概覽

首先我們來認識一下HDFS， HDFS（Hadoop Distributed File System ）Hadoop分布式文件系統(tǒng)。它其實是將一個大文件分成若干塊保存在不同服務器的多個節(jié)點中。通過聯(lián)網(wǎng)讓用戶感覺像是在本地一樣查看文件，為了降低文件丟失造成的錯誤，它會為每個小文件復制多個副本（默認為三個），以此來實現(xiàn)多機器上的多用戶分享文件和存儲空間。

HDFS特點：

① 保存多個副本，且提供容錯機制，副本丟失或宕機自動恢復。默認存3份。

② 運行在廉價的機器上。

③ 適合大數(shù)據(jù)的處理。因為小文件也占用一個塊，小文件越多（1000個1k文件）塊越 多，NameNode壓力越大。

如：將一個大文件分成三塊A、B、C的存儲方式

PS：數(shù)據(jù)復制原則：

除了最后一個塊之外的文件中的所有塊都是相同的大小。

HDFS的放置策略：

是將一個副本放在本地機架中的一個節(jié)點上，另一個位于不同（遠程）機架中的節(jié)點上，而最后一個位于不同節(jié)點上遠程機架。

涉及到的屬性：

塊大?。篐adoop1版本里默認為64M，Hadoop2版本里默認為128M

復制因子：每個文件加上其文件副本的份數(shù)

HDFS的基本結(jié)構(gòu)

如上圖所示，HDFS基本結(jié)構(gòu)分NameNode、SecondaryNameNode、DataNode這幾個。

NameNode：是Master節(jié)點，有點類似Linux里的根目錄。管理數(shù)據(jù)塊映射；處理客戶端的讀寫請求；配置副本策略；管理HDFS的名稱空間；

SecondaryNameNode：保存著NameNode的部分信息（不是全部信息NameNode宕掉之后恢復數(shù)據(jù)用），是NameNode的冷備份；合并fsimage和edits然后再發(fā)給namenode。（防止edits過大的一種解決方案）

DataNode：負責存儲client發(fā)來的數(shù)據(jù)塊block；執(zhí)行數(shù)據(jù)塊的讀寫操作。是NameNode的小弟。

熱備份：b是a的熱備份，如果a壞掉。那么b馬上運行代替a的工作。

冷備份：b是a的冷備份，如果a壞掉。那么b不能馬上代替a工作。但是b上存儲a的一些信息，減少a壞掉之后的損失。

fsimage:元數(shù)據(jù)鏡像文件（文件系統(tǒng)的目錄樹。）

edits：元數(shù)據(jù)的操作日志（針對文件系統(tǒng)做的修改操作記錄）

namenode內(nèi)存中存儲的是=fsimage+edits。

NameNode詳解

作用：

Namenode起一個統(tǒng)領(lǐng)的作用，用戶通過namenode來實現(xiàn)對其他數(shù)據(jù)的訪問和操作，類似于root根目錄的感覺。

Namenode包含：目錄與數(shù)據(jù)塊之間的關(guān)系（靠fsimage和edits來實現(xiàn)），數(shù)據(jù)塊和節(jié)點之間的關(guān)系

fsimage文件與edits文件是Namenode結(jié)點上的核心文件。

Namenode中僅僅存儲目錄樹信息，而關(guān)于BLOCK的位置信息則是從各個Datanode上傳到Namenode上的。

Namenode的目錄樹信息就是物理的存儲在fsimage這個文件中的，當Namenode啟動的時候會首先讀取fsimage這個文件，將目錄樹信息裝載到內(nèi)存中。

而edits存儲的是日志信息，在Namenode啟動后所有對目錄結(jié)構(gòu)的增加，刪除，修改等操作都會記錄到edits文件中，并不會同步的記錄在fsimage中。

而當Namenode結(jié)點關(guān)閉的時候，也不會將fsimage與edits文件進行合并，這個合并的過程實際上是發(fā)生在Namenode啟動的過程中。

也就是說，當Namenode啟動的時候，首先裝載fsimage文件，然后在應用edits文件，最后還會將最新的目錄樹信息更新到新的fsimage文件中，然后啟用新的edits文件。

整個流程是沒有問題的，但是有個小瑕疵，就是如果Namenode在啟動后發(fā)生的改變過多，會導致edits文件變得非常大，大得程度與Namenode的更新頻率有關(guān)系。

那么在下一次Namenode啟動的過程中，讀取了fsimage文件后，會應用這個無比大的edits文件，導致啟動時間變長，并且不可控，可能需要啟動幾個小時也說不定。

Namenode的edits文件過大的問題，也就是SecondeNamenode要解決的主要問題。

SecondNamenode會按照一定規(guī)則被喚醒，然后進行fsimage文件與edits文件的合并，防止edits文件過大，導致Namenode啟動時間過長。

DataNode詳解

DataNode在HDFS中真正存儲數(shù)據(jù)。

首先解釋塊（block）的概念：

1. DataNode在存儲數(shù)據(jù)的時候是按照block為單位讀寫數(shù)據(jù)的。block是hdfs讀寫數(shù)據(jù)的基本單位。
2. 假設(shè)文件大小是100GB，從字節(jié)位置0開始，每128MB字節(jié)劃分為一個block，依此類推，可以劃分出很多的block。每個block就是128MB大小。
3. block本質(zhì)上是一個 邏輯概念，意味著block里面不會真正的存儲數(shù)據(jù)，只是劃分文件的。
4. block里也會存副本，副本優(yōu)點是安全，缺點是占空間

SecondaryNode

執(zhí)行過程：從NameNode上 下載元數(shù)據(jù)信息（fsimage,edits），然后把二者合并，生成新的fsimage，在本地保存，并將其推送到NameNode，同時重置NameNode的edits.

工作原理（轉(zhuǎn)自“大牛筆記”的博客，由于實現(xiàn)是清晰，受益很大，在此不做改動）

寫操作：

有一個文件FileA，100M大小。Client將FileA寫入到HDFS上。

HDFS按默認配置。

HDFS分布在三個機架上Rack1，Rack2，Rack3。

a. Client將FileA按64M分塊。分成兩塊，block1和Block2;

b. Client向nameNode發(fā)送寫數(shù)據(jù)請求，如圖藍色虛線①——>。

c. NameNode節(jié)點，記錄block信息。并返回可用的DataNode，如粉色虛線②———>。

    Block1: host2,host1,host3

    Block2: host7,host8,host4

    原理：

        NameNode具有RackAware機架感知功能，這個可以配置。

        若client為DataNode節(jié)點，那存儲block時，規(guī)則為：副本1，同client的節(jié)點上；副本2，不同機架節(jié)點上；副本3，同第二個副本機架的另一個節(jié)點上；其他副本隨機挑選。

        若client不為DataNode節(jié)點，那存儲block時，規(guī)則為：副本1，隨機選擇一個節(jié)點上；副本2，不同副本1，機架上；副本3，同副本2相同的另一個節(jié)點上；其他副本隨機挑選。

d. client向DataNode發(fā)送block1；發(fā)送過程是以流式寫入。

    流式寫入過程，

        1>將64M的block1按64k的package劃分;

        2>然后將第一個package發(fā)送給host2;

        3>host2接收完后，將第一個package發(fā)送給host1，同時client想host2發(fā)送第二個package；

        4>host1接收完第一個package后，發(fā)送給host3，同時接收host2發(fā)來的第二個package。

        5>以此類推，如圖紅線實線所示，直到將block1發(fā)送完畢。

        6>host2,host1,host3向NameNode，host2向Client發(fā)送通知，說“消息發(fā)送完了”。如圖粉紅顏色實線所示。

        7>client收到host2發(fā)來的消息后，向namenode發(fā)送消息，說我寫完了。這樣就真完成了。如圖黃色粗實線

        8>發(fā)送完block1后，再向host7，host8，host4發(fā)送block2，如圖藍色實線所示。

        9>發(fā)送完block2后，host7,host8,host4向NameNode，host7向Client發(fā)送通知，如圖淺綠色實線所示。

        10>client向NameNode發(fā)送消息，說我寫完了，如圖黃色粗實線。。。這樣就完畢了。

分析，通過寫過程，我們可以了解到：

    ①寫1T文件，我們需要3T的存儲，3T的網(wǎng)絡流量貸款。

    ②在執(zhí)行讀或?qū)懙倪^程中，NameNode和DataNode通過HeartBeat進行保存通信，確定DataNode活著。如果發(fā)現(xiàn)DataNode死掉了，就將死掉的DataNode上的數(shù)據(jù)，放到其他節(jié)點去。讀取時，要讀其他節(jié)點去。

    ③掛掉一個節(jié)點，沒關(guān)系，還有其他節(jié)點可以備份；甚至，掛掉某一個機架，也沒關(guān)系；其他機架上，也有備份。

讀操作：

讀操作就簡單一些了，如圖所示，client要從datanode上，讀取FileA。而FileA由block1和block2組成。 

那么，讀操作流程為：

a. client向namenode發(fā)送讀請求。

b. namenode查看Metadata信息，返回fileA的block的位置。

    block1:host2,host1,host3

    block2:host7,host8,host4

c. block的位置是有先后順序的，先讀block1，再讀block2。而且block1去host2上讀取；然后block2，去host7上讀?。?/p>

上面例子中，client位于機架外，那么如果client位于機架內(nèi)某個DataNode上，例如,client是host6。那么讀取的時候，遵循的規(guī)律是：

優(yōu)選讀取本機架上的數(shù)據(jù)。

運算和存儲在同一個服務器中，每一個服務器都可以是本地服務器

補充

元數(shù)據(jù)

元數(shù)據(jù)被定義為：描述數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)，對數(shù)據(jù)及信息資源的描述性信息。（類似于Linux中的i節(jié)點）

以 “blk_”開頭的文件就是 存儲數(shù)據(jù)的block。這里的命名是有規(guī)律的，除了block文件外，還有后 綴是“meta”的文件 ，這是block的源數(shù)據(jù)文件，存放一些元數(shù)據(jù)信息。

數(shù)據(jù)復制

NameNode做出關(guān)于塊復制的所有決定。它周期性地從集群中的每個DataNode接收到一個心跳和一個阻塞報告。收到心跳意味著DataNode正常運行。Blockreport包含DataNode上所有塊的列表。

使用HDFS dfs命令對文件進行增刪改查操作 https://www.linuxidc.com/Linux/2018-08/153641.htm

Hadoop集群間的HDFS文件拷貝  https://www.linuxidc.com/Linux/2017-09/146879.htm