一、概述

HDFS集群以Master-Slave模式运行，主要有两类节点：一个Namenode(即Master)和多个Datanode(即Slave)。

HDFS Architecture：

二、Namenode

Namenode 管理者文件系统的Namespace。它维护着文件系统树(filesystem tree)以及文件树中所有的文件和文件夹的元数据(metadata)。管理这些信息的文件有两个，分别是Namespace 镜像文件(Namespace image)和操作日志文件(edit log)，这些信息被Cache在RAM中，当然，这两个文件也会被持久化存储在本地硬盘。Namenode记录着每个文件中各个块所在的数据节点的位置信息，但是他并不持久化存储这些信息，因为这些信息会在系统启动时从数据节点重建。

Namenode结构图课抽象为如图：

客户端(client)代表用户与namenode和datanode交互来访问整个文件系统。客户端提供了一些列的文件系统接口，因此我们在编程时，几乎无须知道datanode和namenode，即可完成我们所需要的功能。

三、Namenode容错机制

没有Namenode，HDFS就不能工作。事实上，如果运行namenode的机器坏掉的话，系统中的文件将会完全丢失，因为没有其他方法能够将位于不同datanode上的文件块(blocks)重建文件。因此，namenode的容错机制非常重要，Hadoop提供了两种机制。

第一种方式是将持久化存储在本地硬盘的文件系统元数据备份。Hadoop可以通过配置来让Namenode将他的持久化状态文件写到不同的文件系统中。这种写操作是同步并且是原子化的。比较常见的配置是在将持久化状态写到本地硬盘的同时，也写入到一个远程挂载的网络文件系统。

第二种方式是运行一个辅助的Namenode(Secondary Namenode)。 事实上Secondary Namenode并不能被用作Namenode它的主要作用是定期的将Namespace镜像与操作日志文件(edit log)合并，以防止操作日志文件(edit log)变得过大。通常，Secondary Namenode 运行在一个单独的物理机上，因为合并操作需要占用大量的CPU时间以及和Namenode相当的内存。辅助Namenode保存着合并后的Namespace镜像的一个备份，万一哪天Namenode宕机了，这个备份就可以用上了。

但是辅助Namenode总是落后于主Namenode，所以在Namenode宕机时，数据丢失是不可避免的。在这种情况下，一般的，要结合第一种方式中提到的远程挂载的网络文件系统(NFS)中的Namenode的元数据文件来使用，把NFS中的Namenode元数据文件，拷贝到辅助Namenode，并把辅助Namenode作为主Namenode来运行。

四、DataNode

Datanode是文件系统的工作节点，他们根据客户端或者是namenode的调度存储和检索数据，并且定期向namenode发送他们所存储的块(block)的列表。

集群中的每个服务器都运行一个DataNode后台程序，这个后台程序负责把HDFS数据块读写到本地的文件系统。当需要通过客户端读/写某个 数据时，先由NameNode告诉客户端去哪个DataNode进行具体的读/写操作，然后，客户端直接与这个DataNode服务器上的后台程序进行通 信，并且对相关的数据块进行读/写操作。

五、Secondary NameNode介绍

Secondary  NameNode是一个用来监控HDFS状态的辅助后台程序。就想NameNode一样，每个集群都有一个Secondary  NameNode，并且部署在一个单独的服务器上。Secondary  NameNode不同于NameNode，它不接受或者记录任何实时的数据变化，但是，它会与NameNode进行通信，以便定期地保存HDFS元数据的 快照。由于NameNode是单点的，通过Secondary  NameNode的快照功能，可以将NameNode的宕机时间和数据损失降低到最小。同时，如果NameNode发生问题，Secondary  NameNode可以及时地作为备用NameNode使用。

5.1

NameNode的目录结构如下：

${dfs.name.dir}/current/VERSION

/edits

/fsimage

/fstime

5.2

Secondary NameNode的目录结构如下：

${fs.checkpoint.dir}/current/VERSION

/edits

/fsimage

/fstime

/previous.checkpoint/VERSION

/edits

/fsimage

/fstime

如上图，Secondary NameNode主要是做Namespace image和Edit log合并的。

那么这两种文件是做什么的？当客户端执行写操作，则NameNode会在edit log记录下来，(我感觉这个文件有些像Oracle的online redo logo file)并在内存中保存一份文件系统的元数据。

Namespace image(fsimage)文件是文件系统元数据的持久化检查点，不会在写操作后马上更新，因为fsimage写非常慢(这个有比较像datafile)。

由于Edit log不断增长，在NameNode重启时，会造成长时间NameNode处于安全模式，不可用状态，是非常不符合Hadoop的设计初衷。所以要周期性合并Edit log，但是这个工作由NameNode来完成，会占用大量资源，这样就出现了Secondary NameNode，它可以进行image检查点的处理工作。步骤如下：

(1)       Secondary NameNode请求NameNode进行edit log的滚动(即创建一个新的edit log)，将新的编辑操作记录到新生成的edit log文件；

(2)       通过http get方式，读取NameNode上的fsimage和edits文件，到Secondary NameNode上；

(3)       读取fsimage到内存中，即加载fsimage到内存，然后执行edits中所有操作(类似OracleDG，应用redo log)，并生成一个新的fsimage文件，即这个检查点被创建；

(4)       通过http post方式，将新的fsimage文件传送到NameNode；

(5)       NameNode使用新的fsimage替换原来的fsimage文件，让(1)创建的edits替代原来的edits文件；并且更新fsimage文件的检查点时间。

整个处理过程完成。

Secondary NameNode的处理，是将fsimage和edites文件周期的合并，不会造成nameNode重启时造成长时间不可访问的情况。

NameNode，DataNode和Client之间的通信方式介绍：在hadoop系统中，master/slaves/client的对应关系是：master---namenode；slaves---datanode；client---dfsclient；那究竟是通过什么样的方式进行通信的呢，在这里从大体介绍一下：简单地讲：client和namenode之间是通过rpc通信；datanode和namenode之间是通过rpc通信；client和datanode之间是通过简单的socket通信。