六、HDFS中的NameNode和SecondaryNameNode

       上篇博客介绍了Hadoop的核心组件HDFS，本篇主要介绍HDFS中的NameNode和SecondaryNameNode，关注专栏《from zero to hero（Hadoop篇）》查看相关系列的文章~

---

目录

一、NameNode和SecondaryNameNode工作机制

1.1 NameNode启动

1.2 SecondaryNameNode工作

1.3 详细工作机制

二、Fsimage和Edits解析

2.1 概述

2.2 查看fsimage文件

2.3 查看edits文件

三、CheckPoint时间设置

四、NameNode故障处理

五、安全模式

5.1 安全模式基本操作语句

---

 

       在这之前，我们首先得弄明白一件事情：NameNode中的元数据是存储在哪里的？我们可以假设一下，如果元数据存储在NameNode节点的磁盘中，因为经常需要进行随机访问，还要响应客户请求，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，需要有一个备份元数据的“东西”，这个“东西”我们称之为——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。
       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，又会导致效率过低的问题出现。因此，引入一个新的节点SecondaryNamenode，专门用于FsImage和Edits的合并。

一、NameNode和SecondaryNameNode工作机制

1.1 NameNode启动

       （1）首次启动需要格式化NameNode，创建Fsimage和Edits文件。如果不是第一次启动，直接加载编辑日志和镜像文件到内存。（2）客户端对元数据进行增删改的请求。（3）NameNode记录操作日志，更新滚动日志。（4）NameNode在内存中对元数据进行增删改。

1.2 SecondaryNameNode工作

       （1）SecondaryNameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接带回NameNode是否检查结果。（2）SecondaryNameNode请求执行CheckPoint。（3）NameNode滚动正在写的Edits日志。（4）将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到SecondaryNameNode。（5）Secondary NameNode加载编辑日志和镜像文件到内存，并合并。（6）生成新的镜像文件fsimage.chkpoint。（7）拷贝fsimage.chkpoint到NameNode。（8）NameNode将fsimage.chkpoint重新命名成fsimage。

       名词解释：

       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）。

1.3 详细工作机制

       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。

二、Fsimage和Edits解析

2.1 概述

       NameNode被格式化之后，会在如下目录下产生fsimage文件，如下图所示：

       （1）fsimage文件：HDFS文件系统元数据的一个永久检查点，其中包含HDFS文件系统的所有目录和文件inode的序列化信息。

       （2）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。

       （3）seen_txid文件：保存的是一个数字，就是edits_的数字。

       （4）VERSION文件：存放相关的ID信息。

       （5）每次NameNode启动都会将fsimage文件读到内存中，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。

2.2 查看fsimage文件

       （1）查看相关命令

[root@master current]# hdfs
oiv                  apply the offline fsimage viewer to an fsimage
oev                  apply the offline edits viewer to an edits file

       （2）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

       （3）查看fsimage

[root@master current]# pwd
/opt/modules/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name/current
[root@master current]# hdfs oiv -p XML -i fsimage_0000000000000000031 -o /opt/modules/hadoop-2.7.2/fsimage.xml
[root@master current]# cat /opt/modules/hadoop-2.7.2/fsimage.xml

       结果为：

2.3 查看edits文件

       （1）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

       （2）查看edits

[root@master current]# pwd
/opt/modules/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name/current
[root@master current]# hdfs oev -p XML -i edits_0000000000000000068-0000000000000000069 -o /opt/modules/hadoop-2.7.2/edits.xml
[root@master current]# cat /opt/modules/hadoop-2.7.2/edits.xml

       结果为：

三、CheckPoint时间设置

       通常情况下，SecondaryNameNode每隔一小时执行一次，可以在hdfs-default.xml中设置参数的大小：

       一分钟检查一次操作数，当操作数达到100万时，SecondaryNameNode执行一次：

四、NameNode故障处理

       当NameNode发生故障时，可以采用如下方法恢复数据。

方法一：将SecondaryNameNode中数据拷贝到NameNode存储数据的目录

       1、杀死NameNode进程

kill -9 进程号

       2、删除NameNode存储的数据（在本项目中路径为：/opt/modules/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name）

       3、拷贝SecondaryNameNode中数据到原NameNode存储数据的目录，SecondaryNameNode安装在slave02上，使用scp分发命令将其拷贝到master节点的NameNode上。

scp -r ./* master:/opt/modules/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name/

       4、启动NameNode

hadoop-daemon.sh start namenode

方法二：使用-importCheckpoint选项启动NameNode守护进程，从而将SecondaryNameNode中数据拷贝到NameNode目录中

       1、修改hdfs-site.xml中的属性

<property>
  <name>dfs.namenode.checkpoint.period</name>
  <value>120</value>
</property>

<property>
  <name>dfs.namenode.name.dir</name>
  <value>/opt/modules/hadoop-2.7.2/data/tmp/dfs/name</value>
</property>

       2、杀死NameNode进程（同上）

       3、删除NameNode存储的数据（同上）

       4、如果SecondaryNameNode不和NameNode在一个主机节点上，需要将SecondaryNameNode存储数据的目录拷贝到NameNode存储数据的平级目录，并删除in_use.lock文件

       5、导入检查点数据

[root@master ~]# hdfs namenode -importCheckpoint

       6、启动NameNode（同上）

五、安全模式

       NameNode启动时，首先加载fsimage文件到内存，并执行edits中的各项操作。一旦在内存中成功建立文件系统元数据的映像，则创建一个新的fsimage文件和一个空的edits文件。此时NameNode开始监听DataNode请求。在此期间，NameNode一直运行在安全模式下，即NameNode文件系统对于客户端来说是只读的。

       系统中数据块的位置并不是由NameNode维护的，而是以块的形式存储在DataNode中。在系统正常操作期间，NameNode会在内存中保留所有块列表信息，NameNode了解到足够多的块位置信息后即可高效运行文件系统。

       如果满足“最小副本条件”，NameNode会在30秒之后退出安全模式。所谓的最小副本条件指的是在整个文件系统中99.9%的块满足最小副本级别（默认值：dfs.replication.min=1）。在启动一个刚刚格式化的HDFS集群时，因为系统中还没有任何块，所以不会进入安全模式。

5.1 安全模式基本操作语句

查看安全模式状态：bin/hdfs dfsadmin -safemode get
进入安全模式：bin/hdfs dfsadmin -safemode enter
离开安全模式：bin/hdfs dfsadmin -safemode leave
等待安全模式：bin/hdfs dfsadmin -safemode wait

        本文到此也就结束了，在次过程中你们遇到什么问题，欢迎留言，让我看看你们都遇到了哪些问题~

本文地址：https://blog.csdn.net/gdkyxy2013/article/details/107577973