一、寫在前面

上篇文章我們已經(jīng)初步給大家解釋了Hadoop HDFS的整體架構原理，相信大家都有了一定的認識和了解。

如果沒看過上篇文章的同學可以看一下：《?干掉幾百行的大SQL，我用Hadoop?》這篇文章。

本文我們來看看，如果大量客戶端對NameNode發(fā)起高并發(fā)（比如每秒上千次）訪問來修改元數(shù)據(jù)，此時NameNode該如何抗??？

二、問題源起

我們先來分析一下，高并發(fā)請求NameNode會遇到什么樣的問題。

大家現(xiàn)在都知道了，每次請求NameNode修改一條元數(shù)據(jù)（比如說申請上傳一個文件，那么就需要在內(nèi)存目錄樹中加入一個文件），都要寫一條edits log，包括兩個步驟：

• 寫入本地磁盤。
• 通過網(wǎng)絡傳輸給JournalNodes集群。

但是如果對Java有一定了解的同學都該知道多線程并發(fā)安全問題吧？

NameNode在寫edits log時的第一條原則：

必須保證每條edits log都有一個全局順序遞增的transactionId（簡稱為txid），這樣才可以標識出來一條一條的edits log的先后順序。

那么如果要保證每條edits log的txid都是遞增的，就必須得加鎖。

每個線程修改了元數(shù)據(jù)，要寫一條edits log的時候，都必須按順序排隊獲取鎖后，才能生成一個遞增的txid，代表這次要寫的edits log的序號。

好的，那么問題來了，大家看看下面的圖。

如果每次都是在一個加鎖的代碼塊里，生成txid，然后寫磁盤文件edits log，網(wǎng)絡請求寫入journalnodes一條edits log，會咋樣？

不用說，這個絕對完蛋了！

NameNode本身用多線程接收多個客戶端發(fā)送過來的并發(fā)的請求，結果多個線程居然修改完內(nèi)存中的元數(shù)據(jù)之后，排著隊寫edits log！

而且你要知道，寫本地磁盤 + 網(wǎng)絡傳輸給journalnodes，都是很耗時的??！性能兩大殺手：磁盤寫 + 網(wǎng)絡寫！

如果HDFS的架構真要是這么設計的話，基本上NameNode能承載的每秒的并發(fā)數(shù)量就很少了，可能就每秒處理幾十個并發(fā)請求處理撐死了！

三、HDFS優(yōu)雅的解決方案

所以說，針對這個問題，人家HDFS是做了不少的優(yōu)化的！

首先大家想一下，既然咱們不希望每個線程寫edits log的時候，串行化排隊生成txid + 寫磁盤 + 寫JournalNode，那么是不是可以搞一個內(nèi)存緩沖？

也就是說，多個線程可以快速的獲取鎖，生成txid，然后快速的將edits log寫入內(nèi)存緩沖。

接著就快速的釋放鎖，讓下一個線程繼續(xù)獲取鎖后，生成id + 寫edits log進入內(nèi)存緩沖。

然后接下來有一個線程可以將內(nèi)存中的edits log刷入磁盤，但是在這個過程中，還是繼續(xù)允許其他線程將edits log寫入內(nèi)存緩沖中。

?但是這里又有一個問題了，如果針對同一塊內(nèi)存緩沖，同時有人寫入，還同時有人讀取后寫磁盤，那也有問題，因為不能并發(fā)讀寫一塊共享內(nèi)存數(shù)據(jù)！

所以HDFS在這里采取了double-buffer雙緩沖機制來處理！將一塊內(nèi)存緩沖分成兩個部分：?

• 其中一個部分可以寫入
• 另外一個部分用于讀取后寫入磁盤和JournalNodes。

大家可能感覺文字敘述不太直觀，老規(guī)矩，咱們來一張圖，按順序給大家闡述一下。

1、分段加鎖機制 + 內(nèi)存雙緩沖機制

首先各個線程依次第一次獲取鎖，生成順序遞增的txid，然后將edits log寫入內(nèi)存雙緩沖的區(qū)域1，接著就立馬第一次釋放鎖了。

趁著這個空隙，后面的線程就可以再次立馬第一次獲取鎖，然后立即寫自己的edits log到內(nèi)存緩沖。

寫內(nèi)存那么快，可能才耗時幾十微妙，接著就立馬第一次釋放鎖了。所以這個并發(fā)優(yōu)化絕對是有效果的，大家有沒有感受到？

接著各個線程競爭第二次獲取鎖，有線程獲取到鎖之后，就看看，有沒有誰在寫磁盤和網(wǎng)絡？

如果沒有，好，那么這個線程是個幸運兒！直接交換雙緩沖的區(qū)域1和區(qū)域2，接著第二次釋放鎖。這個過程相當快速，內(nèi)存里判斷幾個條件，耗時不了幾微秒。

好，到這一步為止，內(nèi)存緩沖已經(jīng)被交換了，后面的線程可以立馬快速的依次獲取鎖，然后將edits log寫入內(nèi)存緩沖的區(qū)域2，區(qū)域1中的數(shù)據(jù)被鎖定了，不能寫。

怎么樣，是不是又感受到了一點點多線程并發(fā)的優(yōu)化？

2、多線程并發(fā)吞吐量的百倍優(yōu)化

接著，之前那個幸運兒線程，將內(nèi)存緩沖的區(qū)域1中的數(shù)據(jù)讀取出來（此時沒人寫區(qū)域1了，都在寫區(qū)域2），將里面的edtis log都寫入磁盤文件，以及通過網(wǎng)絡寫入JournalNodes集群。

這個過程可是很耗時的！但是沒關系啊，人家做過優(yōu)化了，在寫磁盤和網(wǎng)絡的過程中，是不持有鎖的！

因此后面的線程可以噼里啪啦的快速的第一次獲取鎖后，立馬寫入內(nèi)存緩沖的區(qū)域2，然后釋放鎖。

這個時候大量的線程都可以快速的寫入內(nèi)存，沒有阻塞和卡頓！

怎么樣？并發(fā)優(yōu)化的感覺感受到了沒有！

3、緩沖數(shù)據(jù)批量刷磁盤 + 網(wǎng)絡的優(yōu)化

?那么在幸運兒線程吭哧吭哧把數(shù)據(jù)寫磁盤和網(wǎng)絡的過程中，排在后面的大量線程，快速的第一次獲取鎖，寫內(nèi)存緩沖區(qū)域2，釋放鎖，之后，這些線程第二次獲取到鎖后會干嘛？

他們會發(fā)現(xiàn)有人在寫磁盤啊，兄弟們！所以會立即休眠1秒，釋放鎖。

此時大量的線程并發(fā)過來的話，都會在這里快速的第二次獲取鎖，然后發(fā)現(xiàn)有人在寫磁盤和網(wǎng)絡，快速的釋放鎖，休眠。

怎么樣，這個過程沒有人長時間的阻塞其他人吧！因為都會快速的釋放鎖，所以后面的線程還是可以迅速的第一次獲取鎖后寫內(nèi)存緩沖！

again！并發(fā)優(yōu)化的感覺感受到了沒有？?

而且這時，一定會有很多線程發(fā)現(xiàn)，好像之前那個幸運兒線程的txid是排在自己之后的，那么肯定就把自己的edits log從緩沖里寫入磁盤和網(wǎng)絡了。

這些線程甚至都不會休眠等待，直接就會返回后去干別的事情了，壓根兒不會卡在這里。這里又感受到并發(fā)的優(yōu)化沒有？

然后那個幸運兒線程寫完磁盤和網(wǎng)絡之后，就會喚醒之前休眠的那些線程。

那些線程會依次排隊再第二次獲取鎖后進入判斷，咦！發(fā)現(xiàn)沒有人在寫磁盤和網(wǎng)絡了！

然后就會再判斷，有沒有排在自己之后的線程已經(jīng)將自己的edtis log寫入磁盤和網(wǎng)絡了。

• 如果有的話，就直接返回了。
• 沒有的話，那么就成為第二個幸運兒線程，交換兩塊緩沖區(qū)，區(qū)域1和區(qū)域2交換一下。
• 然后釋放鎖，自己開始吭哧吭哧的將區(qū)域2的數(shù)據(jù)寫入磁盤和網(wǎng)絡。

但是這個時候沒有關系啊，后面的線程如果要寫edits log的，還是可以第一次獲取鎖后立馬寫內(nèi)存緩沖再釋放鎖。以此類推。

四、總結

?其實這套機制還是挺復雜的，涉及到了分段加鎖以及內(nèi)存雙緩沖兩個機制。

通過這套機制，NameNode保證了多個線程在高并發(fā)的修改元數(shù)據(jù)之后寫edits log的時候，不會說一個線程一個線程的寫磁盤和網(wǎng)絡，那樣性能實在太差，并發(fā)能力太弱了！

所以通過上述那套復雜的機制，盡最大的努力保證，一個線程可以批量的將一個緩沖中的多條edits log刷入磁盤和網(wǎng)絡。

在這個漫長的吭哧吭哧的過程中，其他的線程可以快速的高并發(fā)寫入edits log到內(nèi)存緩沖里，不會阻塞其他的線程寫edits log。

所以，正是依靠以上機制，最大限度優(yōu)化了NameNode處理高并發(fā)訪問修改元數(shù)據(jù)的能力！?