hadoop之hdfs及其工作原理
hadoop之hdfs及其工作原理
（一）hdfs产生的背景
随着数据量的不断增大和增长速度的不断加快，一台机器上已经容纳不下，因此就需要放到更多的机器中，但这样做不方便维护和管理，因此需要一种文件系统进行统一管理；另一方面，数据量之大，势必会对处理器性能提出了更大的要求，单个处理器性能的提升成本极高且已到达技术瓶颈（目前来看），因此纵向扩展的这条道路已经闭塞，只能考虑横向扩展，添加更多的机器。就在这种背景下，HDFS应运而生，它是一种分布式文件系统，它由多台主机的进程系统完成某个应用，当然每台主机各司其职（这个会在下文中进行介绍）。
（二）hdfs的优缺点
优点：
（1）适合大数据的处理
数据规模：能够处理能够处理GB、TB甚至PB级别的数据
文件规模：能够处理百万规模以上的文件数量
（2）低成本
hdfs可搭建在普通廉价机器中，成本较低，追随世界潮流，实现去IOE（IBM的小型机、Oracle的数据库服务器、EMC的共享存储设备 ）。
（3）高容错性
廉价机器所带来的负面情况便是就是机器的故障率较高，hdfs通过增加副本的形式来提高容错性，某一副本丢失可根据其他副本自动恢复。
缺点：
（1）不适合低延时的数据访问，比如毫秒级的数据访问它是做不到的。
（2）不适合对大量小文件进行存储
存储大量的小文件，namenode中会存储每个文件的元数据信息（约150k），占用大量空间，毕竟namenode是有限的。
小文件的存储的寻址时间远大于它的读取时间，违背了hdfs的设计原则。
（3）不支持并发写入和随机修改
一个文件不支持多个线程同时写，仅支持文件的追加（append），不支文件的随机修改。
（三）hdfs的架构
hdfs的架构主要由四部分组成：
（1）hdfs Client
客户端可通过一些命令来访问hdfs，可访问namenode获得文件的元数据信息，与datanode交互对文件进行读取。
客户端负责文件的切分，在文件上传时，它将文件切分成block进行存储
（2）namenode
namenode就是master，它用于存储文件的元数据信息，包括文件的类型、大小、路径、权限等。它是一个管理者，管理数据块的映射信息。
namenode用于处理客户端的读写请求。
（3）datanode
datanode就是slaves，namenode处理请求，下达命令，datanode执行实际的操作。
datanode中以block为单位存储了真实的数据。
（4）seconderaynamenode
secondarynamenode并未在上述架构中展示出来，它是namonode的辅助节点。在namenode挂掉的情况下，它并不能立即代替namenode提供服务，仅能够辅助namenode的恢复
定期合成Fsimage和Edits文件并推送给namenode（这两个文件将在后续进行介绍）。
（四）hdfs文件块（block）的大小
hdfs是以block为单位进行数据的存储，hadoop2.X中block的默认大小为128M，默认副本数为3，当然这两个值可通过配置文件进行设置（dfs.replicationdfs.blocksize）。
hdfs的block的大小要比磁盘要大，这是为了最小化寻址时间。如果block设置的足够大，定位这个块的时间要远小于数据的传输时间。这样以来，文件的传输时间就取决于磁盘的传输速率。
目前情况下，磁盘的选址时间在10ms左右，为了使磁盘的寻址时间为传输时间的1%，需要把传输时间限制在1s左右，而目前市场的磁盘的传输效率平均为100M/s，因此块的大小设置为100M左右，之所以设置为128M，笔者认为处于两方面考虑，其一，磁盘的传输效率会随着技术的提升而增加，其二，符合计算机领域的美感。
（五）NameNode和SeconderayNamenode的工作机制
NameNode对元数据进行管理，它管理三种元数据：
1）内存元数据（完整的metadata）
2）准完整的元数据镜像文件fsimage
3）用于衔接内存元数据和持久化元数据镜像的编辑日志edits文件
首先我们来看一下实际存在的fsimage文件和edits文件中存储的什么内容？
由于fsimage文件和edits文件时经过序列化的文件，因此无法直接查看，可通过下列命令将文件转换为xml格式进行查看：
hdfs oie/ove -i fsimage/edits -out -p xml
fsimage文件中存储的是文件和文件夹元数据的目录树结构；edits存储的是写操作的步骤（具体结构不在这里展示）。
了解了元数据的存储位置后，下面我们来介绍一下Namenode是如何管理元数据的：
1）Namenode在启动时，首相将最近的fsimage镜像文件加载入内存，然后将edtis_progress文件实例化为新的edtis文件，并将该edits文件加载入内存，这样内存中就拥有了完整的元数据，可供客户端进行相关操作。
2）客户端向Namenode提出更新元数据的请求，Namenode首先更新edtis文件，记录日志，然后对内存中的元数据进行增删改。
我们了解到namenode在每次启动时都滚动了edits文件，那么fsimage文件是如何产生，或者说是什么时候产生的？这就要看一下另外一个节点SecondorayNamenode是如何工作的。
SeconderayNamenode：通过配置文件设置到一定时间或者一定情况就会出发一个叫做检查点(checkpoint)的东西，此时就会对namenode的fsimage和edits进行滚动和合成。默认出发检查点的条件有两个：时间：3600s=1h；文件大小：edits中的数据存满（操作次数1000000）。具体SeconderayNamenode的滚动流程如下：
1）SeconderayNamenode通知Namenode将edits文件进行滚动
2）SeconderayNamenode将namenode中的edits文件和fsimage文件通过http GET发送到自己的文件夹下
3）SeconderayNamenode将edits文件和fsimage文件在内存中进行融合生成新的fsimage.ckp文件
4）SeconderayNamenode将融合后的检查点文件传给namenode (http post)
5）Namenode重命名融合后的检查点文件。
下图可供参考（某机构所盗）：
（六）DataNode的工作机制
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
