浅谈hdfs架构与数据流

随着数据量越来越大，在一个操作系统管辖的范围内存不下了，那么就分配到更多的操作系统管理的磁盘中，但是不方便管理和维护，迫切需要一种系统来管理多台机器上的文件，这就是分布式文件管理系统。HDFS只是分布式文件管理系统中的一种。

HDFS，它是一个文件系统，用于存储文件，通过目录树来定位文件；其次，它是分布式的，由很多服务器联合起来实现其功能，集群中的服务器有各自的角色。HDFS的设计适合一次写入，多次读出的场景，且不支持文件的修改。适合用来做数据分析，并不适合用来做网盘应用。

HDFS架构

这种架构主要由四个部分组成，分别为HDFS Client、NameNode、DataNode和Secondary NameNode。
下面我们分别介绍这四个组成部分。
复制代码

Client客户端

• 文件切分。文件上传HDFS的时候，Client将文件切分成一个一个的Block，然后进行存储。
• 与NameNode交互，获取文件的位置信息。
• 与DataNode交互，读取或者写入数据。
• Client提供一些命令来管理HDFS，比如启动或者关闭HDFS。
• Client可以通过一些命令来访问HDFS。

NameNode

就是master，它是一个主管、管理者
复制代码

• 管理HDFS的名称空间。
• 管理数据块（Block）映射信息
• 配置副本策略
• 处理客户端读写请求。

DataNode

就是Slave，NameNode下达命令，DataNode执行实际的操作
复制代码

• 存储实际的数据块。
• 执行数据块的读/写操作。

Secondary NameNode

并非NameNode的热备，当NameNode挂掉的时候，它并不能马上替换NameNode并提供服务
复制代码

• 辅助NameNode，分担其工作量。
• 定期合并Fsimage和Edits，并推送给NameNode。
• 在紧急情况下，可辅助恢复NameNode。

关于HDFS文件块大小

HDFS中的文件在物理上是分块存储（block），块的大小可以通过配置参数( dfs.blocksize)来规定，
默认大小在hadoop2.x版本中是128M，老版本中是64M。

HDFS的块比磁盘的块大，其目的是为了最小化寻址开销。如果块设置得足够大,从磁盘传输数据的时间会明显大于定位
这个块开始位置所需的时间,因而，传输一个由多个块组成的文件的时间取决于磁盘传输速率。 
  
如果寻址时间约为10ms，而传输速率为100MB/s，为了使寻址时间仅占传输时间的1%，
我们要将块大小设置约为100MB。默认的块大小128MB。块的大小：10ms*100*100M/s = 100M
复制代码

HDFS写数据流程

• 客户端通过Distributed FileSystem模块向namenode请求上传文件，namenode检查目标文件是否已存在，父目录是否存在。
• namenode返回是否可以上传。
• 客户端请求第一个 block上传到哪几个datanode服务器上。
• namenode返回3个datanode节点，分别为dn1、dn2、dn3。
• 客户端通过FSDataOutputStream模块请求dn1上传数据，dn1收到请求会继续调用dn2，然后dn2调用dn3，将这个通信管道建立完成。
• dn1、dn2、dn3逐级应答客户端。
• 客户端开始往dn1上传第一个block（先从磁盘读取数据放到一个本地内存缓存），以packet为单位，dn1收到一个packet就会传给dn2，dn2传给dn3；dn1每传一个packet会放入一个应答队列等待应答。
• 当一个block传输完成之后，客户端再次请求namenode上传第二个block的服务器。（重复执行3-7步）

HDFS读数据流程

• 客户端通过Distributed FileSystem向namenode请求下载文件，namenode通过查询元数据，找到文件块所在的datanode地址。
• 挑选一台datanode（就近原则，然后随机）服务器，请求读取数据。
• datanode开始传输数据给客户端（从磁盘里面读取数据输入流，以packet为单位来做校验）。
• 客户端以packet为单位接收，先在本地缓存，然后写入目标文件。

NameNode & Secondary NameNode工作机制

• 第一阶段：namenode启动
  • 第一次启动namenode格式化后，创建fsimage和edits文件。如果不是第一次启动，直接加载编辑日志和镜像文件到内存。
  • 客户端对元数据进行增删改的请求。
  • namenode记录操作日志，更新滚动日志。
  • namenode在内存中对数据进行增删改查。
• 第二阶段：Secondary NameNode工作
  • Secondary NameNode询问namenode是否需要checkpoint。直接带回namenode是否检查结果。
  • Secondary NameNode请求执行checkpoint。
  • namenode滚动正在写的edits日志。
  • 将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到Secondary NameNode。
  • Secondary NameNode加载编辑日志和镜像文件到内存，并合并。
  • 生成新的镜像文件fsimage.chkpoint。
  • 拷贝fsimage.chkpoint到namenode。
  • namenode将fsimage.chkpoint重新命名成fsimage。

关于镜像文件和编辑日志文件

概念

namenode被格式化之后，将在/opt/module/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name/current目录中产生如下文件:

edits_0000000000000000000
fsimage_0000000000000000000.md5
seen_txid
VERSION
复制代码

• Fsimage文件：HDFS文件系统元数据的一个永久性的检查点，其中包含HDFS文件系统的所有目录和文件idnode的序列化信息。
• Edits文件：存放HDFS文件系统的所有更新操作的路径，文件系统客户端执行的所有写操作首先会被记录到edits文件中。
• seen_txid文件保存的是一个数字，就是最后一个edits_的数字
• 每次Namenode启动的时候都会将fsimage文件读入内存，并从00001开始到seen_txid中记录的数字依次执行每个edits里面的更新操作，保证内存中的元数据信息是最新的、同步的，可以看成Namenode启动的时候就将fsimage和edits文件进行了合并。