概述
随着数据量越来越大,在一个操作系统管辖的范围内存不下了,那么就分配到更多的操作系统管理的磁盘中,但是不方便管理和维护,迫切需要一种系统来管理多台机器上的文件,这就是分布式文件管理系统。HDFS
只是分布式文件管理系统中的一种。
HDFS
,它是一个文件系统,用于存储文件,通过目录树来定位文件;其次,它是分布式的,由很多服务器联合起来实现其功能,集群中的服务器有各自的角色。HDFS
的设计适合一次写入,多次读出的场景,且不支持文件的修改。适合用来做数据分析,并不适合用来做网盘应用。
HDFS架构
这种架构主要由四个部分组成,分别为HDFS Client、NameNode、DataNode和Secondary NameNode。
下面我们分别介绍这四个组成部分。
Client客户端
- 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
,然后进行存储。 - 与
NameNode
交互,获取文件的位置信息。 - 与
DataNode
交互,读取或者写入数据。 - Client提供一些命令来管理
HDFS
,比如启动或者关闭HDFS。 - Client可以通过一些命令来访问
HDFS
。
NameNode
就是master,它是一个主管、管理者
- 管理
HDFS
的名称空间。 - 管理数据块
Block
映射信息 - 配置副本策略
- 处理客户端读写请求。
DataNode
就是Slave,NameNode下达命令,DataNode执行实际的操作
- 存储实际的数据块。
- 执行数据块的读/写操作。
Secondary NameNode
并非NameNode的热备,当NameNode挂掉的时候,它并不能马上替换NameNode并提供服务
- 辅助
NameNode
,分担其工作量。 - 定期合并
Fsimage
和Edits
,并推送给NameNode
。 - 在紧急情况下,可辅助恢复
NameNode
。
关于HDFS文件块大小
HDFS中的文件在物理上是分块存储(block),块的大小可以通过配置参数( dfs.blocksize)来规定,
默认大小在hadoop2.x版本中是128M,老版本中是64M。
HDFS的块比磁盘的块大,其目的是为了最小化寻址开销。如果块设置得足够大,从磁盘传输数据的时间会明显大于定位
这个块开始位置所需的时间,因而,传输一个由多个块组成的文件的时间取决于磁盘传输速率。
如果寻址时间约为10ms,而传输速率为100MB/s,为了使寻址时间仅占传输时间的1%,
我们要将块大小设置约为100MB。默认的块大小128MB。块的大小:10ms*100*100M/s = 100M
HDFS写数据流程
- 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。 namenode
返回是否可以上传。- 客户端请求第一个
block
上传到哪几个datanode
服务器上。 namenode
返回3个datanode
节点,分别为dn1、dn2、dn3
。- 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。 dn1
、dn2
、dn3
逐级应答客户端。- 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packe
t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。 - 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3-7步)
HDFS读数据流程
- 客户端通过
Distributed FileSystem
向namenode
请求下载文件,namenode
通过查询元数据,找到文件块所在的datanode
地址。 - 挑选一台
datanode
(就近原则,然后随机)服务器,请求读取数据。 datanode
开始传输数据给客户端(从磁盘里面读取数据输入流,以packet
为单位来做校验)。- 客户端以
packet
为单位接收,先在本地缓存,然后写入目标文件。
NameNode & Secondary NameNode工作机制
- 第一阶段:namenode启动
- 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。 - 客户端对元数据进行增删改的请求。
namenode
记录操作日志,更新滚动日志。namenode
在内存中对数据进行增删改查。
- 第一次启动
- 第二阶段:Secondary NameNode工作
Secondary NameNode
询问namenode
是否需要checkpoint
。直接带回namenode
是否检查结果。Secondary NameNode
请求执行checkpoint
。namenode
滚动正在写的edits
日志。- 将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到
Secondary NameNode
。 Secondary NameNode
加载编辑日志和镜像文件到内存,并合并。- 生成新的镜像文件
fsimage.chkpoint
。 - 拷贝
fsimage.chkpoint
到namenode
。 namenode
将fsimage.chkpoint
重新命名成fsimage
。
关于镜像文件和编辑日志文件
概念
namenode
被格式化之后,将在/opt/module/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name/current
目录中产生如下文件:
edits_0000000000000000000
fsimage_0000000000000000000.md5
seen_txid
VERSION
Fsimage
文件:HDFS
文件系统元数据的一个永久性的检查点,其中包含HDFS
文件系统的所有目录和文件idnode
的序列化信息。Edits
文件:存放HDFS
文件系统的所有更新操作的路径,文件系统客户端执行的所有写操作首先会被记录到edits
文件中。seen_txid
文件保存的是一个数字,就是最后一个edits_
的数字- 每次
Namenode
启动的时候都会将fsimage
文件读入内存,并从00001
开始到seen_txid
中记录的数字依次执行每个dits
里面的更新操作,保证内存中的元数据信息是最新的、同步的,可以看成Namenode
启动的时候就将fsimage
和edits
文件进行了合并。
DataNode工作机制
- 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。 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。- 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。 - 集群运行中可以安全加入和退出一些机器。