【简介】
1、hdfs架构
hdfs伪分布式架构只需要有三个部分即可,NameNode是老大,DataNode是小弟,Secondary NameNode是助理。
客户端Client跟NameNode通信(RPC通信机制,后面会介绍),Secondary NameNode负责数据的同步。
2、元数据的存储细节
NameNode的元数据是存放在内存当中的。
数据解读:有一个文件/test/a.log,保存了3个副本,一共被切分成了两块,第一块分别存放在了那几个地方,第二块存放在了那几个地方。
客户端需要下载该文件的时候,首先查询NameNode的元数据,知道该文件分成了哪几块,首先去h0机器下载blk_1,然后去h0下载blk_2,如果h0的blk_2损坏了(如何判断损坏?校验和机制),那么会根据路由器的就近原则去h2下载blk_2,以此类推,将这个文件下载下来。
【NameNode的工作原理】
NameNode是整个文件系统的管理节点。它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(元素据)。接收用户的操作请求。
NameNode的文件包括三种,这些文件是保存在linux的文件系统中。:
(1)fsp_w_picpath:元数据镜像文件。存储某一时段NameNode内存元数据信息,有Secondary NameNode负责同步,某一时段,说明并不能实时同步。
(2)edits:操作日志文件。
(3)fstime:保存最近一次checkpoint的时间,还原点。
1、NameNode的原理
Namenode始终在内存中保存metedata,用于处理“读请求”
(1)到有“写请求”到来时,namenode会首先写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
(2)Hadoop会维护一个fsp_w_picpath文件,也就是namenode中metedata的镜像,但是fsp_w_picpath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Secondary namenode将fsp_w_picpath合并edits文件来更新内容。
2、Secondary NameNode的原理
Secondary NameNode是HA(高可靠行)的一个解决方案。但不支持热备(实时同步)。配置即可。
执行过程:从NameNode上下载元数据信息(fsp_w_picpath,edits),然后把二者合并,生成新的fsp_w_picpath,在本地保存,并将其推送到NameNode,替换旧的fsp_w_picpath.
默认在安装在NameNode节点上,但这样...不安全!
3、Secondary NameNode的工作流程
(1)secondary通知namenode切换edits文件,生成edits.new
(2)NameNode复制edits和fsp_w_picpath文件,传递给secondary从namenode(通过http)
(3)secondary将fsp_w_picpath载入内存,然后开始合并edits,生成fsp_w_picpath.ckpt
(4)secondary通过http post将fsp_w_picpath.ckpt发送给NameNode
(5)NameNode将fsp_w_picpath替换为fsp_w_picpath.ckpt
(6)NameNode将eidts替换为edits.new
(7)等待下一次的同步(checkpoint)
何时进行checkpoint?两种情况下会进行checkpoint:
(1)fs.checkpoint.period 指定两次checkpoint的最大时间间隔,默认3600秒。即每隔3600秒checkpoint一次。
(2)fs.checkpoint.size规定了edits文件的最大值,一旦超过这个值则强制checkpoint,不管是否到达最大时间间隔。默认大小是64M。
【DateNode的工作原理】
(1)提供真实文件数据的存储服务。
(2)文件块(block):最基本的存储单位。对于文件内容而言,一个文件的长度大小是size,那么从文件的0偏移开始,按照固定的大小,顺序对文件进行划分并编号,划分好的每一个块称一个Block。HDFS默认Block大小是128MB,以一个256MB文件,共有256/128=2个Block.
(3)不同于普通文件系统的是,HDFS中,如果一个文件小于一个数据块的大小,并不占用整个数据块存储空间
(4)Replication。多复本。默认是三个。
【总结】
虽然伪分布式现在不再用,但是这些概念和思想还是非常重要的。