NameNode和SecondaryNameNode角色功能分析

0、关于HDFS的角色

在HDFS集群中，根据HDFS的组织架构，可以看出主要的角色包括Client、NameNode、DataNode、SecondaryNameNode ~

• Client：客户端

  • 文件切分：文件上传至HDFS集群时，Client将文件切分成一个个Block上传；
  • 与NameNode交互，获取文件的定位信息；
  • 与DataNode交互，读取或者写入数据；
  • Client提供一些命令来管理HDFS，例如初次启动时格式化NameNode；
  • Client有一系列的命令访问HDFS，比如对HDFS中的文件增删改查

• NameNode：集群的Master，相当于集群的管理者

  • 管理HDFS的名称空间；
  • 配置副本策略；
  • 管理数据块的映射信息；
  • 处理客户端的读写请求

• DataNode：集群的Slave，NameNode下达指令，DataNode执行实际的操作

  • 存储实际的数据块（Block）;
  • 执行数据的读写操作

• SecondaryNameNode：并非NamNode的热备。当NameNode节点宕机的时候，无法替换NameNode

  • 辅助NameNode，例如定期合并Fsimage和Edits，并将其推送给NameNode;
  • 辅助恢复NameNode

1、NN和2NN工作机制

问题引出：NameNode中的元数据是存储在哪里的？

首先，我们做个假设，如果存储在NameNode节点的磁盘中，因为经常需要进行随机访问，还有响应客户请求，必然是效率过低。因此，元数据需要存放在内存中。但如果只存在内存中，一旦断电，元数据丢失，整个集群就无法工作了。因此产生在磁盘中备份元数据的Fsimage。

这样又会带来新的问题，当在内存中的元数据更新时，如果同时更新Fsimage，就会导致效率过低，但如果不更新，就会发生一致性问题，一旦NameNode节点断电，就会产生数据丢失。因此，引入Edits文件(只进行追加操作，效率很高)。每当元数据有更新或者添加元数据时，修改内存中的元数据并追加到Edits中。这样，一旦NameNode节点断电，可以通过FsImage和Edits的合并，合成元数据。

注：（后面详解）

• Fsimage：NameNode内存中元数据序列化后形成的文件
• Edits：记录客户端更新元数据信息的每一步操作（可通过Edits运算出元数据）

但是，如果长时间添加数据到Edits中，会导致该文件数据过大，效率降低，而且一旦断电，恢复元数据需要的时间过长。因此，需要定期进行Fsimage和Edits的合并。如果这个操作由NameNode节点完成，又会效率过低。因此，引入一个新的节点SecondaryNamenode，专门用于FsImage和Edits的合并。

• 第一阶段：NameNode 启动

  • 初次启动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Fsimage和Edits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在内存中对元数据进行增删改

• 第二阶段：SecondaryNameNode工作

  • SecondaryNameNode询问NameNode是否需要CheckPoint，直接带回NameNode是否检出结果；
  • SecondaryNameNode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SecondaryNameNode；
  • SecondaryNameNode加载编辑日志和镜像文件到内存合并；
  • 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

总结：

NameNode启动时，先滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress，然后加载Edits和Fsimage到内存中，此时NameNode内存就持有最新的元数据信息。Client开始对NameNode发送元数据的增删改的请求，这些请求的操作首先会被记录到edits.inprogress中（查询元数据的操作不会被记录在Edits中，因为查询操作不会更改元数据信息），如果此时NameNode挂掉，重启后会从Edits中读取元数据的信息。然后，NameNode会在内存中执行元数据的增删改的操作。此时，保证了内存中的元数据信息时最新的。

由于Edits中记录的操作会越来越多，Edits文件会越来越大，导致NameNode在启动加载Edits时会很慢，所以需要对Edits和Fsimage进行合并（所谓合并，就是将Edits和Fsimage加载到内存中，照着Edits中的操作一步步执行，最终形成新的Fsimage）。SecondaryNameNode的作用就是帮助NameNode进行Edits和Fsimage的合并工作。

SecondaryNameNode首先会询问NameNode是否需要CheckPoint（触发CheckPoint需要满足两个条件中的任意一个，定时时间到和Edits中数据写满了）。直接带回NameNode是否检查结果。SecondaryNameNode执行CheckPoint操作，首先会让NameNode滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress，滚动Edits的目的是给Edits打个标记，以后所有新的操作都写入edits.inprogress，其他未合并的Edits和Fsimage会拷贝到SecondaryNameNode的本地，然后将拷贝的Edits和Fsimage加载到内存中进行合并，生成fsimage.chkpoint，然后将fsimage.chkpoint拷贝给NameNode，重命名为Fsimage后替换掉原来的Fsimage。NameNode在启动时就只需要加载之前未合并的Edits和Fsimage即可，因为合并过的Edits中的元数据信息已经被记录在Fsimage中。

2、CheckPoint 时机设置

2.1 通常情况下，SecondaryNameNode每隔一小时执行一次 [hdfs-default.xml]

<property>
  <name>dfs.namenode.checkpoint.period</name>
  <value>3600s</value>
</property>

2.2 一分钟检查一次操作次数，当操作次数达到1百万时，SecondaryNameNode执行一次检出合并

<property>
  <name>dfs.namenode.checkpoint.txns</name>
  <value>1000000</value>
<description>操作动作次数</description>
</property>

<property>
  <name>dfs.namenode.checkpoint.check.period</name>
  <value>60s</value>
<description> 1分钟检查一次操作次数</description>
</property >

总结：Edits和Fsimage，可以类比Redis的AOF和RDB文件，到了HBase那边也有类似的操作。天下文章一大抄，策略基本都是如此~