hadoop-hdfs整体结构剖析

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这篇文章，大约在2011年在原来的博客中写的。今天突然看到再写到这篇文章中，就当日记啦。
 
一：Hadoop整体模块交互
      分布式文件系统，思想是，把数据放到一个服务器集群上面，分为：主控服务器Master/NameNode），数据服务器（ChunkServer/DataNode），和客户服务器Client.HDFS和GFS都是按照这个架构模式搭建的。
      最核心内容是：文件的目录结构独立存储在一个NameNode上，而具体文件数据，拆分成若干块，冗余的存放在不同的数据服务器上(DateNode)。存储目录结构的主控服务器，在GFS中称为Master，在HDFS中称为NameNode。
基本模块的交互图：

　　 
 
　　二：Hadoop的HDFS
　　HDFS采用master/slave架构。一个HDFS集群是有一个Namenode和一定数目的Datanode组成。Namenode是一个中心服务器，负责管理文件系统的namespace和客户端对文件的访问。一个文件其实分成一个或多个block，这些block存储在Datanode集合里。Namenode执行文件系统的namespace操作，例如打开、关闭、重命名文件和目录，同时决定block到具体Datanode节点的映射。
　　一张书中典型的视图

　　1.文件namespace       
　　Datanode在Namenode的指挥下进行block的创建、删除和复制，Datanode在集群中一般是一个节点一个。文件的块可以分别存储在不同的datanode中。
　　HDFS不支持user quotas和访问权限，也不支持链接（link)，不过当前的架构并不排除实现这些特性。           Namenode维护文件系统的namespace，任何对文件系统namespace和文件属性的修改都将被Namenode记录下来。应用可以设置HDFS保存的文件的副本数目，文件副本的数目称为文件的 replication因子，这个信息也是由Namenode保存。
　　2.数据复制
　　       HDFS被设计成在一个大集群中可以跨机器地可靠地存储海量的文件。它将每个文件存储成block序列，除了最后一个block，所有的block都是同样的大小。文件的所有block为了容错都会被复制（也就是文件分块存储后，每块都会有备份）。每个文件的block大小和replication因子都是可配置的。Replication因子可以在文件创建的时候配置，以后也可以改变。
　　       HDFS中的文件是write-one，并且严格要求在任何时候只有一个writer。Namenode全权管理block的复制，它周期性地从集群中的每个Datanode接收心跳包和一个Blockreport。心跳包的接收表示该Datanode节点正常工作，而Blockreport包括了该Datanode上所有的block组成的列表。

　　3.文件系统命名空间映像文件及修改日志

•  当文件系统客户端(client)进行写操作时，首先把它记录在修改日志中(edit log) 
  
• 元数据节点在内存中保存了文件系统的元数据信息。在记录了修改日志后，元数据节点则修改内存中的数据结构。 
  
• 每次的写操作成功之前，修改日志都会同步(sync)到文件系统。 
  
• fsimage文件，也即命名空间映像文件，是内存中的元数据在硬盘上的checkpoint，它是一种序列化的格式，并不能够在硬盘上直接修改。 
  
• 同数据的机制相似，当元数据节点失败时，则最新checkpoint的元数据信息从fsimage加载到内存中，然后逐一重新执行修改日志中的操作。 
  
• 从元数据节点就是用来帮助元数据节点将内存中的元数据信息checkpoint到硬盘上的 
  
• checkpoint的过程如下： 
  

　　             1.从元数据节点通知元数据节点生成新的日志文件，以后的日志都写到新的日志文件中。 
　　             2.从元数据节点用http get从元数据节点获得fsimage文件及旧的日志文件。 
　　             3.从元数据节点将fsimage文件加载到内存中，并执行日志文件中的操作，然后生成新的fsimage文件。 
　　             4.从元数据节点奖新的fsimage文件用http post传回元数据节点 。
　　             5.元数据节点可以将旧的fsimage文件及旧的日志文件，换为新的fsimage文件和新的日志文件(第一步生成的)，然后更新fstime文件，写入此次checkpoint的时间。 
　　             6.这样元数据节点中的fsimage文件保存了最新的checkpoint的元数据信息，日志文件也重新开始，不会变的很大了。

 

　　4.数据流(data flow)
　　4.1、读文件的过程

• 客户端(client)用FileSystem的open()函数打开文件 
  
• DistributedFileSystem用RPC调用元数据节点，得到文件的数据块信息。 
  
• 对于每一个数据块，元数据节点返回保存数据块的数据节点的地址。 
  
• DistributedFileSystem返回FSDataInputStream给客户端，用来读取数据。 
  
• 客户端调用stream的read()函数开始读取数据。 
  
• DFSInputStream连接保存此文件第一个数据块的最近的数据节点。 
  
• Data从数据节点读到客户端(client) 
  
• 当此数据块读取完毕时，DFSInputStream关闭和此数据节点的连接，然后连接此文件下一个数据块的最近的数据节点。 
  
• 当客户端读取完毕数据的时候，调用FSDataInputStream的close函数。 
  
• 在读取数据的过程中，如果客户端在与数据节点通信出现错误，则尝试连接包含此数据块的下一个数据节点。 
  
• 失败的数据节点将被记录，以后不再连接。 
  

4.2写文件的过程

• 客户端调用create()来创建文件 
  
• DistributedFileSystem用RPC调用元数据节点，在文件系统的命名空间中创建一个新的文件。 
  
• 元数据节点首先确定文件原来不存在，并且客户端有创建文件的权限，然后创建新文件。 
  
• DistributedFileSystem返回DFSOutputStream，客户端用于写数据。 
  
• 客户端开始写入数据，DFSOutputStream将数据分成块，写入data queue。 
  
• Data queue由Data Streamer读取，并通知元数据节点分配数据节点，用来存储数据块(每块默认复制3块)。分配的数据节点放在一个pipeline里。 
  
• Data Streamer将数据块写入pipeline中的第一个数据节点。第一个数据节点将数据块发送给第二个数据节点。第二个数据节点将数据发送给第三个数据节点。 
  
• DFSOutputStream为发出去的数据块保存了ack queue，等待pipeline中的数据节点告知数据已经写入成功。 
  
• 如果数据节点在写入的过程中失败： 
  

　　1.关闭pipeline，将ack queue中的数据块放入data queue的开始。 
　　                 2.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。 
　　                 3.失败的数据节点从pipeline中移除，另外的数据块则写入pipeline中的另外两个数据节点。 
　　                 4.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。 
　　当客户端结束写入数据，则调用stream的close函数。此操作将所有的数据块写入pipeline中的数据节点，并等待ack queue返回成功。最后通知元数据节点写入完毕。