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Hadoop中的三个Node

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1.namenode

Namenode 管理着文件系统的Namespace。它维护着文件系统树(filesystem tree)以及文件树中所有的文件和文件夹的元数据(metadata),比如命名空间信息,块信息等。管理这些信息的文件有两个,分别是Namespace 镜像文件(Namespace image)和操作日志文件(edit log),这些信息被Cache在RAM中,当然,这两个文件也会被持久化存储在本地硬盘。Namenode记录着每个文件中各个块所在的数据节点的位置信息,但是他并不持久化存储这些信息,因为这些信息会在系统启动时从数据节点重建。
Namenode结构图抽象图如下

Namenode将信息持久化到磁盘上:

上面的这张图片展示了NameNode怎么把元数据保存到磁盘上的。这里有两个不同的文件:

fsimage - 它是在NameNode启动时对整个文件系统的快照
edit logs - 它是在NameNode启动后,对文件系统的改动序列

只有在NameNode重启时,edit logs才会合并到fsimage文件中,从而得到一个文件系统的最新快照。但是在产品集群中NameNode是很少重启的,这也意味着当NameNode运行了很长时间后,edit logs文件会变得很大。在这种情况下就会出现下面一些问题:

  1. edit logs文件会变的很大,怎么去管理这个文件是一个挑战。
  2. NameNode的重启会花费很长时间,因为有很多改动(在edit logs中)要合并到fsimage文件上。

如果NameNode挂掉了,那我们就丢失了很多改动因为此时的fsimage文件非常旧。 因为丢失的改动应该是还在内存中但是没有写到edit logs的这部分。因此为了克服这个问题,我们需要一个易于管理的机制来帮助我们减小edit logs文件的大小和得到一个最新的fsimage文件,这样也会减小在NameNode上的压力。这跟Windows的恢复点是非常像的,Windows的恢复点机制允许我们对OS进行快照,这样当系统发生问题时,我们能够回滚到最新的一次恢复点上。

Namenode容错机制:

没有Namenode,HDFS就不能工作。事实上,如果运行namenode的机器坏掉的话,系统中的文件将会完全丢失,因为没有其他方法能够将位于不同datanode上的文件块(blocks)重建文件。因此,namenode的容错机制非常重要,Hadoop提供了两种机制。
第一种方式是将持久化存储在本地硬盘的文件系统元数据备份。Hadoop可以通过配置来让Namenode将他的持久化状态文件写到不同的文件系统中。这种写操作是同步并且是原子化的。比较常见的配置是在将持久化状态写到本地硬盘的同时,也写入到一个远程挂载的网络文件系统(NFS)。

第二种方式是运行一个辅助的Namenode(Secondary Namenode)。在下面会介绍到,事实上Secondary Namenode并不能被用作Namenode它的主要作用是定期的将Namespace镜像与操作日志文件(edit log)合并,以防止操作日志文件(edit log)变得过大。通常,Secondary Namenode 运行在一个单独的物理机上,因为合并操作需要占用大量的CPU时间以及和Namenode相当的内存。辅助Namenode保存着合并后的Namespace镜像的一个备份,万一哪天Namenode宕机了,这个备份就可以用上了。

但是辅助Namenode总是落后于主Namenode,所以在Namenode宕机时,数据丢失是不可避免的。在这种情况下,一般的,要结合第一种方式中提到的远程挂载的网络文件系统(NFS)中的Namenode的元数据文件来使用,把NFS中的Namenode元数据文件,拷贝到辅助Namenode,并把辅助Namenode作为主Namenode来运行。

2.Datanode

Datanode是文件系统的工作节点,他们根据客户端或者是namenode的调度存储和检索数据,并且定期向namenode发送他们所存储的块(block)的列表。
集群中的每个服务器都运行一个DataNode后台程序,这个后台程序负责把HDFS数据块读写到本地的文件系统。当需要通过客户端读/写某个 数据时,先由NameNode告诉客户端去哪个DataNode进行具体的读/写操作,然后,客户端直接与这个DataNode服务器上的后台程序进行通信,并且对相关的数据块进行读/写操作。

:当向datanode写数据的过程中发现datanode存在故障时,namenode会重新分配一个datanode个pipline进行写操作,这个datanode如果故障了,这上面的block没有了对吧,其他datanode上还有这个block的备份,不过现在该block在系统中的总备份数为2,(坏了一个),下次hdfs使到该块时,会检测到该块的备份数为2,会重新备份让replication数达到3

3.Secondary NameNode

它的职责是合并NameNode的edit logs到fsimage文件中。

上面的图片展示了Secondary NameNode是怎么工作的:
首先,它定时到NameNode去获取edit logs,并更新到fsimage上。[笔者注:Secondary NameNode自己的fsimage]一旦它有了新的fsimage文件,它将其拷贝回NameNode中。NameNode在下次重启时会使用这个新的fsimage文件,从而减少重启的时间。Secondary NameNode的整个目的是在HDFS中提供一个检查点。它只是NameNode的一个助手节点。这也是它在社区内被认为是检查点节点的原因。它并不是Namenode的一个备份

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