整体上说

HDFS 采用 Master/Slave 架构。一个 HDFS 集群是由一个 NameNode 和一定数目的 DataNodes组成。其中 NameNode 是一个中心服务器，负责文件系统的名字空间(namespace) 管理以及客户端对文件的访问。集群中的 DataNode 一般是一个节点一个，负责管理它所在节点上的存储。

• 从内部看，一个文件其实被分成一个或多个数据块，这些块存储在多个 DataNode 之上。
• NameNode 执行文件系统的名字空间操作，比如打开、关闭、重命名文件或目录，同时它也负责确定数据块到具体 DataNode节点的映射。
• DataNode 负责处理文件系统客户端的读写请求，在 NameNode 的统一调度下进行数据块的创建、删除和复制。

HDFS使用Java语言开发，因此任何支持Java的机器都可以部署NameNode或DataNode。由于采用了可移植性极强的 Java 语言，这就使得 HDFS 可以部署到几乎所有类型的机器上。

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HDFS框架结构一

整个结构是一个主从结构。即在集群中一个主机器对应多个从属机器

• NameNode是 HDFS 的元数据节点，负责管理文件系统的名字空间以及和客户端进行交互。

  • 数据块和副本存放在哪些 DataNode 上是由NameNode 决定的，读取文件时 NameNode 会尽量让用户先读取最近的副本，以降低带宽消耗和读取时延
  • NameNode 全权管理数据块的复制，它周期性地从集群中的每个 DataNode 接收心跳信号和块状态报告。接收到心跳信号意味着该 DataNode 节点工作正常。块状态报告包含了一个该 DataNode上所有数据块信息的列表。
  • 作为master的NameNode负责管理分布式文件系统的命名空间（NameSpace），即维护的是文件系统树及树内的文件和目录。这些信息以 两个核心文件(fsImage和editlog)的形式持久化在本地磁盘中。不同的是，namenode也记录了每个文件的各个块所在的datanode的位置信息，但并不持久化存储这些信息，而是在系统每次启动时扫描所datanode重构得到这些信息，也就是说保存在运行内存中。
  • Checkpoint：当NameNode 启动时，它从硬盘中读取 Edit log 和 FsImage, 并将所有 Edit log 中的事务应用在内存中的 FsImage 上，并将这个新版本的 FsImage 从内存中保存到本地磁盘上，然后删除旧的 Editlog, 因为这个旧 Edit log 中的事务都已应用在 FsImage 上。以上这个过程称为一个检查 点(checkpoint)。
  • HDFS中的更新操作都被写到EditLog，而不是直接写入FsImage，这是因为对于分布式文件系统而言，FsImage文件通常都很庞大，如果所有的更新操作都直接往FsImage文件中添加，那么系统就会变得非常缓慢。相对而言，EditLog通常都要远远小于FsImage，更新操作写入到EditLog是非常高效的。名称节点在启动的过程中处于“安全模式”，只能对外提供读操作，无法提供写操作。在启动结束后，系统就会退出安全模式，进入正常运行状态，对外提供写操作

• Secondary NameNode：是NameNode的助手，辅助NameNode合并fsimage和EditsLog。

  • 在Namenode运行期间，HDFS会不断发生更新操作，这些更新操作不会直接写到fsimage文件中，而是直接被写入到editlog文件的，文件会越来越大。当Namenode重启时，会加载fsimage加载到内存中，并且逐条执行editlog中的记录，editlog文件大，就会导致整个过程变得非常缓慢，使得Namenode在启动过程中长期处于“安全模式”，无法正常对外提供写操作，影响了用户的使用。

    HDFS采用了SecondaryNameNode这个守护线程，可以定期完成editlog与fsImage的合并操作，减小editlog文件大小，缩短Namenode重启时间；也可以作为Namenode的一个“检查点”，将保存Namenode内存中的元数据信息，保存在fsimage镜像文件中。

  • 但是当NameNode 宕掉后，Secondary NameNode并不会成为新的NameNode。所以在这个架构中，NameNode 是单点故障。

  • Secondary NameNode 的处理流程如下：

    • NameNode 响应 Secondary NameNode 的请求，将 edits log 推送给 Secondary NameNode, 并开始重新写一个新的 edits log
    • Secondary NameNode 收到来自 NameNode 的 fsimage 文件和 edits log
    • Secondary NameNode 将 fsimage 加载到内存，应用 edits log, 并生成一个新的fsimage 文件
    • Secondary NameNode 将新的 fsimage 推送给 NameNode
    • NameNode 用新的 fsimage 取代旧的 fsimage, 同 时 在 fstime 文件中记下checkpoint 发生的时间点

• DataNode 是 HDFS 文件系统的工作节点，DataNode 会按照客户端或者是 NameNode 的调度来存储和检索数据，并定期向 NameNode 发送它所存储的数据块列表。

  • DataNode 是文件系统中真正存储数据的地方，一个数据块在 DataNode 磁盘存储时，会存储数据块本身，以及元数据包括数据块的长度、块数据的校验和、以及时间戳。

• Heartbeats心跳用来监控集群中的各个机器。

  • 当DataNode启动后，它会向NameNode注册自己。这个注册的过程是告知NameNode有一个新的DataNode可用，并准备好存储数据块。
  • 注册成功后，DataNode会定期发送心跳给NameNode，通知NameNode它仍然是活跃的。NameNode在收到DataNode的心跳后，可以返回一些指令给DataNode。例如，NameNode可能会指示DataNode复制某个数据块到另一台机器，或者删除某个数据块。
  • 如果NameNode在超过10分钟的时间内没有收到某个DataNode的心跳，它会认为该DataNode不可用。这个时间阈值可以根据具体的配置来调整，但10分钟是一个常见的默认值.

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HDFS框架结构二（HDFS High Availability）

Hadoop2.0引入了主备Standby NameNode。在 Hadoop2.0 之前，每个集群只能有一个 NameNode，它是单点故障，如果它出现问题就会导致整个集群瘫痪。因此 NameNode 需要有一定的冗余，通常的做法是把 NameNode 配置成 Active/Standby, 在 Active 失效的时候能立即无缝切换至 Standby 机上。

现阶段 Active/Standby 直接的同步有两种方式：

• JournalNodes(JNs)伺服方式：ActiveNode 持续地将 EditsLog 写入到 JournalNode 伺服进程，而 StandbyNode 则能够实时监视并从中读取相关内容进行同步。JournalNodes 只允许一个 NameNode 进行写入操作，如果 Active 失效，Standby 将自动获得写入权。

• Shared NFS Directory 方式：通过挂接一个主从 NameNode 节点都拥有读写权限的共享文件夹的方式进行同步。Active 一方不断将 EditsLog 写入该文件夹，而 Standby 则监视该文件的同时同步到自己的 Namesapce 中。