hadoop(NameNode和SecondaryNameNode)

NN和2NN工作机制

思考: 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的磁盘中，因为经常需要进行随机访问，还有相应客户请求，必然是效率过低；因此，元数据需要存放在内存中，但是如果只存放在内存中，一旦断电，内存中的元数据就会丢失，整个集群就挂了。为了解决这个问题，Hadoop中就产生了在磁盘中备份元数据的FSImage。
但是，这种解决方案又带来了新的问题：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，就会出现一致性问题，一旦NameNode节点断电，就会产生数据丢失。因此，又引入了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。
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，会因为Edits数据太多，导致元数据恢复需要的时间过长，因此，需要定期进行FSImage和Edits的合并，如果这个操作由NameNode节点自己完成，就会让NameNode的执行效率降低。因此,引入一个新的节点SecondaryNameNode，专门用于FSImage和Edits的合并

NameNode工作机制

图中黑色的步骤是第一阶段，紫色的是第二阶段

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(Edits)和镜像文件(FSImage)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Edits。

NameNode在内存中对数据进行增删改。

第二阶段：Scondary NameNode工作

Secondary NameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接收到NameNode是否检查的结果。

Secondary NameNode请求执行CheckPoint。

NameNode复制一份新的Edits文件；这样就不会使得Edits文件因为Secondary NameNode而有一段时间停止写入

将旧的的编辑日志和镜像文件拷贝到Secondary NameNode。

Secondary NameNode模仿NameNode的启动过程：加载编辑日志和镜像文件到自己的内存，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。

ckeckpoint的条件

定时时间到

Edits文件满了

刚启动hadoop时

NN和2NN工作机制详解

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）。

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。
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。

为什么2NN不能成为NN的热备？
答：按理2NN和NN的内存都是一样的，因为2NN都是copyNN的；但是最重要的是NN始终有未合并的Edits文件，这一部分始终是2NN所没有的，所以2NN不能成为NN的热备份

FSImage和Edits解析

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。
Edits更新后旧的Edits不会被删除,会一直存在

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inode的序列化信息。
默认存在两个FSImage文件，一个最新的，一个是上一个旧的。

seen_txid：

seen_txid文件保存的是一个数字，就是最后一个edits_的数字

VERSION:

格式化HDFS产生的ID，如果NameNode的clusterID和DataNode的不同，就会出现DataNode不能加入集群的情况

每次NameNode启动的时候都会将Fsimage文件读入内存，加载Edits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。

oiv查看FSImage文件

查看oiv和oev命令

基本语法

hdfs oiv -p 文件类型 -i 镜像文件 -o 转换后文件输出路径

实例实操

xml文件格式化后，部分显示结果如下

思考： FSImage中没有记录块所对应的DataNode，为什么？
答：在集群启动后，要求DataNode上报数据块信息，并间隔一段时间再次上报

oev查看Edits文件
基本语法

hdfs oev -p 文件类型 -i编辑日志 -o 转换后文件输出路径

将显示的xml格式化后部分显示结果：