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深入理解一個技術(shù)的工作機制是靈活運用和快速解決問題的根本方法，也是唯一途徑。對于HDFS來說除了要明白它的應(yīng)用場景和用法以及通用分布式架構(gòu)之外更重要的是理解關(guān)鍵步驟的原理和實現(xiàn)細(xì)節(jié)。本篇博文首先對HDFS的重要特性和使用場景做一個簡要說明，之后對HDFS的數(shù)據(jù)讀寫、元數(shù)據(jù)管理以及NameNode、SecondaryNamenode的工作機制進(jìn)行深入分析。過程中也會對一些配置參數(shù)做一個說明。

一.HDFS的重要特性

First. HDFS是一個文件系統(tǒng)，用于存儲和管理文件，通過統(tǒng)一的命名空間(類似于本地文件系統(tǒng)的目錄樹)。是分布式的，服務(wù)器集群中各個節(jié)點都有自己的角色和職責(zé)。

Then.

1.HDFS中的文件在物理上是分塊存儲(block)，塊的大小可以通過配置參數(shù)( dfs.blocksize)來規(guī)定，默認(rèn)大小在hadoop2.x版本中是128M，之前的版本中是64M。

2.HDFS文件系統(tǒng)會給客戶端提供一個統(tǒng)一的抽象目錄樹，客戶端通過路徑來訪問文件，形如：hdfs://namenode:port/dir-a/dir-b/dir-c/file.data

3.目錄結(jié)構(gòu)及文件分塊位置信息(元數(shù)據(jù))的管理由namenode節(jié)點承擔(dān)，namenode是HDFS集群主節(jié)點，負(fù)責(zé)維護(hù)整個hdfs文件系統(tǒng)的目錄樹，以及每一個路徑(文件)所對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊信息(blockid及所在的datanode服務(wù)器)

4.文件的各個block的存儲管理由datanode節(jié)點承擔(dān)，datanode是HDFS集群從節(jié)點，每一個block都可以在多個datanode上存儲多個副本(副本數(shù)量也可以通過參數(shù)設(shè)置dfs.replication，默認(rèn)是3)

5.Datanode會定期向Namenode匯報自身所保存的文件block信息，而namenode則會負(fù)責(zé)保持文件的副本數(shù)量，HDFS的內(nèi)部工作機制對客戶端保持透明，客戶端請求訪問HDFS都是通過向namenode申請來進(jìn)行。

6.HDFS是設(shè)計成適應(yīng)一次寫入，多次讀出的場景，且不支持文件的修改。需要頻繁的RPC交互，寫入性能不好。

二.HDFS寫數(shù)據(jù)分析

1.概述

客戶端要向HDFS寫數(shù)據(jù)，首先要跟namenode通信以確認(rèn)可以寫文件并獲得接收文件block的datanode，然后客戶端按順序?qū)⑽募饌€block傳遞給相應(yīng)datanode，并由接收到block的datanode負(fù)責(zé)向其他datanode復(fù)制block的副本。

2.寫數(shù)據(jù)步驟詳解

1)客戶端向namenode發(fā)送上傳文件請求，namenode對要上傳目錄和文件進(jìn)行檢查，判斷是否可以上傳，并向客戶端返回檢查結(jié)果。

2)客戶端得到上傳文件的允許后讀取客戶端配置，如果沒有指定配置則會讀取默認(rèn)配置(例如副本數(shù)和塊大小默認(rèn)為3和128M，副本是由客戶端決定的)。向namenode請求上傳一個數(shù)據(jù)塊。

3)namenode會根據(jù)客戶端的配置來查詢datanode信息，如果使用默認(rèn)配置，那么最終結(jié)果會返回同一個機架的兩個datanode和另一個機架的datanode。這稱為“機架感知”策略。

機架感知：HDFS采用一種稱為機架感知(rack-aware)的策略來改進(jìn)數(shù)據(jù)的可靠性、可用性和網(wǎng)絡(luò)帶寬的利用率。大型HDFS實例一般運行在跨越多個機架的計算機組成的集群上，不同機架上的兩臺機器之間的通訊需要經(jīng)過交換機。

在大多數(shù)情況下，同一個機架內(nèi)的兩臺機器間的帶寬會比不同機架的兩臺機器間的帶寬大。通過一個機架感知的過程，Namenode可以確定每個Datanode所屬的機架id。一個簡單但沒有優(yōu)化的策略就是將副本存放在不同的機架上。

這樣可以有效防止當(dāng)整個機架失效時數(shù)據(jù)的丟失，并且允許讀數(shù)據(jù)的時候充分利用多個機架的帶寬。這種策略設(shè)置可以將副本均勻分布在集群中，有利于當(dāng)組件失效情況下的負(fù)載均衡。但是，因為這種策略的一個寫操作需要傳輸數(shù)據(jù)塊到多個機架，這增加了寫的代價。在大多數(shù)情況下，副本系數(shù)是3，HDFS的存放策略是將一個副本存放在本地機架的節(jié)點上，一個副本放在同一機架的另一個節(jié)點上，***一個副本放在不同機架的節(jié)點上。

這種策略減少了機架間的數(shù)據(jù)傳輸，這就提高了寫操作的效率。機架的錯誤遠(yuǎn)遠(yuǎn)比節(jié)點的錯誤少，所以這個策略不會影響到數(shù)據(jù)的可靠性和可用性。于此同時，因為數(shù)據(jù)塊只放在兩個(不是三個)不同的機架上，所以此策略減少了讀取數(shù)據(jù)時需要的網(wǎng)絡(luò)傳輸總帶寬。

在這種策略下，副本并不是均勻分布在不同的機架上。三分之一的副本在一個節(jié)點上，三分之二的副本在一個機架上，其他副本均勻分布在剩下的機架中，這一策略在不損害數(shù)據(jù)可靠性和讀取性能的情況下改進(jìn)了寫的性能。

4)客戶端在開始傳輸數(shù)據(jù)塊之前會把數(shù)據(jù)緩存在本地，當(dāng)緩存大小超過了一個數(shù)據(jù)塊的大小，客戶端就會從namenode獲取要上傳的datanode列表。之后會在客戶端和***個datanode建立連接開始流式的傳輸數(shù)據(jù)，這個datanode會一小部分一小部分(4K)的接收數(shù)據(jù)然后寫入本地倉庫，同時會把這些數(shù)據(jù)傳輸?shù)降诙€datanode，第二個datanode也同樣一小部分一小部分的接收數(shù)據(jù)并寫入本地倉庫，同時傳輸給第三個datanode，依次類推。

這樣逐級調(diào)用和返回之后，待這個數(shù)據(jù)塊傳輸完成客戶端后告訴namenode數(shù)據(jù)塊傳輸完成，這時候namenode才會更新元數(shù)據(jù)信息記錄操作日志。

5)***個數(shù)據(jù)塊傳輸完成后會使用同樣的方式傳輸下面的數(shù)據(jù)塊直到整個文件上傳完成。

細(xì)節(jié)：

a.請求和應(yīng)答是使用RPC的方式，客戶端通過ClientProtocol與namenode通信，namenode和datanode之間使用DatanodeProtocol交互。在設(shè)計上，namenode不會主動發(fā)起RPC，而是響應(yīng)來自客戶端或 datanode 的RPC請求?？蛻舳撕蚫atanode之間是使用socket進(jìn)行數(shù)據(jù)傳輸，和namenode之間的交互采用nio封裝的RPC。

b.HDFS有自己的序列化協(xié)議。

c.在數(shù)據(jù)塊傳輸成功后但客戶端沒有告訴namenode之前如果namenode宕機那么這個數(shù)據(jù)塊就會丟失。

d.在流式復(fù)制時，逐級傳輸和響應(yīng)采用響應(yīng)隊列來等待傳輸結(jié)果。隊列響應(yīng)完成后返回給客戶端。

c.在流式復(fù)制時如果有一臺或兩臺(不是全部)沒有復(fù)制成功，不影響***結(jié)果，只不過datanode會定期向namenode匯報自身信息。如果發(fā)現(xiàn)異常namenode會指揮datanode刪除殘余數(shù)據(jù)和完善副本。如果副本數(shù)量少于某個最小值就會進(jìn)入安全模式。

安全模式：Namenode啟動后會進(jìn)入一個稱為安全模式的特殊狀態(tài)。處于安全模式的Namenode是不會進(jìn)行數(shù)據(jù)塊的復(fù)制的。Namenode從所有的 Datanode接收心跳信號和塊狀態(tài)報告。塊狀態(tài)報告包括了某個Datanode所有的數(shù)據(jù)塊列表。每個數(shù)據(jù)塊都有一個指定的最小副本數(shù)。

當(dāng)Namenode檢測確認(rèn)某個數(shù)據(jù)塊的副本數(shù)目達(dá)到這個最小值，那么該數(shù)據(jù)塊就會被認(rèn)為是副本安全(safely replicated)的;在一定百分比(這個參數(shù)可配置)的數(shù)據(jù)塊被Namenode檢測確認(rèn)是安全之后(加上一個額外的30秒等待時間)，Namenode將退出安全模式狀態(tài)。接下來它會確定還有哪些數(shù)據(jù)塊的副本沒有達(dá)到指定數(shù)目，并將這些數(shù)據(jù)塊復(fù)制到其他Datanode上。

三.HDFS讀數(shù)據(jù)分析

1.概述

客戶端將要讀取的文件路徑發(fā)送給namenode，namenode獲取文件的元信息(主要是block的存放位置信息)返回給客戶端，客戶端根據(jù)返回的信息找到相應(yīng)datanode逐個獲取文件的block并在客戶端本地進(jìn)行數(shù)據(jù)追加合并從而獲得整個文件。

2.讀數(shù)據(jù)步驟詳解

1)客戶端向namenode發(fā)起RPC調(diào)用，請求讀取文件數(shù)據(jù)。

2)namenode檢查文件是否存在，如果存在則獲取文件的元信息(blockid以及對應(yīng)的datanode列表)。

3)客戶端收到元信息后選取一個網(wǎng)絡(luò)距離最近的datanode，依次請求讀取每個數(shù)據(jù)塊。客戶端首先要校檢文件是否損壞，如果損壞，客戶端會選取另外的datanode請求。

4)datanode與客戶端簡歷socket連接，傳輸對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊，客戶端收到數(shù)據(jù)緩存到本地，之后寫入文件。

5)依次傳輸剩下的數(shù)據(jù)塊，直到整個文件合并完成。

從某個Datanode獲取的數(shù)據(jù)塊有可能是損壞的，損壞可能是由Datanode的存儲設(shè)備錯誤、網(wǎng)絡(luò)錯誤或者軟件bug造成的。HDFS客戶端軟件實現(xiàn)了對HDFS文件內(nèi)容的校驗和(checksum)檢查。當(dāng)客戶端創(chuàng)建一個新的HDFS文件，會計算這個文件每個數(shù)據(jù)塊的校驗和，并將校驗和作為一個單獨的隱藏文件保存在同一個HDFS名字空間下。

當(dāng)客戶端獲取文件內(nèi)容后，它會檢驗從Datanode獲取的數(shù)據(jù)跟相應(yīng)的校驗和文件中的校驗和是否匹配，如果不匹配，客戶端可以選擇從其他Datanode獲取該數(shù)據(jù)塊的副本。

四.HDFS刪除數(shù)據(jù)分析

HDFS刪除數(shù)據(jù)比較流程相對簡單，只列出詳細(xì)步驟:

1)客戶端向namenode發(fā)起RPC調(diào)用，請求刪除文件。namenode檢查合法性。

2)namenode查詢文件相關(guān)元信息，向存儲文件數(shù)據(jù)塊的datanode發(fā)出刪除請求。

3)datanode刪除相關(guān)數(shù)據(jù)塊。返回結(jié)果。

4)namenode返回結(jié)果給客戶端。

當(dāng)用戶或應(yīng)用程序刪除某個文件時，這個文件并沒有立刻從HDFS中刪除。實際上，HDFS會將這個文件重命名轉(zhuǎn)移到/trash目錄。只要文件還在/trash目錄中，該文件就可以被迅速地恢復(fù)。文件在/trash中保存的時間是可配置的，當(dāng)超過這個時間時，Namenode就會將該文件從名字空間中刪除。

刪除文件會使得該文件相關(guān)的數(shù)據(jù)塊被釋放。注意，從用戶刪除文件到HDFS空閑空間的增加之間會有一定時間的延遲。只要被刪除的文件還在/trash目錄中，用戶就可以恢復(fù)這個文件。如果用戶想恢復(fù)被刪除的文件，他/她可以瀏覽/trash目錄找回該文件。/trash目錄僅僅保存被刪除文件的***副本。

/trash目錄與其他的目錄沒有什么區(qū)別，除了一點：在該目錄上HDFS會應(yīng)用一個特殊策略來自動刪除文件。目前的默認(rèn)策略是刪除/trash中保留時間超過6小時的文件。將來，這個策略可以通過一個被良好定義的接口配置。

當(dāng)一個文件的副本系數(shù)被減小后，Namenode會選擇過剩的副本刪除。下次心跳檢測時會將該信息傳遞給Datanode。Datanode遂即移除相應(yīng)的數(shù)據(jù)塊，集群中的空閑空間加大。同樣，在調(diào)用setReplication API結(jié)束和集群中空閑空間增加間會有一定的延遲。

五.NameNode元數(shù)據(jù)管理原理分析

1.概述

首先明確namenode的職責(zé)：響應(yīng)客戶端請求、管理元數(shù)據(jù)。

namenode對元數(shù)據(jù)有三種存儲方式：

內(nèi)存元數(shù)據(jù)(NameSystem)

磁盤元數(shù)據(jù)鏡像文件

數(shù)據(jù)操作日志文件(可通過日志運算出元數(shù)據(jù))

細(xì)節(jié)：HDFS不適合存儲小文件的原因，每個文件都會產(chǎn)生元信息，當(dāng)小文件多了之后元信息也就多了，對namenode會造成壓力。

2.對三種存儲機制的進(jìn)一步解釋

內(nèi)存元數(shù)據(jù)就是當(dāng)前namenode正在使用的元數(shù)據(jù)，是存儲在內(nèi)存中的。

磁盤元數(shù)據(jù)鏡像文件是內(nèi)存元數(shù)據(jù)的鏡像，保存在namenode工作目錄中，它是一個準(zhǔn)元數(shù)據(jù)，作用是在namenode宕機時能夠快速較準(zhǔn)確的恢復(fù)元數(shù)據(jù)。稱為fsimage。

數(shù)據(jù)操作日志文件是用來記錄元數(shù)據(jù)操作的，在每次改動元數(shù)據(jù)時都會追加日志記錄，如果有完整的日志就可以還原完整的元數(shù)據(jù)。主要作用是用來完善fsimage，減少fsimage和內(nèi)存元數(shù)據(jù)的差距。稱為editslog。

3.checkpoint機制分析

因為namenode本身的任務(wù)就非常重要，為了不再給namenode壓力，日志合并到fsimage就引入了另一個角色secondarynamenode。secondarynamenode負(fù)責(zé)定期把editslog合并到fsimage，“定期”是namenode向secondarynamenode發(fā)送RPC請求的，是按時間或者日志記錄條數(shù)為“間隔”的，這樣即不會浪費合并操作又不會造成fsimage和內(nèi)存元數(shù)據(jù)有很大的差距。因為元數(shù)據(jù)的改變頻率是不固定的。

每隔一段時間，會由secondary namenode將namenode上積累的所有edits和一個***的fsimage下載到本地，并加載到內(nèi)存進(jìn)行merge(這個過程稱為checkpoint)。

1)namenode向secondarynamenode發(fā)送RPC請求，請求合并editslog到fsimage。

2)secondarynamenode收到請求后從namenode上讀取(通過http服務(wù))editslog(多個，滾動日志文件)和fsimage文件。

3)secondarynamenode會根據(jù)拿到的editslog合并到fsimage。形成***的fsimage文件。(中間有很多步驟，把文件加載到內(nèi)存，還原成元數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，合并，再生成文件，新生成的文件名為fsimage.checkpoint)。

4)secondarynamenode通過http服務(wù)把fsimage.checkpoint文件上傳到namenode，并且通過RPC調(diào)用把文件改名為fsimage。

namenode和secondary namenode的工作目錄存儲結(jié)構(gòu)完全相同，所以，當(dāng)namenode故障退出需要重新恢復(fù)時，可以從secondary namenode的工作目錄中將fsimage拷貝到namenode的工作目錄，以恢復(fù)namenode的元數(shù)據(jù)。

關(guān)于checkpoint操作的配置：

dfs.namenode.checkpoint.check.period=60 #檢查觸發(fā)條件是否滿足的頻率，60秒

dfs.namenode.checkpoint.dir=file://${hadoop.tmp.dir}/dfs/namesecondary

#以上兩個參數(shù)做checkpoint操作時，secondary namenode的本地工作目錄

dfs.namenode.checkpoint.edits.dir=${dfs.namenode.checkpoint.dir}

dfs.namenode.checkpoint.max-retries=3 #***重試次數(shù)

dfs.namenode.checkpoint.period=3600 #兩次checkpoint之間的時間間隔3600秒

dfs.namenode.checkpoint.txns=1000000 #兩次checkpoint之間***的操作記錄

editslog和fsimage文件存儲在$dfs.namenode.name.dir/current目錄下，這個目錄可以在hdfs-site.xml中配置的。這個目錄下的文件結(jié)構(gòu)如下：

包括edits日志文件(滾動的多個文件)，有一個是edits_inprogress_*是當(dāng)前正在寫的日志。fsimage文件以及md5校檢文件。seen_txid是記錄當(dāng)前滾動序號，代表seen_txid之前的日志都已經(jīng)合并完成。

$dfs.namenode.name.dir/current/seen_txid非常重要，是存放transactionId的文件，format之后是0，它代表的是namenode里面的edits_*文件的尾數(shù)，namenode重啟的時候，會按照seen_txid的數(shù)字恢復(fù)。所以當(dāng)你的hdfs發(fā)生異常重啟的時候，一定要比對seen_txid內(nèi)的數(shù)字是不是你edits***的尾數(shù)，不然會發(fā)生重啟namenode時metaData的資料有缺少，導(dǎo)致誤刪Datanode上多余Block的信息。

六.總結(jié)

深入理解了以上介紹的工作機制就可以嘗試運用他們解決工作和學(xué)習(xí)中遇到的問題了，只要真正理解了核心原理，所有問題都可以自己找到答案。就是要不斷的學(xué)習(xí)、實踐、總結(jié)，再學(xué)習(xí)、再實踐、再總結(jié)。這樣才能扎扎實實做的出色。共勉。

接下來會有一篇HDFS常見問題的總結(jié)。