Namenode HA原理是什么

Namenode HA原理是什么，很多新手对此不是很清楚，为了帮助大家解决这个难题，下面小编将为大家详细讲解，有这方面需求的人可以来学习下，希望你能有所收获。

Namenode HA原理详解

社区hadoop2.2.0 release版本开始支持NameNode的HA，本文将详细描述NameNode HA内部的设计与实现。

为什么要Namenode HA？

1. NameNode High Availability即高可用。

2. NameNode 很重要，挂掉会导致存储停止服务，无法进行数据的读写，基于此NameNode的计算（MR，Hive等）也无法完成。

Namenode HA 如何实现，关键技术难题是什么？

1. 如何保持主和备NameNode的状态同步，并让Standby在Active挂掉后迅速提供服务，namenode启动比较耗时，包括加载fsimage和editlog（获取file to block信息），处理所有datanode第一次blockreport（获取block to datanode信息），保持NN的状态同步，需要这两部分信息同步。

2. 脑裂（split-brain），指在一个高可用（HA）系统中，当联系着的两个节点断开联系时，本来为一个整体的系统，分裂为两个独立节点，这时两个节点开始争抢共享资源，结果会导致系统混乱，数据损坏。

3. NameNode切换对外透明，主Namenode切换到另外一台机器时，不应该导致正在连接的客户端失败，主要包括Client，Datanode与NameNode的链接。

社区NN的HA架构，实现原理，各部分的实现机制，解决了哪些问题？

1. 非HA的Namenode架构，一个HDFS集群只存在一个NN，DN只向一个NN汇报，NN的editlog存储在本地目录。

2. 社区NN HA的架构

图1，NN HA架构（从社区复制）

    社区的NN HA包括两个NN，主（active）与备（standby），ZKFC，ZK，share editlog。流程：集群启动后一个NN处于active状态，并提供服务，处理客户端和datanode的请求，并把editlog写到本地和share editlog（可以是NFS，QJM等）中。另外一个NN处于Standby状态，它启动的时候加载fsimage，然后周期性的从share editlog中获取editlog，保持与active的状态同步。为了实现standby在sctive挂掉后迅速提供服务，需要DN同时向两个NN汇报，使得Stadnby保存block to datanode信息，因为NN启动中最费时的工作是处理所有datanode的blockreport。为了实现热备，增加FailoverController和ZK，FailoverController与ZK通信，通过ZK选主，FailoverController通过RPC让NN转换为active或standby。

2.关键问题：

(1) 保持NN的状态同步，通过standby周期性获取editlog，DN同时想standby发送blockreport。

(2) 防止脑裂

  共享存储的fencing，确保只有一个NN能写成功。使用QJM实现fencing，下文叙述原理。

  datanode的fencing。确保只有一个NN能命令DN。HDFS-1972中详细描述了DN如何实现fencing

     (a) 每个NN改变状态的时候，向DN发送自己的状态和一个序列号。

    (b) DN在运行过程中维护此序列号，当failover时，新的NN在返回DN心跳时会返回自己的active状态和一个更大的序列号。DN接收到这个返回是认为该NN为新的active。

     (c) 如果这时原来的active（比如GC）恢复，返回给DN的心跳信息包含active状态和原来的序列号，这时DN就会拒绝这个NN的命令。

     (d) 特别需要注意的一点是，上述实现还不够完善，HDFS-1972中还解决了一些有可能导致误删除block的隐患，在failover后，active在DN汇报所有删除报告前不应该删除任何block。

   客户端fencing，确保只有一个NN能响应客户端请求。让访问standby nn的客户端直接失败。在RPC层封装了一层，通过FailoverProxyProvider以重试的方式连接NN。通过若干次连接一个NN失败后尝试连接新的NN，对客户端的影响是重试的时候增加一定的延迟。客户端可以设置重试此时和时间。

ZKFC的设计

1. FailoverController实现下述几个功能

  (a) 监控NN的健康状态

  (b) 向ZK定期发送心跳，使自己可以被选举。

  (c) 当自己被ZK选为主时，active FailoverController通过RPC调用使相应的NN转换为active。

2. 为什么要作为一个deamon进程从NN分离出来

  (1) 防止因为NN的GC失败导致心跳受影响。

  (2) FailoverController功能的代码应该和应用的分离，提高的容错性。

  (3) 使得主备选举成为可插拔式的插件。

图2 FailoverController架构（从社区复制）

3. FailoverController主要包括三个组件，

  (1) HealthMonitor 监控NameNode是否处于unavailable或unhealthy状态。当前通过RPC调用NN相应的方法完成。

  (2) ActiveStandbyElector 管理和监控自己在ZK中的状态。

  (3) ZKFailoverController 它订阅HealthMonitor 和ActiveStandbyElector 的事件，并管理NameNode的状态。

QJM的设计

1. Namenode记录了HDFS的目录文件等元数据，客户端每次对文件的增删改等操作，Namenode都会记录一条日志，叫做editlog，而元数据存储在fsimage中。为了保持Stadnby与active的状态一致，standby需要尽量实时获取每条editlog日志，并应用到FsImage中。这时需要一个共享存储，存放editlog，standby能实时获取日志。这有两个关键点需要保证， 共享存储是高可用的，需要防止两个NameNode同时向共享存储写数据导致数据损坏。

2. 是什么，Qurom Journal Manager，基于Paxos（基于消息传递的一致性算法）。这个算法比较难懂，简单的说，Paxos算法是解决分布式环境中如何就某个值达成一致，（ 一个典型的场景是，在一个分布式数据库系统中，如果各节点的初始状态一致，每个节点都执行相同的操作序列，那么他们最后能得到一个一致的状态。为保证每个节点执行相同的命令序列，需要在每一条指令上执行一个"一致性算法"以保证每个节点看到的指令一致）

    

   图3 QJM架构

3. 如何实现，

   (1) 初始化后，Active把editlog日志写到2N+1上JN上，每个editlog有一个编号，每次写editlog只要其中大多数JN返回成功（即大于等于N+1）即认定写成功。

   (2) Standby定期从JN读取一批editlog，并应用到内存中的FsImage中。

   (3) 如何fencing： NameNode每次写Editlog都需要传递一个编号Epoch给JN，JN会对比Epoch，如果比自己保存的Epoch大或相同，则可以写，JN更新自己的Epoch到最新，否则拒绝操作。在切换时，Standby转换为Active时，会把Epoch+1，这样就防止即使之前的NameNode向JN写日志，也会失败。

   (4) 写日志：

     (a) NN通过RPC向N个JN异步写Editlog，当有N/2+1个写成功，则本次写成功。

     (b) 写失败的JN下次不再写，直到调用滚动日志操作，若此时JN恢复正常，则继续向其写日志。

     (c) 每条editlog都有一个编号txid，NN写日志要保证txid是连续的，JN在接收写日志时，会检查txid是否与上次连续，否则写失败。

   (5) 读日志：

     (a) 定期遍历所有JN，获取未消化的editlog，按照txid排序。

     (b) 根据txid消化editlog。

   (6) 切换时日志恢复机制

     (a) 主从切换时触发

     (b) 准备恢复（prepareRecovery），standby向JN发送RPC请求，获取txid信息，并对选出最好的JN。

     (c) 接受恢复（acceptRecovery），standby向JN发送RPC，JN之间同步Editlog日志。

     (d) Finalized日志。即关闭当前editlog输出流时或滚动日志时的操作。

     (e) Standby同步editlog到最新

   (7) 如何选取最好的JN

     (a) 有Finalized的不用in-progress

     (b) 多个Finalized的需要判断txid是否相等

     (c) 没有Finalized的首先看谁的epoch更大

     (d) Epoch一样则选txid大的。

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