关于HDFS存储元数据的NameNode持久化存储
NameNode持久化场景引入:
问题:NameNode宕机,导致内存中的文件元数据丢失怎么办?我们知道元数据是存储来内存中的,所以一旦宕机,内存数据是会丢失的,因此为了避免数据丢失,HDFS中出现了该持久化技术。
解决:NameNode会将内存中的元数据持久化到磁盘中。
持久化两大方案:日志持久化、快照持久化
日志持久化概念:将client客户端对HDFS执行的增删改操作命令记录在日志文件中,方便以后宕机数据丢失,再次运行这些操作命令,每当有一个操作命令需要执行,首先记录在editslog 也就是我们的日志持久化文件中,再完成实际操作,保证每一个操作都对应的有日志去完成备份。
日志持久化优缺点:
优点 时效性极高,数据恢复安全,能够完完全全恢复丢失的NN(NameNode)元数据。
缺点 恢复时间长,举个例子,我们对元数据的操作做了N多次很多修改,最后用户将该存储文件删除,我们的元数据中不应该再有该数据,我们之前的editslog日志就白白运行许多命令。
快照持久化概念:每隔一段时间,将内存中的元数据信息,持久化存储起在fsimage快照中。
快照持久化优缺点:
优点 恢复快,比一条条的数据恢复快很多。
缺点 数据持久化不安全,不能保证最后宕机前的部分数据保存在恢复快照中,时效性差。
checkpoint:

因此我们得知我们最好使用两者的优点来进行存储的恢复,数据安全不得马虎,时效性同时更要保证,我们HDFS出现了SNN-SecondaryNamenode:
secondaryNameNode是NameNode的助理,将日志editslog合并到快照fsimage中。如下图所示,首先大概了解下两者合并的机制,我们的日志持久化依然按照来一条操作,记录一条日志的工作机制,当数据达到一定的量,默认100w条时候,完成一个合并操作:系统首先保存一个0号原始快照(fsimage0),然后editslog0记录实时的指令日志,当达到合并时机时,fsimage0和editslog发送到SNN中完成合并,由该助理帮助我们合并成新的快照fsimage1,将fsimage1复制发送给NameNode,以备宕机时候做为最新的快照来回复时间,尽全力保证了快照的时效性。
值得注意的是!我们执行fsimage0和editslog0合并成fismage1的操作的同时,新来的指令会记录在editslog1中,完完全全保证了时效性,这个正在记录实时操作的日志文件,没有达到合并时机(checkpoint)之前,是始终在NN(Namenode)中的,我们一旦宕机,fsimage1和editslog1足以完完全全保证所有信息的恢复。完成了安全的持久化。

持久化结论:
1. HDFS接受客户端的文件操作后。
2. 先将操作的命令 以日志的方式记录到editslog中。
3. 然后再将指令对应的文件元数据的修改操作,修改内存中的元数据信息。
4. SNN定期负责将editslog中的文件合并到fsimage中,数据恢复时用最新的正在记录的editslog合并最新的fsimage快照即可。
SNNcheckpoint机制:
1. SecondaryNameNode向NameNode发起合并请求
2. NameNode将当前的Editslog文件保存改名edits,并新建EditsLog继续持久化工作。
3. 将改名后的edits文件和本地的FSImage(旧)发送给sencondaryNameNode
4. SecondaryNameNode负责将FSImage(旧)+edits文件合并成FSImage(新)
5. 将新的FSImage(新)发送给NameNode保存。
checkpoint触发条件(时机):
每1分钟检查一次触发条件。(SNN没隔1分钟,访问一次NN)
1. 每隔1小时触发一次checkPoint
2. 每100w次操作,触发一次checkpoint

后续我们需要注意的一些配置操作:
SNN和NN在一个服务器是上,存在单点故障。
场景:一旦服务器磁盘崩坏,持久化的数据就会全部丢失。
解决:SNN 和NN放在不同的服务器上。
那么怎么配置SNN的服务器位置呢?可以对hdfs-site.xml中的SNN的节点地址进行配置,需要注意的是我们需要配置文件通过Linux命令发送到所有的服务器中,做到统一。可以用scp命令。

单独启动SecondaryNameNode:
hadoop-deamon start secondarynamenode
当面试问到: snn的职责
namenode如何做数据持久化
checkpoint的流程
edis和fsimage分别做什么,这些基本没有差别,我们通过讲述两大持久化方案,合并优点,checkpoint合并机制流程即可。
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