如何打通HDFS任督二脉

文字详解

（1）客户端通过Distributed FileSystem模块向NameNode请求上传文件，NameNode检查目标文件是否已存在，父目录是否存在。
（2）NameNode返回是否可以上传。
（3）客户端请求第一个 Block上传到哪几个DataNode服务器上。
（4）NameNode返回3个DataNode节点，分别为dn1、dn2、dn3。
（5）客户端通过FSDataOutputStream模块请求dn1上传数据，dn1收到请求会继续调用dn2，然后dn2调用dn3，将这个通信管道建立完成。
（6）dn1向下一个dn请求，逐级进行。
（7）dn1、dn2、dn3逐级应答客户端。
（8）客户端开始往dn1上传第一个Block（先从磁盘读取数据放到一个本地内存缓存），以Packet为单位，dn1收到一个Packet就会传给dn2，dn2传给dn3；dn1每传一个packet会放入一个应答队列等待应答。
（9）当一个Block传输完成之后，客户端再次请求NameNode上传第二个Block的服务器。（重复执行3-8步）。

1. NameNode（nn）：就是master，它是一个管理者。有以下职能：
   1. 管理HDFS的名称空间；
   2. 配置副本策略；
   3. 管理数据块映射信息；
   4. 处理客户端读写请求；
2. DataNode（dn）：就是slave。nn下达命令，dn执行实际的操作。职能如下：
   1. 存储数据块
   2. 执行数据块的读/写操作。
3. Client:客户端：
   1. 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；
   2. 与nn交互，获取文件的位置信息；
   3. 与dn交互，读取或写入数据；
   4. 提供一些命令来管理HDFS，比如nn格式化
   5. 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（2nn）：
   1. 辅助nn，分担其工作量，比如定期合并Fsimage和Edits，并推送给nn；
   2. 在紧急情况下，可辅助恢复nn。

块不宜过大也不宜过小，如果过大会导致加载时间变长， 磁盘传输数据的时间明显大于寻址时间，导致程序处理这块数据时非常慢。

过小导致nn存储元数据信息过多，增加寻址时间。

当寻址时间确定后，它的最佳传输时间也被确定，这时候就可以根据磁盘数据传输速率确定数据块大小了！

一个datanode包含一或多个数据块（block）， 每个block包含两个文件——数据本身、元数据（数据长度、校验和、时间戳）。

工作机制

datanode启动后向namenode注册。
namenode返回注册成功。
DN定期（默认1h）向NN发送所有块信息。
DN每三秒待会从NN下达给自己的指令。
若NN10min30s未接收到DN的心跳，则认为该节点不可用。

在HDFS写数据的过程中，NameNode会选择距离待上传数据最近距离的DataNode接收数据。那么这个最近距离怎么计算呢？一张图回答。

节点距离：两个节点到达最近的共同祖先的距离总和，也可以简单理解为一个节点到达另一个节点需要的步骤。

同节点：不需要移动，距离0
同机架不同节点：节点1先到机架上再从机架去找另一个节点
同一集群不同机架：节点1先到机架再到集群找到另一个节点所在机架，去对应机架，去对应节点。
    ......

一个问题：nn中的元数据是存储在哪里的？

假设在nn节点所在磁盘中，因为经常需要进行随机访问，还要响应客户请求，效率会很低，因此元数据需要存放在内存中。但如果只存放在内存中，一旦断电，元数据就会丢失从而导致集群无法工作。因此**在磁盘中备份元数据的Fsimage**.

这样会带来新的问题：当在内存中的元数据更新时，**如果同时更新Fsimage，会导致效率过低**，但如果不更新就会发生一致性问题，一旦nn节点断电数据就会丢失。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，通过Fsimage和Edits的合并合成元数据，这样就算nn节点断电也没关系。

旦nn节点断电数据就会丢失。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，通过Fsimage和Edits的合并合成元数据，这样就算nn节点断电也没关系。

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：
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在内存中对元数据进行增删改。
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。