HDFS全稱是Hadoop Distributed File System，是Hadoop項目中常見的一種 分布式文件系統，在Hadoop項目中，HDFS解決了文件分布式存儲的問題。

　　HDFS有很多特點：

　?、?保存多個副本，且提供容錯機制，副本丟失或宕機自動恢復。默認存3份。

　?、?運行在廉價的機器上。

　?、?適合大數據的處理。多大？多?。縃DFS默認會將文件分割成block，64M為1個block，不足一64M的就以實際文件大小為block存在DataNode中。然后將block按鍵值對（形如：Block1： host2，host1，host3）存儲在HDFS上，并將鍵值對的映射存到NameNode的內存中。一個鍵值對的映射大約為150個字節（如果存儲1億個文件，則NameNode需要20G空間），如果小文件太多，則會在NameNode中產生相應多的鍵值對映射，那NameNode內存的負擔會很重。而且處理大量小文件速度遠遠小于處理同等大小的大文件的速度。每一個小文件要占用一個slot，而task啟動將耗費大量時間甚至大部分時間都耗費在啟動task和釋放task上。

　　如上圖所示，HDFS也是按照Master和Slave的結構。分NameNode、SecondaryNameNode、DataNode這幾個角色。

　　NameNode：是Master節點，是HDFS的管理員。管理數據塊映射;處理客戶端的讀寫請求;負責維護元信息;配置副本策略;管理HDFS的名稱空間等

　　SecondaryNameNode：負責元信息和日志的合并;合并fsimage和fsedits然后再發給namenode。

　　PS:NameNode和SecondaryNameNode兩者沒有關系，更加不是備份，NameNode掛掉的時候SecondaryNameNode并不能頂替他的工作。

　　然而，由于NameNode單點問題，在Hadoop2中NameNode以集群的方式部署主要表現為HDFS Feration和HA，從而省去了SecondaryNode的存在，關于Hadoop2.x的改進移步hadoop1.x 與hadoop2.x 架構變化分析

　　DataNode：Slave節點，奴隸，干活的。負責存儲client發來的數據塊block;執行數據塊的讀寫操作。

　　熱備份：b是a的熱備份，如果a壞掉。那么b馬上運行代替a的工作。

　　冷備份：b是a的冷備份，如果a壞掉。那么b不能馬上代替a工作。但是b上存儲a的一些信息，減少a壞掉之后的損失。

　　fsimage：元數據鏡像文件（文件系統的目錄樹。）是在NameNode啟動時對整個文件系統的快照

　　edits：啟動后NameNode對元數據的操作日志（針對文件系統做的修改操作記錄）

　　namenode內存中存儲的是=fsimage+edits。

　　只有在NameNode重啟時，edit logs才會合并到fsimage文件中，從而得到一個文件系統的最新快照。但是在產品集群中NameNode是很少重啟的，這也意味著當NameNode運行了很長時間后，edit logs文件會變得很大。在這種情況下就會出現下面一些問題：

　　edit logs文件會變的很大，怎么去管理這個文件是一個挑戰。

　　NameNode的重啟會花費很長時間，因為有很多在edit logs中的改動要合并到fsimage文件上。

　　如果NameNode掛掉了，那我們就丟失了很多改動因為此時的fsimage文件非常舊。［筆者認為在這個情況下丟失的改動不會很多， 因為丟失的改動應該是還在內存中但是沒有寫到edit logs的這部分。］

　　那么其實可以在NameNode中起一個程序定時進行新的fsimage=edits+fsimage的更新，但是有一個更好的方法是SecondaryNameNode。

　　SecondaryNameNode的職責是合并NameNode的edit logs到fsimage文件中，減少NameNode下一次重啟過程

　　上面的圖片展示了Secondary NameNode是怎么工作的。

　　首先，它定時到NameNode去獲取edit logs，并更新到自己的fsimage上。

　　一旦它有了新的fsimage文件，它將其拷貝回NameNode中。

　　NameNode在下次重啟時會使用這個新的fsimage文件，從而減少重啟的時間。

　　Secondary NameNode的整個目的是在HDFS中提供一個檢查點。它只是NameNode的一個助手節點。這也是它在社區內被認為是檢查點節點的原因。SecondaryNameNode負責定時默認1小時，從namenode上，獲取fsimage和edits來進行合并，然后再發送給namenode。減少namenode的工作量和下一次重啟過程。

　　工作原理

　　寫操作：

　　有一個文件FileA，100M大小。Client將FileA寫入到HDFS上。

　　HDFS按默認配置。

　　HDFS分布在三個機架上Rack1，Rack2，Rack3。

　　a. Client將FileA按64M分塊。分成兩塊，block1和Block2;

　　b. Client向nameNode發送寫數據請求，如圖藍色虛線①------》。

　　c. NameNode節點，記錄block信息（即鍵值對的映射）。并返回可用的DataNode，如粉色虛線②------》。

　　Block1： host2，host1，host3

　　Block2： host7，host8，host4

　　原理：

　　NameNode具有RackAware機架感知功能，這個可以配置。

　　若client為DataNode節點，那存儲block時，規則為：副本1，同client的節點上;副本2，不同機架節點上;副本3，同第二個副本機架的另一個節點上;其他副本隨機挑選。

　　若client不為DataNode節點，那存儲block時，規則為：副本1，隨機選擇一個節點上;副本2，不同副本1，機架上;副本3，同副本2相同的另一個節點上;其他副本隨機挑選。

　　d. client向DataNode發送block1;發送過程是以流式寫入。

　　流式寫入過程，

　　1》將64M的block1按64k的package劃分;

　　2》然后將第一個package發送給host2;

　　3》host2接收完后，將第一個package發送給host1，同時client想host2發送第二個package;

　　4》host1接收完第一個package后，發送給host3，同時接收host2發來的第二個package。

　　5》以此類推，如圖紅線實線所示，直到將block1發送完畢。

　　6》host2，host1，host3向NameNode，host2向Client發送通知，說“消息發送完了”。如圖粉紅顏色實線所示。

　　7》client收到host2發來的消息后，向namenode發送消息，說我寫完了。這樣就真完成了。如圖黃色粗實線

　　8》發送完block1后，再向host7，host8，host4發送block2，如圖藍色實線所示。

　　9》發送完block2后，host7，host8，host4向NameNode，host7向Client發送通知，如圖淺綠色實線所示。

　　10》client向NameNode發送消息，說我寫完了，如圖黃色粗實線。。。這樣就完畢了。

　　分析，通過寫過程，我們可以了解到：

　?、賹?T文件，我們需要3T的存儲，3T的網絡流量帶寬。

　?、谠趫绦凶x或寫的過程中，NameNode和DataNode通過HeartBeat進行保存通信，確定DataNode活著。如果發現DataNode死掉了，就將死掉的DataNode上的數據，放到其他節點去。讀取時，要讀其他節點去。

　?、蹝斓粢粋€節點，沒關系，還有其他節點可以備份;甚至，掛掉某一個機架，也沒關系;其他機架上，也有備份。

　　讀操作：

　　讀操作就簡單一些了，如圖所示，client要從datanode上，讀取FileA。而FileA由block1和block2組成。

　　那么，讀操作流程為：

　　a. client向namenode發送讀請求。

　　b. namenode查看Metadata信息（鍵值對的映射），返回fileA的block的位置。

　　block1:host2，host1，host3

　　block2:host7，host8，host4

　　c. block的位置是有先后順序的，先讀block1，再讀block2。而且block1去host2上讀取;然后block2，去host7上讀取;

　　上面例子中，client位于機架外，那么如果client位于機架內某個DataNode上，例如，client是host6。那么讀取的時候，遵循的規律是：

　　優先讀取本機架上的數據。

　　HDFS中常用到的命令

3、hadoop fsck

　　4、start-balancer.sh

　　注意，看了hdfs的布局，以及作用，這里需要考慮幾個問題：

　　1、既然NameNode，存儲小文件不太合適，那小文件如何處理？

　　至少有兩種場景下會產生大量的小文件：

　　（1）這些小文件都是一個大邏輯文件的一部分。由于HDFS在2.x版本開始支持對文件的append，所以在此之前保存無邊界文件（例如，log文件）（譯者注：持續產生的文件，例如日志每天都會生成）一種常用的方式就是將這些數據以塊的形式寫入HDFS中（a very common pattern for saving unbounded files （e.g. log files） is to write them in chunks into HDFS）。

　　（2）文件本身就是很小。設想一下，我們有一個很大的圖片語料庫，每一個圖片都是一個獨一的文件，并且沒有一種很好的方法來將這些文件合并為一個大的文件。

　?。?）第一種情況

　　對于第一種情況，文件是許多記錄（Records）組成的，那么可以通過調用HDFS的sync（）方法（和append方法結合使用），每隔一定時間生成一個大文件。或者，可以通過寫一個程序來來合并這些小文件（可以看一下Nathan Marz關于Consolidator一種小工具的文章）。

　　（2）第二種情況

　　對于第二種情況，就需要某種形式的容器通過某種方式來對這些文件進行分組。Hadoop提供了一些選擇：

　　HAR File

　　Hadoop Archives （HAR files）是在0.18.0版本中引入到HDFS中的，它的出現就是為了緩解大量小文件消耗NameNode內存的問題。HAR文件是通過在HDFS上構建一個分層文件系統來工作。HAR文件通過hadoop archive命令來創建，而這個命令實 際上是運行了一個MapReduce作業來將小文件打包成少量的HDFS文件（譯者注：將小文件進行合并幾個大文件）。對于client端來說，使用HAR文件沒有任何的改變：所有的原始文件都可見以及可訪問（只是使用har://URL，而不是hdfs://URL），但是在HDFS中中文件數卻減少了。

　　讀取HAR中的文件不如讀取HDFS中的文件更有效，并且實際上可能較慢，因為每個HAR文件訪問需要讀取兩個索引文件以及還要讀取數據文件本身（如下圖）。盡管HAR文件可以用作MapReduce的輸入，但是沒有特殊的魔法允許MapReduce直接操作HAR在HDFS塊上的所有文件（although HAR files can be used as input to MapReduce， there is no special magic that allows maps to operate over all the files in the HAR co-resident on a HDFS block）。 可以考慮通過創建一種input format，充分利用HAR文件的局部性優勢，但是目前還沒有這種input format。需要注意的是：MultiFileInputSplit，即使在HADOOP-4565的改進，但始終還是需要每個小文件的尋找。我們非常有興趣看到這個與SequenceFile進行對比。 在目前看來，HARs可能最好僅用于存儲文檔（At the current time HARs are probably best used purely for archival purposes.）