Secondary NameNode
在Hadoop中,有一些命名不好的模块,Secondary NameNode是其中之一。从它的名字上看,它给人的感觉就像是NameNode的备份。但它实际上却不是。HDFS集群有两类节点以管理者和工作者的工作模式运行,namenode就是其中的管理者。它管理着文件系统的命名空间,维护着文件系统树及整棵树的所有文件和目录。这些信息以两个文件的形式保存于内存或者磁盘,这两个文件是:命名空间镜像文件fsimage和编辑日志文件edit logs ,同时namenode也记录着每个文件中各个块所在的数据节点信息。
图中有两个文件:
(1)fsimage:文件系统映射文件,也是元数据的镜像文件(磁盘中),存储某段时间namenode内存元数据信息。
(2)edits log:操作日志文件。
这种工作方式的特点:
(1)namenode始终在内存中存储元数据(metedata),使得“读操作”更加快、
(2)有“写请求”时,向edits文件写入日志,成功返回后才修改内存,并向客户端返回。
(3)fsimage文件为metedata的镜像,不会随时同步,与edits合并生成新的fsimage。
从以上特点可以知道,edits文件会在集群运行的过程中不断增多,占用更多的存储空间,虽然有合并,但是只有在namenode重启时才会进行。并且在实际工作环境很少重启namenode,
这就带来了一下问题:
(1)edits文件不断增大,如何存储和管理?
(2)因为需要合并大量的edits文件生成fsimage,导致namenode重启时间过长。
(3)一旦namenode宕机,用于恢复的fsiamge数据很旧,会造成大量数据的丢失。
Secondary NameNode
上述问题的解决方案就是运行辅助namenode–Secondary
NameNode,为主namenode内存中的文件系统元数据创建检查点,Secondary
NameNode所做的不过是在文件系统中设置一个检查点来帮助NameNode更好的工作。它不是要取代掉NameNode也不是NameNode的备份,
SecondaryNameNode有两个作用,一是镜像备份,二是日志与镜像的定期合并。两个过程同时进行,称为checkpoint(检查点)。
镜像备份的作用:备份fsimage(fsimage是元数据发送检查点时写入文件);
日志与镜像的定期合并的作用:将Namenode中edits日志和fsimage合并,防止如果Namenode节点故障,namenode下次启动的时候,会把fsimage加载到内存中,应用edits log,edits log往往很大,导致操作往往很耗时。(这也是namenode容错的一套机制)
Secondarynamenode工作过程
(1)SecondaryNameNode通知NameNode准备提交edits文件,此时主节点将新的写操作数据记录到一个新的文件edits.new中。
(2)SecondaryNameNode通过HTTP
GET方式获取NameNode的fsimage与edits文件(在SecondaryNameNode的current同级目录下可见到
temp.check-point或者previous-checkpoint目录,这些目录中存储着从namenode拷贝来的镜像文件)。
(3)SecondaryNameNode开始合并获取的上述两个文件,产生一个新的fsimage文件fsimage.ckpt。
(4)SecondaryNameNode用HTTP POST方式发送fsimage.ckpt至NameNode。
(5)NameNode将fsimage.ckpt与edits.new文件分别重命名为fsimage与edits,然后更新fstime,整个checkpoint过程到此结束。
SecondaryNameNode备份由三个参数控制fs.checkpoint.period控制周期(以秒为单位,默认3600秒),fs.checkpoint.size控制日志文件超过多少大小时合并(以字节为单位,默认64M),
dfs.http.address表示http地址,这个参数在SecondaryNameNode为单独节点时需要设置。
从工作过程可以看出,SecondaryNameNode的重要作用是定期通过编辑日志文件合并命名空间镜像,以防止编辑日志文件过大。SecondaryNameNode一般要在另一台机器上运行,因为它需要占用大量的CPU时间与namenode相同容量的内存才可以进行合并操作。它会保存合并后的命名空间镜像的副本,并在namenode发生故障时启用。