文章目录
一、Hadoop简介
二、Hadoop的核心
三、Hadoop的特点
四、HDFS的架构
存储模型
NameNode（NN）
1.简介
2.NameNode的工作特点
3.NameNode主要功能
4.NameNode保存metadata信息包括
5.NameNode持久化
6.DataNode（DN）
SecondaryNameNode（SNN）
1.SNN执行合并时机
2.SNN执行流程图
3.过程介绍
Block的副本放置策略
五、HDFS的读写流程（重点）
==HDFS写流程==
==HDFS读流程==
六、hadoop2.x新特性
七、NameNode和SecondaryNameNode（详解）
八、DataNode（详解）
一、Hadoop简介
Hadoop被公认是一套行业大数据标准开源软件，在分布式环境下提供了海量数据的处理能力。几乎所有主流厂商都围绕Hadoop开发工具、开源软件、商业化工具和技术服务。今年大型IT公司，如EMC、Microsoft、Intel、Teradata、Cisco都明显增加了Hadoop方面的投入。
二、Hadoop的核心
1.HDFS: Hadoop Distributed File System 分布式存储系统
提供了高可靠性、高扩展性和高吞吐率的数据存储服务的分布式存储系统
2.YARN: Yet Another Resource Negotiator 资源管理调度系统
负责集群资源的管理和调度
3.Mapreduce：分布式运算框架（计算向数据移动）
具有易于编程、高容错性和高扩展性等优点。
三、Hadoop的特点
扩容能力（Scalable）：能可靠地（reliably）存储和处理千兆字节（PB）数据。
成本低（Economical）：可以通过普通机器组成的服务器群来分发以及处理数据。这些服务器群总计可达数千个节点。
高效率（Efficient）：通过分发数据，hadoop可以在数据所在的节点上并行地（parallel）处理它们，这使得处理非常的快速。
可靠性（Reliable）：hadoop能自动地维护数据的多份副本，并且在任务失败后能自动地重新部署（redeploy）计算任务。
四、HDFS的架构
1.文件元数据 MetaData
文件数据 . 元数据 :数据本身
2.HDFS具有主从架构
（主）NameNode 节点保存文件元数据：单节点 posix
（从）DataNode 节点保存文件Block数据：多节点
3.结构模型关系介绍
DataNode与NameNode保持心跳，提交Block列表
HdfsClient与NameNode交互元数据信息
HdfsClient与DataNode交互文件Block数据
其中：
namenode负责：
接收用户操作请求
维护文件系统的目录结构
管理文件与block之间关系，block与datanode之间关系
持久化（fsimage，eidts log）不会持久化block的位置信息(不保存到镜像,关闭后即消失)
block：偏移量，因为block不可以调整大小，hdfs不支持修改文件 , 偏移量不会改变
datanode负责：
存储文件
文件被分成block块存储在磁盘上
为保证数据安全，文件会有多个副本
Secondary NameNode负责：
合并fsimage和edits文件来更新NameNode的metedata
存储模型
以后我们看到块要立即反应到偏移量、位置信息
NameNode（NN）
基于内存存储 ：不会和磁盘发生交换
1.简介
namenode 是整个文件系统的管理节点。他维护着整个文件系统的文件目录树，文件/目录的元信息和每个文件对应的数据块列表。接收用户的操作请求。
文件包括：
fsimage:元数据镜像文件。存储某一时段NameNode内存元数据信息。
edits:操作日志文件。
fstime:保存最近一次checkpoint的时间。
2.NameNode的工作特点
NameNode始终在内存中保存metedata，用于处理“读请求”，到有“写请求”到来时，NameNode首先会写editlog到磁盘，即向edits文件中写日志，成功返回后，才会修改内存，并且向客户端返回。
Hadoop会维护一个人fsimage文件，也就是NameNode中metedata的镜像，但是fsimage不会随时与NameNode内存中的metedata保持一致，而是每隔一段时间通过合并edits文件来更新内容。Secondary NameNode就是用来合并fsimage和edits文件来更新NameNode的metedata的。
3.NameNode主要功能
接受客户端的读写服务
收集DataNode汇报的Block列表信息
4.NameNode保存metadata信息包括
文件owership和permissions文件大小
时间（Block列表：Block偏移量），位置信息，Block每副本位置（由DataNode上报）
5.NameNode持久化
NameNode的metadate信息在启动后会加载到内存
metadata存储到磁盘文件名为” fsimage ”
Block的位置信息不会保存到fsimage
edits记录对metadata的操作日志
6.DataNode（DN）
本地磁盘目录存储数据（Block），文件形式 . 同时存储Block的元数据信息文件
启动DN时会向NN汇报block信息, 通过向NN发送心跳保持与其联系（3秒一次），
如果NN 10分钟没有收到DN的心跳，则认为其已经lost，并copy其上的block到其它DN
SecondaryNameNode（SNN）
它不是NN的备份（但可以做备份），它的主要工作是帮助NN合并edits log，减少NN启动时间。
1.SNN执行合并时机
根据配置文件设置的时间间隔fs.checkpoint.period 默认3600秒
根据配置文件设置edits log大小 fs.checkpoint.size 规定edits文件的最大值默认是64MB，一旦超过这个值则强制checkpoint，不管是否到达最大时间间隔。
2.SNN执行流程图
fsimage文件 : 其实是Hadoop文件系统元数据的一个永久性的检查点，
其中包含Hadoop文件系统中的所有目录和文件idnode的序列化信息；
edits文件 : 存放的是Hadoop文件系统的所有更新操作的路径，
文件系统客户端执行的写操作首先会被记录到edits文件中。
3.过程介绍
1.在 PNN(Primary NameNode) 合并之前，会将 edits 和 fsimage 文件发送给 SNN，然后 PNN 创建一个新的 edits.new 文件继续记录 PNN 的操作。
2.PNN 将之前的 edits 和 fsimage 发送给 SNN 后，SNN 会将 fsimage 加载到内存，edits 也加载到内存根据 edits 中操作记录执行相应的指令，当 edits 的所有操作记录对应的指令执行完毕，会生成一个新的 fsimage.ckpt 快照。
3.将新生成的 fsimage.ckpt 再发送给 PNN ，这时 PNN 就拥有 edits.new 创建之前的快照记录,若 PNN 发生了宕机，可以根据 fsimage 和 edits.new 恢复到宕机前的状态
Block的副本放置策略
Rack :服务器机架
这样选择很好地平衡了可靠性、读写性能
可靠性：Block分布在两个机架上
写带宽：写入管道的过程只需要跨越一个交换机
读带宽：可以从两个机架中任选一个读取
五、HDFS的读写流程（重点）
HDFS写流程
1.客户端通过调用 DistributedFileSystem 的create方法，创建一个新的文件。
2.DistributedFileSystem 通过 RPC（远程过程调用）调用 NameNode，去创建一个没有blocks关联的新文件。创建前，NameNode 会做各种校验，比如文件是否存在，客户端有无权限去创建等。如果校验通过，NameNode 就会记录下新文件，否则就会抛出IO异常。
3.前两步结束后会返回 FSDataOutputStream 的对象，和读文件的时候相似，FSDataOutputStream 被封装成 DFSOutputStream，DFSOutputStream 负责处理namenode和datanode之间的通信。客户端开始写数据DFSOutputStream,DFSOutputStream会把数据切成一个个小packet（64k），然后排成队列 data queue。 使用管道 与 切割成packet的理由：并行存储，增加效率。
4.DataStreamer 会去处理接受 data queue，它先问询 NameNode 这个新的 block 最适合存储的在哪几个DataNode里，比如重复数是3，那么就找到3个最适合的 DataNode，把它们排成一个 pipeline。DataStreamer 把 packet 按队列输出到管道的第一个 DataNode 中，第一个 DataNode又把 packet 输出到第二个 DataNode 中，以此类推。
5.DFSOutputStream 还有一个队列叫 ack queue，也是由 packet 组成，等待DataNode的收到响应，当pipeline中的所有DataNode都表示已经收到的时候，这时akc queue才会把对应的packet包移除掉。
6.客户端完成写数据后，调用close方法关闭写入流。
7.DataStreamer 把剩余的包都刷到 pipeline 里，然后等待 ack 信息，收到最后一个 ack 后，通知 DataNode 把文件标示为已完成。
注意：如果数据节点（datanode）在写入的过程中失败，关闭管线（pipeline），确认队列中的任何包都会被添加回数据队列的前面，当前的数据块在已经写入的数据节点中被元数据节点赋予新的标示，则错误节点重启后能够察觉其数据块是过时的，会被删除。失败的数据节点从管线（pipeline）中移除，另外的数据块则写入pipeline中的另外两个数据节点。元数据节点则被通知此数据块是复制块数不足，将来会再创建第三份备份。
总结：这一方法不仅提供了很好的稳定性（数据块存储在两个机架中）并实现很好的负载均衡，包括写入带宽（写入操作只需要遍历一个交换机）、读取性能（可以从两个机架中选择读取）和集群中块的均匀分布（客户端只在本地机架上写入一个块）。
HDFS读流程
HDFS采用的是“一次写入多次读取”的文件访问模型。一个文件经过创建、写入和关闭之后就不需要改变。这一假设简化了数据一致性问题，并且使高吞吐量的数据访问成为可能。
1.首先客户端调用FileSystem对象的open方法在HDFS中打开要读取的文件，其实获取的是一个DistributedFileSystem的实例。
2.DistributedFileSystem通过RPC(远程过程调用)来调用namenode，确定文件起始块的位置，即获得文件的第一批block的locations，同一block按照重复数会返回多个locations，这些locations按照hadoop拓扑结构排序，距离客户端近的排在前面。
3.前两步会返回一个支持文件定位的输入流 FSDataInputStream对象，该对象会被封装成 DFSInputStream对象（存储着文件起始几个块的datanode地址），DFSInputStream可以方便的管理datanode和namenode数据流。客户端调用read方法，DFSInputStream就会找出离客户端最近的datanode并连接datanode。
4.数据从datanode源源不断的流向客户端。
5.如果第一个block块的数据读完了，就会关闭指向第一个block块的datanode连接，接着读取下一个block块。这些操作对客户端来说是透明的，从客户端的角度来看只是读一个持续不断的流。
6.如果第一批block都读完了，DFSInputStream就会去namenode拿下一批blocks的location，然后继续读，如果所有的block块都读完，这时就会关闭掉所有的流。
注意：在读取的时候，如果client与datanode通信时遇到一个错误，那么它就会去尝试对这个块来说下一个最近的块。它也会记住那个故障节点的datanode，以保证不会再对之后的块进行徒劳无益的尝试。client也会确认datanode发来的数据的校验和。如果发现一个损坏的块，它就会在client试图从别的datanode中读取一个块的副本之前报告给namenode。
总结：这个设计的一个重点是，client直接联系datanode去检索数据，并被namenode指引到块中最好的datanode。因为数据流在此集群中是在所有datanode分散进行的。所以这种设计能使HDFS可扩展到最大的并发client数量。同时，namenode只不过提供块的位置请求（存储在内存中，十分高效），不是提供数据。否则如果客户端数量增长，namenode就会快速成为一个“瓶颈”。
六、hadoop2.x新特性
引入了NameNode Federation，解决了横向内存扩展
引入了Namenode HA，解决了namenode单点故障（SPOF: Single Point Of Failure）
引入了YARN，负责资源管理和调度
增加了ResourceManager HA解决了ResourceManager单点故障
七、NameNode和SecondaryNameNode（详解）
思考：NameNode中的元数据是存储在哪里的？
首先，我们做个假设，如果存储在NameNode节点的磁盘中，因为经常需要进行随机访问，还有响应客户请求，必然是效率过低。因此，元数据需要存放在内存中。但如果只存在内存中，一旦断电，元数据丢失，整个集群就无法工作了。因此产生在磁盘中备份元数据的FsImage。
这样又会带来新的问题，当在内存中的元数据更新时，如果同时更新FsImage，就会导致效率过低，但如果不更新，就会发生一致性问题，一旦NameNode节点断电，就会产生数据丢失。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。这样，一旦NameNode节点断电，可以通过FsImage和Edits的合并，合成元数据。
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。
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在内存中对数据进行增删改。
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。
（6）生成新的镜像文件fsimage.chkpoint。
（7）拷贝fsimage.chkpoint到NameNode。
（8）NameNode将fsimage.chkpoint重新命名成fsimage。
八、DataNode（详解）
DataNode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。
