Hadoop分布式文件系統(tǒng)：架構(gòu)和設(shè)計(jì)要點(diǎn)
原文：http://hadoop.apache.org/core/docs/current/hdfs_design.html
一、前提和設(shè)計(jì)目標(biāo)
1、硬件錯(cuò)誤是常態(tài)，而非異常情況，HDFS可能是有成百上千的server組成，任何一個(gè)組件都有可能一直失效，因此錯(cuò)誤檢測和快速、自動的恢復(fù)是HDFS的核心架構(gòu)目標(biāo)。
2、跑在HDFS上的應(yīng)用與一般的應(yīng)用不同，它們主要是以流式讀為主，做批量處理；比之關(guān)注數(shù)據(jù)訪問的低延遲問題，更關(guān)鍵的在于數(shù)據(jù)訪問的高吞吐量。
3、HDFS以支持大數(shù)據(jù)集合為目標(biāo)，一個(gè)存儲在上面的典型文件大小一般都在千兆至T字節(jié)，一個(gè)單一HDFS實(shí)例應(yīng)該能支撐數(shù)以千萬計(jì)的文件。
4、 HDFS應(yīng)用對文件要求的是write-one-read-many訪問模型。一個(gè)文件經(jīng)過創(chuàng)建、寫，關(guān)閉之后就不需要改變。這一假設(shè)簡化了數(shù)據(jù)一致性問題，使高吞吐量的數(shù)據(jù)訪問成為可能。典型的如MapReduce框架，或者一個(gè)web crawler應(yīng)用都很適合這個(gè)模型。
5、移動計(jì)算的代價(jià)比之移動數(shù)據(jù)的代價(jià)低。一個(gè)應(yīng)用請求的計(jì)算，離它操作的數(shù)據(jù)越近就越高效，這在數(shù)據(jù)達(dá)到海量級別的時(shí)候更是如此。將計(jì)算移動到數(shù)據(jù)附近，比之將數(shù)據(jù)移動到應(yīng)用所在顯然更好，HDFS提供給應(yīng)用這樣的接口。
6、在異構(gòu)的軟硬件平臺間的可移植性。

二、Namenode和Datanode
    HDFS采用master/slave架構(gòu)。一個(gè)HDFS集群是有一個(gè)Namenode和一定數(shù)目的Datanode組成。Namenode是一個(gè)中心服務(wù)器，負(fù)責(zé)管理文件系統(tǒng)的namespace和客戶端對文件的訪問。Datanode在集群中一般是一個(gè)節(jié)點(diǎn)一個(gè)，負(fù)責(zé)管理節(jié)點(diǎn)上它們附帶的存儲。在內(nèi)部，一個(gè)文件其實(shí)分成一個(gè)或多個(gè)block，這些block存儲在Datanode集合里。Namenode執(zhí)行文件系統(tǒng)的namespace操作，例如打開、關(guān)閉、重命名文件和目錄，同時(shí)決定block到具體Datanode節(jié)點(diǎn)的映射。Datanode在Namenode的指揮下進(jìn)行block的創(chuàng)建、刪除和復(fù)制。Namenode和Datanode都是設(shè)計(jì)成可以跑在普通的廉價(jià)的運(yùn)行linux的機(jī)器上。HDFS采用java語言開發(fā)，因此可以部署在很大范圍的機(jī)器上。一個(gè)典型的部署場景是一臺機(jī)器跑一個(gè)單獨(dú)的Namenode節(jié)點(diǎn)，集群中的其他機(jī)器各跑一個(gè)Datanode實(shí)例。這個(gè)架構(gòu)并不排除一臺機(jī)器上跑多個(gè)Datanode，不過這比較少見。

單一節(jié)點(diǎn)的Namenode大大簡化了系統(tǒng)的架構(gòu)。Namenode負(fù)責(zé)保管和管理所有的HDFS元數(shù)據(jù)，因而用戶數(shù)據(jù)就不需要通過Namenode（也就是說文件數(shù)據(jù)的讀寫是直接在Datanode上）。

三、文件系統(tǒng)的namespace
   HDFS支持傳統(tǒng)的層次型文件組織，與大多數(shù)其他文件系統(tǒng)類似，用戶可以創(chuàng)建目錄，并在其間創(chuàng)建、刪除、移動和重命名文件。HDFS不支持user quotas和訪問權(quán)限，也不支持鏈接（link)，不過當(dāng)前的架構(gòu)并不排除實(shí)現(xiàn)這些特性。Namenode維護(hù)文件系統(tǒng)的namespace，任何對文件系統(tǒng)namespace和文件屬性的修改都將被Namenode記錄下來。應(yīng)用可以設(shè)置HDFS保存的文件的副本數(shù)目，文件副本的數(shù)目稱為文件的 replication因子，這個(gè)信息也是由Namenode保存。

四、數(shù)據(jù)復(fù)制
    HDFS被設(shè)計(jì)成在一個(gè)大集群中可以跨機(jī)器地可靠地存儲海量的文件。它將每個(gè)文件存儲成block序列，除了最后一個(gè)block，所有的block都是同樣的大小。文件的所有block為了容錯(cuò)都會被復(fù)制。每個(gè)文件的block大小和replication因子都是可配置的。Replication因子可以在文件創(chuàng)建的時(shí)候配置，以后也可以改變。HDFS中的文件是write-one，并且嚴(yán)格要求在任何時(shí)候只有一個(gè)writer。Namenode全權(quán)管理block的復(fù)制，它周期性地從集群中的每個(gè)Datanode接收心跳包和一個(gè)Blockreport。心跳包的接收表示該Datanode節(jié)點(diǎn)正常工作，而Blockreport包括了該Datanode上所有的block組成的列表。

1、副本的存放，副本的存放是HDFS可靠性和性能的關(guān)鍵。HDFS采用一種稱為rack-aware的策略來改進(jìn)數(shù)據(jù)的可靠性、有效性和網(wǎng)絡(luò)帶寬的利用。這個(gè)策略實(shí)現(xiàn)的短期目標(biāo)是驗(yàn)證在生產(chǎn)環(huán)境下的表現(xiàn)，觀察它的行為，構(gòu)建測試和研究的基礎(chǔ)，以便實(shí)現(xiàn)更先進(jìn)的策略。龐大的HDFS實(shí)例一般運(yùn)行在多個(gè)機(jī)架的計(jì)算機(jī)形成的集群上，不同機(jī)架間的兩臺機(jī)器的通訊需要通過交換機(jī)，顯然通常情況下，同一個(gè)機(jī)架內(nèi)的兩個(gè)節(jié)點(diǎn)間的帶寬會比不同機(jī)架間的兩臺機(jī)器的帶寬大。
    通過一個(gè)稱為Rack Awareness的過程，Namenode決定了每個(gè)Datanode所屬的rack id。一個(gè)簡單但沒有優(yōu)化的策略就是將副本存放在單獨(dú)的機(jī)架上。這樣可以防止整個(gè)機(jī)架（非副本存放）失效的情況，并且允許讀數(shù)據(jù)的時(shí)候可以從多個(gè)機(jī)架讀取。這個(gè)簡單策略設(shè)置可以將副本分布在集群中，有利于組件失敗情況下的負(fù)載均衡。但是，這個(gè)簡單策略加大了寫的代價(jià)，因?yàn)橐粋€(gè)寫操作需要傳輸block到多個(gè)機(jī)架。
    在大多數(shù)情況下，replication因子是3，HDFS的存放策略是將一個(gè)副本存放在本地機(jī)架上的節(jié)點(diǎn)，一個(gè)副本放在同一機(jī)架上的另一個(gè)節(jié)點(diǎn)，最后一個(gè)副本放在不同機(jī)架上的一個(gè)節(jié)點(diǎn)。機(jī)架的錯(cuò)誤遠(yuǎn)遠(yuǎn)比節(jié)點(diǎn)的錯(cuò)誤少，這個(gè)策略不會影響到數(shù)據(jù)的可靠性和有效性。三分之一的副本在一個(gè)節(jié)點(diǎn)上，三分之二在一個(gè)機(jī)架上，其他保存在剩下的機(jī)架中，這一策略改進(jìn)了寫的性能。

2、副本的選擇，為了降低整體的帶寬消耗和讀延時(shí)，HDFS會盡量讓reader讀最近的副本。如果在reader的同一個(gè)機(jī)架上有一個(gè)副本，那么就讀該副本。如果一個(gè)HDFS集群跨越多個(gè)數(shù)據(jù)中心，那么reader也將首先嘗試讀本地?cái)?shù)據(jù)中心的副本。

3、SafeMode
    Namenode啟動后會進(jìn)入一個(gè)稱為SafeMode的特殊狀態(tài)，處在這個(gè)狀態(tài)的Namenode是不會進(jìn)行數(shù)據(jù)塊的復(fù)制的。Namenode從所有的 Datanode接收心跳包和Blockreport。Blockreport包括了某個(gè)Datanode所有的數(shù)據(jù)塊列表。每個(gè)block都有指定的最小數(shù)目的副本。當(dāng)Namenode檢測確認(rèn)某個(gè)Datanode的數(shù)據(jù)塊副本的最小數(shù)目，那么該Datanode就會被認(rèn)為是安全的；如果一定百分比（這個(gè)參數(shù)可配置）的數(shù)據(jù)塊檢測確認(rèn)是安全的，那么Namenode將退出SafeMode狀態(tài)，接下來它會確定還有哪些數(shù)據(jù)塊的副本沒有達(dá)到指定數(shù)目，并將這些block復(fù)制到其他Datanode。

五、文件系統(tǒng)元數(shù)據(jù)的持久化
    Namenode存儲HDFS的元數(shù)據(jù)。對于任何對文件元數(shù)據(jù)產(chǎn)生修改的操作，Namenode都使用一個(gè)稱為Editlog的事務(wù)日志記錄下來。例如，在HDFS中創(chuàng)建一個(gè)文件，Namenode就會在Editlog中插入一條記錄來表示；同樣，修改文件的replication因子也將往 Editlog插入一條記錄。Namenode在本地OS的文件系統(tǒng)中存儲這個(gè)Editlog。整個(gè)文件系統(tǒng)的namespace，包括block到文件的映射、文件的屬性，都存儲在稱為FsImage的文件中，這個(gè)文件也是放在Namenode所在系統(tǒng)的文件系統(tǒng)上。
    Namenode在內(nèi)存中保存著整個(gè)文件系統(tǒng)namespace和文件Blockmap的映像。這個(gè)關(guān)鍵的元數(shù)據(jù)設(shè)計(jì)得很緊湊，因而一個(gè)帶有4G內(nèi)存的 Namenode足夠支撐海量的文件和目錄。當(dāng)Namenode啟動時(shí)，它從硬盤中讀取Editlog和FsImage，將所有Editlog中的事務(wù)作用（apply)在內(nèi)存中的FsImage ，并將這個(gè)新版本的FsImage從內(nèi)存中flush到硬盤上,然后再truncate這個(gè)舊的Editlog，因?yàn)檫@個(gè)舊的Editlog的事務(wù)都已經(jīng)作用在FsImage上了。這個(gè)過程稱為checkpoint。在當(dāng)前實(shí)現(xiàn)中，checkpoint只發(fā)生在Namenode啟動時(shí)，在不久的將來我們將實(shí)現(xiàn)支持周期性的checkpoint。
    Datanode并不知道關(guān)于文件的任何東西，除了將文件中的數(shù)據(jù)保存在本地的文件系統(tǒng)上。它把每個(gè)HDFS數(shù)據(jù)塊存儲在本地文件系統(tǒng)上隔離的文件中。 Datanode并不在同一個(gè)目錄創(chuàng)建所有的文件，相反，它用啟發(fā)式地方法來確定每個(gè)目錄的最佳文件數(shù)目，并且在適當(dāng)?shù)臅r(shí)候創(chuàng)建子目錄。在同一個(gè)目錄創(chuàng)建所有的文件不是最優(yōu)的選擇，因?yàn)楸镜匚募到y(tǒng)可能無法高效地在單一目錄中支持大量的文件。當(dāng)一個(gè)Datanode啟動時(shí)，它掃描本地文件系統(tǒng)，對這些本地文件產(chǎn)生相應(yīng)的一個(gè)所有HDFS數(shù)據(jù)塊的列表，然后發(fā)送報(bào)告到Namenode，這個(gè)報(bào)告就是Blockreport。

六、通訊協(xié)議
    所有的HDFS通訊協(xié)議都是構(gòu)建在TCP/IP協(xié)議上。客戶端通過一個(gè)可配置的端口連接到Namenode，通過ClientProtocol與 Namenode交互。而Datanode是使用DatanodeProtocol與Namenode交互。從ClientProtocol和 Datanodeprotocol抽象出一個(gè)遠(yuǎn)程調(diào)用(RPC），在設(shè)計(jì)上，Namenode不會主動發(fā)起RPC，而是是響應(yīng)來自客戶端和 Datanode 的RPC請求。

七、健壯性
    HDFS的主要目標(biāo)就是實(shí)現(xiàn)在失敗情況下的數(shù)據(jù)存儲可靠性。常見的三種失敗：Namenode failures, Datanode failures和網(wǎng)絡(luò)分割（network partitions)。
1、硬盤數(shù)據(jù)錯(cuò)誤、心跳檢測和重新復(fù)制
    每個(gè)Datanode節(jié)點(diǎn)都向Namenode周期性地發(fā)送心跳包。網(wǎng)絡(luò)切割可能導(dǎo)致一部分Datanode跟Namenode失去聯(lián)系。 Namenode通過心跳包的缺失檢測到這一情況，并將這些Datanode標(biāo)記為dead，不會將新的IO請求發(fā)給它們。寄存在dead Datanode上的任何數(shù)據(jù)將不再有效。Datanode的死亡可能引起一些block的副本數(shù)目低于指定值，Namenode不斷地跟蹤需要復(fù)制的 block，在任何需要的情況下啟動復(fù)制。在下列情況可能需要重新復(fù)制：某個(gè)Datanode節(jié)點(diǎn)失效，某個(gè)副本遭到損壞，Datanode上的硬盤錯(cuò)誤，或者文件的replication因子增大。

2、集群均衡
   HDFS支持?jǐn)?shù)據(jù)的均衡計(jì)劃，如果某個(gè)Datanode節(jié)點(diǎn)上的空閑空間低于特定的臨界點(diǎn)，那么就會啟動一個(gè)計(jì)劃自動地將數(shù)據(jù)從一個(gè)Datanode搬移到空閑的Datanode。當(dāng)對某個(gè)文件的請求突然增加，那么也可能啟動一個(gè)計(jì)劃創(chuàng)建該文件新的副本，并分布到集群中以滿足應(yīng)用的要求。這些均衡計(jì)劃目前還沒有實(shí)現(xiàn)。

3、數(shù)據(jù)完整性
  從某個(gè)Datanode獲取的數(shù)據(jù)塊有可能是損壞的，這個(gè)損壞可能是由于Datanode的存儲設(shè)備錯(cuò)誤、網(wǎng)絡(luò)錯(cuò)誤或者軟件bug造成的。HDFS客戶端軟件實(shí)現(xiàn)了HDFS文件內(nèi)容的校驗(yàn)和。當(dāng)某個(gè)客戶端創(chuàng)建一個(gè)新的HDFS文件，會計(jì)算這個(gè)文件每個(gè)block的校驗(yàn)和，并作為一個(gè)單獨(dú)的隱藏文件保存這些校驗(yàn)和在同一個(gè)HDFS namespace下。當(dāng)客戶端檢索文件內(nèi)容，它會確認(rèn)從Datanode獲取的數(shù)據(jù)跟相應(yīng)的校驗(yàn)和文件中的校驗(yàn)和是否匹配，如果不匹配，客戶端可以選擇從其他Datanode獲取該block的副本。

4、元數(shù)據(jù)磁盤錯(cuò)誤
    FsImage和Editlog是HDFS的核心數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。這些文件如果損壞了，整個(gè)HDFS實(shí)例都將失效。因而，Namenode可以配置成支持維護(hù)多個(gè)FsImage和Editlog的拷貝。任何對FsImage或者Editlog的修改，都將同步到它們的副本上。這個(gè)同步操作可能會降低 Namenode每秒能支持處理的namespace事務(wù)。這個(gè)代價(jià)是可以接受的，因?yàn)?/span>HDFS是數(shù)據(jù)密集的，而非元數(shù)據(jù)密集。當(dāng)Namenode重啟的時(shí)候，它總是選取最近的一致的FsImage和Editlog使用。
   Namenode在HDFS是單點(diǎn)存在，如果Namenode所在的機(jī)器錯(cuò)誤，手工的干預(yù)是必須的。目前，在另一臺機(jī)器上重啟因故障而停止服務(wù)的Namenode這個(gè)功能還沒實(shí)現(xiàn)。

5、快照
   快照支持某個(gè)時(shí)間的數(shù)據(jù)拷貝，當(dāng)HDFS數(shù)據(jù)損壞的時(shí)候，可以恢復(fù)到過去一個(gè)已知正確的時(shí)間點(diǎn)。HDFS目前還不支持快照功能。

八、數(shù)據(jù)組織
1、數(shù)據(jù)塊
    兼容HDFS的應(yīng)用都是處理大數(shù)據(jù)集合的。這些應(yīng)用都是寫數(shù)據(jù)一次，讀卻是一次到多次，并且讀的速度要滿足流式讀。HDFS支持文件的write- once-read-many語義。一個(gè)典型的block大小是64MB，因而，文件總是按照64M切分成chunk，每個(gè)chunk存儲于不同的 Datanode
2、步驟
    某個(gè)客戶端創(chuàng)建文件的請求其實(shí)并沒有立即發(fā)給Namenode，事實(shí)上，HDFS客戶端會將文件數(shù)據(jù)緩存到本地的一個(gè)臨時(shí)文件。應(yīng)用的寫被透明地重定向到這個(gè)臨時(shí)文件。當(dāng)這個(gè)臨時(shí)文件累積的數(shù)據(jù)超過一個(gè)block的大小（默認(rèn)64M)，客戶端才會聯(lián)系Namenode。Namenode將文件名插入文件系統(tǒng)的層次結(jié)構(gòu)中，并且分配一個(gè)數(shù)據(jù)塊給它，然后返回Datanode的標(biāo)識符和目標(biāo)數(shù)據(jù)塊給客戶端。客戶端將本地臨時(shí)文件flush到指定的 Datanode上。當(dāng)文件關(guān)閉時(shí)，在臨時(shí)文件中剩余的沒有flush的數(shù)據(jù)也會傳輸?shù)街付ǖ?/span>Datanode，然后客戶端告訴Namenode文件已經(jīng)關(guān)閉。此時(shí)Namenode才將文件創(chuàng)建操作提交到持久存儲。如果Namenode在文件關(guān)閉前掛了，該文件將丟失。
   上述方法是對通過對HDFS上運(yùn)行的目標(biāo)應(yīng)用認(rèn)真考慮的結(jié)果。如果不采用客戶端緩存，由于網(wǎng)絡(luò)速度和網(wǎng)絡(luò)堵塞會對吞估量造成比較大的影響。

3、流水線復(fù)制
    當(dāng)某個(gè)客戶端向HDFS文件寫數(shù)據(jù)的時(shí)候，一開始是寫入本地臨時(shí)文件，假設(shè)該文件的replication因子設(shè)置為3，那么客戶端會從Namenode 獲取一張Datanode列表來存放副本。然后客戶端開始向第一個(gè)Datanode傳輸數(shù)據(jù)，第一個(gè)Datanode一小部分一小部分（4kb)地接收數(shù)據(jù)，將每個(gè)部分寫入本地倉庫，并且同時(shí)傳輸該部分到第二個(gè)Datanode節(jié)點(diǎn)。第二個(gè)Datanode也是這樣，邊收邊傳，一小部分一小部分地收，存儲在本地倉庫，同時(shí)傳給第三個(gè)Datanode，第三個(gè)Datanode就僅僅是接收并存儲了。這就是流水線式的復(fù)制。

九、可訪問性
    HDFS給應(yīng)用提供了多種訪問方式，可以通過DFSShell通過命令行與HDFS數(shù)據(jù)進(jìn)行交互，可以通過java API調(diào)用，也可以通過C語言的封裝API訪問，并且提供了瀏覽器訪問的方式。正在開發(fā)通過WebDav協(xié)議訪問的方式。具體使用參考文檔。
十、空間的回收
1、文件的刪除和恢復(fù)
    用戶或者應(yīng)用刪除某個(gè)文件，這個(gè)文件并沒有立刻從HDFS中刪除。相反，HDFS將這個(gè)文件重命名，并轉(zhuǎn)移到/trash目錄。當(dāng)文件還在/trash目錄時(shí)，該文件可以被迅速地恢復(fù)。文件在/trash中保存的時(shí)間是可配置的，當(dāng)超過這個(gè)時(shí)間，Namenode就會將該文件從namespace中刪除。文件的刪除，也將釋放關(guān)聯(lián)該文件的數(shù)據(jù)塊。注意到，在文件被用戶刪除和HDFS空閑空間的增加之間會有一個(gè)等待時(shí)間延遲。
    當(dāng)被刪除的文件還保留在/trash目錄中的時(shí)候，如果用戶想恢復(fù)這個(gè)文件，可以檢索瀏覽/trash目錄并檢索該文件。/trash目錄僅僅保存被刪除文件的最近一次拷貝。/trash目錄與其他文件目錄沒有什么不同，除了一點(diǎn)：HDFS在該目錄上應(yīng)用了一個(gè)特殊的策略來自動刪除文件，目前的默認(rèn)策略是刪除保留超過6小時(shí)的文件，這個(gè)策略以后會定義成可配置的接口。

2、Replication因子的減小
    當(dāng)某個(gè)文件的replication因子減小，Namenode會選擇要刪除的過剩的副本。下次心跳檢測就將該信息傳遞給Datanode， Datanode就會移除相應(yīng)的block并釋放空間，同樣，在調(diào)用setReplication方法和集群中的空閑空間增加之間會有一個(gè)時(shí)間延遲。

參考資料：
HDFS Java API: http://hadoop.apache.org/core/docs/current/api/
HDFS source code: http://hadoop.apache.org/core/version_control.html