快速瞭解HDFS、NameNode和DataNode
概覽
HDFS特點：
① 儲存多個副本，且提供容錯機制，副本丟失或宕機自動恢復。預設存3份。
② 執行在廉價的機器上。
③ 適合大資料的處理。因為小檔案也佔用一個塊，小檔案越多（1000個1k檔案）塊越 多，NameNode壓力越大。
如：將一個大檔案分成三塊A、B、C的儲存方式
PS：資料複製原則：
除了最後一個塊之外的檔案中的所有塊都是相同的大小。
HDFS的放置策略：
是將一個副本放在本地機架中的一個節點上，另一個位於不同（遠端）機架中的節點上，而最後一個位於不同節點上遠端機架。
涉及到的屬性：
塊大小：Hadoop1版本里預設為64M，Hadoop2版本里預設為128M
複製因子：每個檔案加上其檔案副本的份數
HDFS的基本結構
如上圖所示，HDFS基本結構分NameNode、SecondaryNameNode、DataNode這幾個。
NameNode：是Master節點，有點類似Linux裡的根目錄。管理資料塊對映；處理客戶端的讀寫請求；配置副本策略；管理HDFS的名稱空間；
SecondaryNameNode：儲存著NameNode的部分資訊（不是全部資訊NameNode宕掉之後恢復資料用），是NameNode的冷備份；合併fsimage和edits然後再發給namenode。（防止edits過大的一種解決方案）
DataNode
熱備份：b是a的熱備份，如果a壞掉。那麼b馬上執行代替a的工作。
冷備份：b是a的冷備份，如果a壞掉。那麼b不能馬上代替a工作。但是b上儲存a的一些資訊，減少a壞掉之後的損失。
fsimage:元資料映象檔案（檔案系統的目錄樹。）
edits：元資料的操作日誌（針對檔案系統做的修改操作記錄）
namenode記憶體中儲存的是=fsimage+edits。
NameNode詳解
作用：
Namenode起一個統領的作用，使用者通過namenode來實現對其他資料的訪問和操作，類似於root根目錄的感覺。
Namenode包含：目錄與資料塊之間的關係（靠fsimage和edits來實現），資料塊和節點之間的關係
fsimage檔案與edits檔案是Namenode結點上的核心檔案。
Namenode中僅僅儲存目錄樹資訊，而關於BLOCK的位置資訊則是從各個Datanode上傳到Namenode上的。
Namenode的目錄樹資訊就是物理的儲存在fsimage這個檔案中的，當Namenode啟動的時候會首先讀取fsimage這個檔案，將目錄樹資訊裝載到記憶體中。
而edits儲存的是日誌資訊，在Namenode啟動後所有對目錄結構的增加，刪除，修改等操作都會記錄到edits檔案中，並不會同步的記錄在fsimage中。
而當Namenode結點關閉的時候，也不會將fsimage與edits檔案進行合併，這個合併的過程實際上是發生在Namenode啟動的過程中。
也就是說，當Namenode啟動的時候，首先裝載fsimage檔案，然後在應用edits檔案，最後還會將最新的目錄樹資訊更新到新的fsimage檔案中，然後啟用新的edits檔案。
整個流程是沒有問題的，但是有個小瑕疵，就是如果Namenode在啟動後發生的改變過多，會導致edits檔案變得非常大，大得程度與Namenode的更新頻率有關係。
那麼在下一次Namenode啟動的過程中，讀取了fsimage檔案後，會應用這個無比大的edits檔案，導致啟動時間變長，並且不可控，可能需要啟動幾個小時也說不定。
Namenode的edits檔案過大的問題，也就是SecondeNamenode要解決的主要問題。
SecondNamenode會按照一定規則被喚醒，然後進行fsimage檔案與edits檔案的合併，防止edits檔案過大，導致Namenode啟動時間過長。
DataNode詳解
DataNode在HDFS中真正儲存資料。
首先解釋塊（block）的概念：
- DataNode在儲存資料的時候是按照block為單位讀寫資料的。block是hdfs讀寫資料的基本單位。
- 假設檔案大小是100GB，從位元組位置0開始，每128MB位元組劃分為一個block，依此類推，可以劃分出很多的block。每個block就是128MB大小。
- block本質上是一個 邏輯概念，意味著block裡面不會真正的儲存資料，只是劃分檔案的。
- block裡也會存副本，副本優點是安全，缺點是佔空間
SecondaryNode
執行過程：從NameNode上 下載元資料資訊（fsimage,edits），然後把二者合併，生成新的fsimage，在本地儲存，並將其推送到NameNode，同時重置NameNode的edits.
工作原理（轉自“大牛筆記”的部落格，由於實現是清晰，受益很大，在此不做改動）
寫操作：
有一個檔案FileA，100M大小。Client將FileA寫入到HDFS上。
HDFS按預設配置。
HDFS分佈在三個機架上Rack1，Rack2，Rack3。
a. Client將FileA按64M分塊。分成兩塊，block1和Block2;
b. Client向nameNode傳送寫資料請求，如圖藍色虛線①------>。
c. NameNode節點，記錄block資訊。並返回可用的DataNode，如粉色虛線②--------->。
Block1: host2,host1,host3
Block2: host7,host8,host4
原理：
NameNode具有RackAware機架感知功能，這個可以配置。
若client為DataNode節點，那儲存block時，規則為：副本1，同client的節點上；副本2，不同機架節點上；副本3，同第二個副本機架的另一個節點上；其他副本隨機挑選。
若client不為DataNode節點，那儲存block時，規則為：副本1，隨機選擇一個節點上；副本2，不同副本1，機架上；副本3，同副本2相同的另一個節點上；其他副本隨機挑選。
d. client向DataNode傳送block1；傳送過程是以流式寫入。
流式寫入過程，
1>將64M的block1按64k的package劃分;
2>然後將第一個package傳送給host2;
3>host2接收完後，將第一個package傳送給host1，同時client想host2傳送第二個package；
4>host1接收完第一個package後，傳送給host3，同時接收host2發來的第二個package。
5>以此類推，如圖紅線實線所示，直到將block1傳送完畢。
6>host2,host1,host3向NameNode，host2向Client傳送通知，說“訊息傳送完了”。如圖粉紅顏色實線所示。
7>client收到host2發來的訊息後，向namenode傳送訊息，說我寫完了。這樣就真完成了。如圖黃色粗實線
8>傳送完block1後，再向host7，host8，host4傳送block2，如圖藍色實線所示。
9>傳送完block2後，host7,host8,host4向NameNode，host7向Client傳送通知，如圖淺綠色實線所示。
10>client向NameNode傳送訊息，說我寫完了，如圖黃色粗實線。。。這樣就完畢了。
分析，通過寫過程，我們可以瞭解到：
①寫1T檔案，我們需要3T的儲存，3T的網路流量貸款。
②在執行讀或寫的過程中，NameNode和DataNode通過HeartBeat進行儲存通訊，確定DataNode活著。如果發現DataNode死掉了，就將死掉的DataNode上的資料，放到其他節點去。讀取時，要讀其他節點去。
③掛掉一個節點，沒關係，還有其他節點可以備份；甚至，掛掉某一個機架，也沒關係；其他機架上，也有備份。
讀操作：
讀操作就簡單一些了，如圖所示，client要從datanode上，讀取FileA。而FileA由block1和block2組成。
那麼，讀操作流程為：
a. client向namenode傳送讀請求。
b. namenode檢視Metadata資訊，返回fileA的block的位置。
block1:host2,host1,host3
block2:host7,host8,host4
c. block的位置是有先後順序的，先讀block1，再讀block2。而且block1去host2上讀取；然後block2，去host7上讀取；
上面例子中，client位於機架外，那麼如果client位於機架內某個DataNode上，例如,client是host6。那麼讀取的時候，遵循的規律是：
優選讀取本機架上的資料。
運算和儲存在同一個伺服器中，每一個伺服器都可以是本地伺服器
補充
元資料
元資料被定義為：描述資料的資料，對資料及資訊資源的描述性資訊。（類似於Linux中的i節點）
以 “blk_”開頭的檔案就是 儲存資料的block。這裡的命名是有規律的，除了block檔案外，還有後 綴是“meta”的檔案 ，這是block的源資料檔案，存放一些元資料資訊。
資料複製
NameNode做出關於塊複製的所有決定。它週期性地從叢集中的每個DataNode接收到一個心跳和一個阻塞報告。收到心跳意味著DataNode正常執行。Blockreport包含DataNode上所有塊的列表。