一、HDFS组成架构
1)NameNode(nn):就是Master,他是一个主管,管理者。
- 管理HDFS的名称控件
- 配置副本策略
- 管理数据块(Block)映射信息
- 处理客户端读写请求
2)DataNode:就是Slave。NameNode下达命令,DataNode执行实际的操作
- 存储实际的数据块
- 执行数据块的读/写操作
3)Client:就是客户端
- 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,然后进行上传
- 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NameNode的格式化
- Client可以通过一些命令来访问HDFS,比如对HDFS增删改查操作
4)Secondary NameNode:并非NameNode的热备。当NameNode挂掉的时候,他并不能马上替换NameNode并提供服务
- 辅助NameNode,分担其工作量,比如定期合并Fsimage和Edits,并推给NameNode
- 在进击情况下,可辅助NameNode(只可以恢复部分,并不是所有)
HDFS在Hadoop2.X中文件块大小默认是128M,老版本是64M。
为什么块的大小不能设置太小或者太大?
1.HDFS的块设置太小,会增加寻址时间,程序一直在找块的开始位置;
2.如果块设置的太大,从磁盘传输数据的时间会明显大于定位这个快开始位置所需的时间。导致程序在处理这块数据时,会非常慢;
总结:HDFS块的大小设置主要取决于磁盘的传输速率。
二、NameNode和SecondaryNameNode
2.1 NN和2NN工作机制
思考:NameNode中的元数据是存储在哪里的?
首先,我们做个假设,如果存储在NameNode节点的磁盘中,因为经常需要进行随机访问,还有响应客户请求,必然是效率过低。因此,元数据需要存放在内存中。但如果只存在内存中,一旦断电,元数据丢失,整个集群就无法工作了。因此产生在磁盘中备份元数据的FsImage。
这样又会带来新的问题,当在内存中的元数据更新时,如果同时更新FsImage,就会导致效率过低,但如果不更新,就会发生一致性问题,一旦NameNode节点断电,就会产生数据丢失。因此,引入Edits文件(只进行追加操作,效率很高)。每当元数据有更新或者添加元数据时,修改内存中的元数据并追加到Edits中。这样,一旦NameNode节点断电,可以通过FsImage和Edits的合并,合成元数据。
但是,如果长时间添加数据到Edits中,会导致该文件数据过大,效率降低,而且一旦断电,恢复元数据需要的时间过长。因此,需要定期进行FsImage和Edits的合并,如果这个操作由NameNode节点完成,又会效率过低。因此,引入一个新的节点SecondaryNamenode,专门用于FsImage和Edits的合并。
工作机制如图↓
1. 第一阶段:NameNode启动
(1)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。
(2)客户端对元数据进行增删改的请求。
(3)NameNode记录操作日志,更新滚动日志。
(4)NameNode在内存中对数据进行增删改。
2. 第二阶段:Secondary NameNode工作
(1)Secondary NameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接带回NameNode是否检查结果。
(2)Secondary NameNode请求执行CheckPoint。
(3)NameNode滚动正在写的Edits日志。
(4)将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到Secondary NameNode。
(5)Secondary NameNode加载编辑日志和镜像文件到内存,并合并。
(6)生成新的镜像文件fsimage.chkpoint。
(7)拷贝fsimage.chkpoint到NameNode。
(8)NameNode将fsimage.chkpoint重新命名成fsimage。
2.2Fsimage和Edits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
fsimage_0000000000000000000
fsimage_0000000000000000000.md5
seen_txid
VERSION
(1)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inode的序列化信息。
(2)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。
(3)seen_txid文件保存的是一个数字,就是最后一个edits_的数字
(4)每次NameNode启动的时候都会将Fsimage文件读入内存,加载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。
Fsimage:NameNode内存中元数据序列化后形成的文件。
Edits:记录客户端更新元数据信息的每一步操作(可通过Edits运算出元数据)。
NameNode启动时,先滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress,然后加载Edits和Fsimage到内存中,此时NameNode内存就持有最新的元数据信息。Client开始对NameNode发送元数据的增删改的请求,这些请求的操作首先会被记录到edits.inprogress中(查询元数据的操作不会被记录在Edits中,因为查询操作不会更改元数据信息),如果此时NameNode挂掉,重启后会从Edits中读取元数据的信息。然后,NameNode会在内存中执行元数据的增删改的操作。
由于Edits中记录的操作会越来越多,Edits文件会越来越大,导致NameNode在启动加载Edits时会很慢,所以需要对Edits和Fsimage进行合并(所谓合并,就是将Edits和Fsimage加载到内存中,照着Edits中的操作一步步执行,最终形成新的Fsimage)。SecondaryNameNode的作用就是帮助NameNode进行Edits和Fsimage的合并工作。
SecondaryNameNode首先会询问NameNode是否需要CheckPoint(触发CheckPoint需要满足两个条件中的任意一个,定时时间到和Edits中数据写满了,默认1小时,100w条)。直接带回NameNode是否检查结果。SecondaryNameNode执行CheckPoint操作,首先会让NameNode滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress,滚动Edits的目的是给Edits打个标记,以后所有新的操作都写入edits.inprogress,其他未合并的Edits和Fsimage会拷贝到SecondaryNameNode的本地,然后将拷贝的Edits和Fsimage加载到内存中进行合并,生成fsimage.chkpoint,然后将fsimage.chkpoint拷贝给NameNode,重命名为Fsimage后替换掉原来的Fsimage。NameNode在启动时就只需要加载之前未合并的Edits和Fsimage即可,因为合并过的Edits中的元数据信息已经被记录在Fsimage中。
2.3 CheckPoint时间设置
(1)通常情况下,SecondaryNameNode每隔一小时执行一次。
[hdfs-default.xml]
<property>
<name>dfs.namenode.checkpoint.period</name>
<value>3600</value>
</property>
(2)一分钟检查一次操作次数,3当操作次数达到1百万时,SecondaryNameNode执行一次。
<property>
<name>dfs.namenode.checkpoint.txns</name>
<value>1000000</value>
<description>操作动作次数</description>
</property>
<property>
<name>dfs.namenode.checkpoint.check.period</name>
<value>60</value>
<description> 1分钟检查一次操作次数</description>
</property >
三、DataNode
1)一个数据块在DataNode上以文件形式存储在磁盘上,包括两个文件,一个是数据本身,一个是元数据包括数据块的长度,块数据的校验和,以及时间戳。
2)DataNode启动后向NameNode注册,通过后,周期性(1小时)的向NameNode上报所有的块信息。
3)心跳是每3秒一次,心跳返回结果带有NameNode给该DataNode的命令如复制块数据到另一台机器,或删除某个数据块。如果超过10分钟没有收到某个DataNode的心跳,则认为该节点不可用。
4)集群运行中可以安全加入和退出一些机器。