 chunk 的偏移与大小，引擎要 SELECT amount FROM t 时，只 seek 读 amount 那些 column chunk 的字节，完全不碰 id/category/ts/hi 。读取量按列数缩放------这是列存相对行存的根本优势（见列存基础的带宽模型）。Iceberg/引擎还能从 manifest 的 column_sizes 预估每列字节，做 IO 成本估算。

6.2 谓词下推（predicate pushdown）

把 WHERE 条件尽量下推到读取层，用第五节的裁剪元数据在读盘前排除数据。完整的下推链路（也是 lakehouse 的整条裁剪漏斗）：
$partition pruning⏟Iceberg manifest → file pruning⏟manifest 文件级 stats → row group pruning⏟chunk 统计 → page pruning⏟column index → bloom⏟等值 \underbrace{\text{partition pruning}}$ {\text{Iceberg manifest}} \to \underbrace{\text{file pruning}}{\text{manifest 文件级 stats}} \to \underbrace{\text{row group pruning}}{\text{chunk 统计}} \to \underbrace{\text{page pruning}}{\text{column index}} \to \underbrace{\text{bloom}}_{\text{等值}} Iceberg manifest partition pruning→manifest 文件级 stats file pruning→chunk 统计 row group pruning→column index page pruning→等值 bloom

前两级在表格式元数据里完成（第 8 章），后三级在 Parquet 文件内完成（本章）。每一级都用「小元数据排除大数据」，越往右粒度越细、读得越少。一个写好谓词、数据布局合理（按过滤列排序/聚簇）的查询，可能只读到全表的极小一部分；反之布局差、谓词与排序不一致时，min/max 区间互相重叠，裁剪失效，退化成全扫。这也是第 17 章 compaction 与排序/聚簇要解决的问题。

6.3 下推的边界

下推不是万能：

裁剪只保证不漏，不保证精确。min/max、bloom 都可能让不含目标值的 chunk/page 被保留，读上来后引擎还要再过一遍谓词（残余过滤）。
数据布局决定裁剪效果。如果过滤列在文件内乱序，每个 page 的 min/max 都横跨全域，page 裁剪几乎无效。所以「按常用过滤列排序写入」是让 Parquet 裁剪生效的前提。
统计可能被关或被截断 。写入端可配置不写某列统计、或把 min/max 截断到前若干字节（省 footer 体积），裁剪能力随之下降。Iceberg 侧也有对应的 metrics 配置（见 Iceberg 元数据树第九节）。

七、小结

一个 Parquet 文件是「数据在前、元数据在尾」的列式格式：

三级物理切分 ：file → row group（行批）→ column chunk（行批内的一列）→ page（编解码/压缩单位）。footer 里的 FileMetaData（Thrift）记录所有偏移、大小与统计，放在末尾因为写入是流式的；首尾 PAR1 magic。
编码看数据形态 ：单调整数用 DELTA_BINARY_PACKED（实测 10 万顺序 int64 压到 2393 字节），低基数用字典（实测 category 压到 1431 字节），浮点用 BYTE_STREAM_SPLIT 配压缩，高基数随机串怎么都难压。字典不是越开越好------高基数列开字典反而更大（实测 snappy, dict OFF 比 snappy + dict 小）。
Dremel 两个 level：definition level 编码 null 在哪层、repetition level 编码 list 边界，用两列小整数无损还原任意嵌套；平坦必填列里退化为零开销。
三层裁剪元数据：chunk 统计（row group 级范围裁剪，实测裁出正确行数）、page index（page 级，column index + offset index，实测仅多约 569 字节）、bloom filter（高基数等值，SBBF 结构）。配合投影下推与谓词下推，让查询在读盘前跳过大量数据。

这套结构正是 Iceberg 元数据树裁剪漏斗的最后两级。下一篇看同为列式磁盘格式的 ORC：它用 stripe 而非 row group、用三级统计而非 page index，与 Parquet 在结构与生态上如何取舍------并用本机实测对比两者的体积与物理布局。

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参考资料

Apache Parquet, apache/parquet-format --- parquet.thrift（FileMetaData / RowGroup / ColumnChunk / ColumnMetaData / PageHeader / Statistics 定义）。
Apache Parquet, apache/parquet-format --- Encodings.md（PLAIN / RLE_DICTIONARY / RLE / DELTA_BINARY_PACKED / DELTA_BYTE_ARRAY / BYTE_STREAM_SPLIT 规范）。
Apache Parquet, apache/parquet-format --- PageIndex.md（ColumnIndex / OffsetIndex 设计与跳页动机）。
Apache Parquet, apache/parquet-format --- BloomFilter.md（split-block Bloom filter、XXHASH、block 结构）。
S. Melnik 等, Dremel: Interactive Analysis of Web-Scale Datasets, VLDB 2010 --- repetition / definition level 的来源。
F. Putze, P. Sanders, J. Singler, Cache-, Hash- and Space-Efficient Bloom Filters --- split-block Bloom filter 的算法来源（Parquet BloomFilter.md 引用）。
本机实验，2026-06-30：Intel Core i9-12900K / 31 GiB / WSL2（Linux 6.6.87.2-microsoft-standard-WSL2）/ Python 3.14.5 / pyarrow 24.0.0；30 万行 5 列，row_group_size=100000，footer / 编码 / 裁剪均为实跑 dump。

附录、Parquet 工程注记

下面是读写 Parquet 时常踩或常问的点，每条尽量锚定 apache/parquet-format 规范或本机实跑，便于排障时按图索骥。

data page v1 与 v2 的区别

规范定义了两种 data page header：DataPageHeader（v1）与 DataPageHeaderV2。核心区别是 levels 是否参与压缩：

v1 ：把 repetition level、definition level 和值一起压缩成 page 体。要读统计或 null 信息必须先解压整页。
v2 ：把 repetition_levels_byte_length、definition_levels_byte_length 单列出来，levels 不压缩、只压值部分 ，并在 header 里直接带 num_values/num_nulls/num_rows 与统计。好处是不解压就能拿 null 数与 levels，跳读更省。

本实验 footer 的 format_version 是 2.6（表级格式版本），但 pyarrow 的 data_page_version 默认仍是 1.0（data page 用 v1）。两者是不同的版本旋钮：format_version 控制能用哪些特性，data_page_version 控制 data page header 用 v1 还是 v2。要用 v2 需显式 data_page_version="2.0"。

physical type 只有少数几种，logical type 叠加语义

规范的物理类型（Type）只有：BOOLEAN、INT32、INT64、INT96（弃用）、FLOAT、DOUBLE、BYTE_ARRAY、FIXED_LEN_BYTE_ARRAY。日期、时间、字符串、decimal、UUID 等都是在物理类型上叠加 LogicalType（如 String、Timestamp{unit,isAdjustedToUTC}、Decimal{precision,scale}）。所以本例 ts 物理是 INT64 + Timestamp logical，category 物理是 BYTE_ARRAY + String logical。裁剪时的比较规则由列的 ColumnOrder 决定 （当前统一为 TypeDefinedOrder，对每种 logical type 规定了 min/max 的比较语义，比如有符号整数按数值、字符串按 UTF-8 字节序）。

INT96 为什么被弃用

老 Parquet 用 INT96 存纳秒时间戳（Impala/早期 Spark），它是 12 字节的非标准类型，缺乏明确的时区语义、且不在标准逻辑类型体系内。规范已将其标记为 deprecated，新写入应使用 INT64 + Timestamp logical type。读老数据时仍可能遇到 INT96，需按写入端约定解释。

统计可能是「不精确边界」

Statistics 除了 min_value/max_value，还有 is_min_value_exact/is_max_value_exact 标志。写入端为省 footer 体积，会把长字符串的 min/max 截断到前若干字节（截断后下界向下取整、上界向上取整以保持「不漏」），此时标志为 false。裁剪逻辑必须把截断后的边界当「保守边界」用------能保证不产生假阴性，但比真实极值更宽。这与 Iceberg manifest 的 truncate(N) metrics 是同一套思路（见 Iceberg 元数据树第九节）。

sorting columns：声明排序以增强裁剪

RowGroup.sorting_columns 记录该 row group 按哪些列、什么方向排序。引擎据此知道数据有序，可在 page index 的 boundary_order 上做二分，或在 merge/join 时省排序。它只是声明，不强制写入端真的排序；声明与实际不符会导致裁剪错误。把数据按常用过滤列排序写入，是让 page 级 min/max 不互相重叠、裁剪真正生效的前提。

key_value_metadata 与 Arrow schema

FileMetaData.key_value_metadata 是一组自由的 KV，常被用来塞额外信息。pyarrow 会把完整的 Arrow schema 序列化后存进 ARROW:schema 这个 key，读回时优先用它还原精确类型（比 Parquet logical type 表达力更强的部分，如某些 extension type）。跨引擎读 pyarrow 写的文件时，不依赖这个 key 也能读，只是类型还原可能退化到 Parquet logical type。

块压缩算法与 LZ4 的坑

规范支持的 CompressionCodec：UNCOMPRESSED、SNAPPY、GZIP、LZO、BROTLI、LZ4、ZSTD、LZ4_RAW。一个历史坑是 LZ4 与 LZ4_RAW 不兼容 ：早期不同实现对「LZ4」的帧格式理解不一致，社区后来定义了明确的 LZ4_RAW。跨引擎读写 LZ4 压缩的老文件可能遇到解不开的情况，新数据优先用 ZSTD（压缩比好、实现一致），这也是本系列实测里默认选 zstd 的原因之一。

模块化加密（modular encryption）

规范定义了 Parquet Modular Encryption：可对整个文件或按列加密，footer 可加密（此时尾部 magic 是 PARE 而非 PAR1）。它允许「只加密敏感列、其余列明文」，并把加密元数据放在 crypto_metadata 字段。这让湖上做列级权限/合规成为文件格式层就支持的能力，不必依赖上层。本实验未启用加密。

page CRC 与坏块检测

PageHeader.crc 可选地存每个 page 的 CRC32 校验（pyarrow 的 write_page_checksum）。开启后读取端能在解压前发现 page 级数据损坏，代价是写入时多算一次 CRC、footer 略增。对象存储上数据极少静默损坏，但跨网络长期保存的关键数据可考虑开启。

把 FileMetaData 放末尾，是为了支持单遍流式写入 ：写入端边收行边写 page，写完一个 column chunk 才知道它的偏移、压缩后大小、统计；全部写完再把这些汇总成 footer 一次性追加到末尾。如果 footer 在开头，就得先扫一遍数据算好所有偏移再回头写，无法流式。代价是读取端必须能 seek 到文件末尾（对象存储用 HTTP Range 读尾部，见对象存储语义与代价附录的 HEAD/Range 讨论）。

常见问题

Q：Parquet 文件和 Arrow IPC（Feather）文件是一回事吗？ 不是。Parquet 是磁盘存储格式（重编码、重压缩、为长期存储优化）；Arrow IPC（Feather V2）是内存格式的序列化（几乎零编码、为快速读写与零拷贝优化）。两者的分工是下一章 Apache Arrow 内存格式与零拷贝的主题。

Q：为什么有时某列没有 min/max 统计？ 写入端可配置对某些列不写统计（如超宽字符串列为省 footer），或某些类型/版本默认不写。没有统计的列无法做 min/max 裁剪，引擎只能读上来再过滤。Iceberg 侧也有对应的 metrics 级别配置。

Q：row group 应该多大？ 权衡：太大则单次读放大、内存压力大、裁剪粒度粗（一个 row group 命中就得读整组）；太小则 footer 膨胀、每组字典命中差、page 多。常见做法是按目标字节（如 128 MB--512 MB）切，并配合按过滤列排序，让 row group 间的 min/max 尽量不重叠。具体大小要按引擎并行度与对象存储 Range 读特性调，属于第 17 章 compaction 的范畴。

Q：谓词下推一定会发生吗？ 不一定。要引擎支持把谓词下推到 Parquet reader，且谓词形式可裁剪（范围/等值，作用在有统计的列上），且数据布局让统计有区分度。复杂表达式、UDF、跨列条件通常下推不了，会退化成读上来再过滤。

Parquet 文件格式：row group、编码与谓词下推索引

一、整体布局：数据在前，元数据在尾

三级物理切分

二、column chunk 与 page：读盘的真实单位

dictionary page 与 fallback

三、编码：同一列，体积差几百倍

3.1 Parquet 的编码家族

3.2 实测：强制编码看体积

3.3 实测：字典与压缩的叠加效果

四、嵌套与可空：Dremel 的两个 level

4.1 两个 level 各管什么

4.2 一个嵌套例子

五、裁剪元数据：让谓词在读盘前跳过数据

5.1 column chunk 统计：最粗的一刀

5.2 page index：把裁剪粒度降到 page

5.3 bloom filter：等值谓词的最后一招

三层裁剪的分工

六、谓词下推与投影下推：两条省 IO 的路

6.1 投影下推（projection pushdown）

6.2 谓词下推（predicate pushdown）

6.3 下推的边界

七、小结

参考资料

附录、Parquet 工程注记

data page v1 与 v2 的区别

physical type 只有少数几种，logical type 叠加语义

INT96 为什么被弃用

统计可能是「不精确边界」

sorting columns：声明排序以增强裁剪

key_value_metadata 与 Arrow schema

块压缩算法与 LZ4 的坑

模块化加密（modular encryption）

page CRC 与坏块检测

为什么 footer 在末尾：单遍写入

常见问题