一篇理解GFS与HDFS的重要理念

自己通过阅读了解论文和极客时间相关讲解，并通过自己已有的框架知识，总结该文章，阅读需要有一定的大数据基础知识。

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GFS的三个原则GFS是一个简单的单Master架构。依据硬件进行设计一致性（重点） GFS的三个原则

简单：使用 Linux 服务上的普通文件作为基础存储层，并且选择了最简单的单Master 设计。一旦 Master 出现故障，整个集群就无法写入数据（算不上高可用），虽然有Backup Master的存在，但是从检测到，读取最新CheckPoint，重放日志，可能是分钟级别的，这期间仍旧是不可用的。

对硬件特性进行设计取舍：

采用流水线式的数据传输，而非树形；文件复制时，直接在本地拷贝。减少数据在网络上的传输，避免网络带宽成为瓶颈。

数据一致性：

GFS在并发的随机写入中是，一致但非确定的。而对于并发的追加写入，也只是做出了“至少一次”的保证。

现在我们依次看这三个原则所描述的。

GFS是一个简单的单Master架构。

Master有三种作用：相对于存储数据的 Chunkserver，Master 是一个目录服务；相对于为了灾难恢复的 Backup Master，它是一个同步复制的主从架构下的主节点；相对于为了保障读数据的可用性而设立的 Shadow Master，它是一个异步复制的主从架构下的主节点。

目录服务：

master 里面会存放三种主要的元数据：

文件和 chunk 的命名空间信息，即是路径和文件名。

这些文件被拆分成了哪几个 chunk（每一个chuck都有唯一对应的chunk handle编号），即是文件到多个chunk handle的映射。

这些 chunk 实际被存储在了哪些 chunkserver 上，也就是 chunk handle 到chunkserver 的映射关系。

通过这三种元数据，master可以找到客户端要读取的数据在哪里，返回给客户端。

HDFS中NameNode即是第一关系和第二关系。

第一关系：文件与block数据块（chuck）的关系。第二关系：数据块与数据节点的映射关系。

master的快速恢复和可用性

master接受所有客户端的查询请求，且只有一个节点，所以为保证master的性能，将master的数据都保存在内存中。

为了解决挂掉后，数据丢失的风险，master 会通过记录操作日志和定期生成对应的 Checkpoints 进行持久化。（挂掉后，重启读取Checkpoints 和 日志即可）

Backup Master：

如果master节点真的硬件出现故障，这时候需要快速恢复，即是Backup Master，它会进行同步复制。只有当数据在 master 上操作成功，对应的操作记录刷新到硬盘上，并且这几个 Backup Master 的数据也写入成功，并把操作记录刷新到硬盘上，整个操作才会被视为操作成功。当当前master挂掉后，会从Backup Master中选出一个即为新的master。

Shadow Master：

在新的master选举成功，并读取Checkpoints 和 日志时，仍旧是一个空档期，因此为解决这个问题，并诞生了异步复制的Shadow Master，尽可能保持追上 master 的最新状态。

客户端只有在该种情况下会读到过时的master信息。

1.master 挂掉了；2.是挂掉的 master 或者 Backup Master 上的 Checkpoints 和操作日志，还没
有被影子 Master 同步完；3.则是我们要读取的内容，恰恰是在没有同步完的那部分操作上。

HDFS中为了减少NameNode的压力，设计出Secondary NameNode来帮助其合并产生新的fsimage。（并非HA）。

依据硬件进行设计

分离控制流和数据流

实际的数据读写都不需要通过 master，客户端无论读写都只需要拿到master的元数据即可。（具体可看HDFS）。

流水线式的网络数据传输。

如果用树形，同时对三个副本进行网络发送，master的带宽可以占满，但是三个chuckserver的数据只占用了1/3。如果用流水线式数据传输，能充分的利用带宽。

GFS中在传输时有主副本，GFS面对几百个并发的客户端，将传输过来的数据放在缓冲区，主副本进行排序，次副本以同样的顺序写入。

HDFS写入时不允许并发，因此在写入时也不用考虑太多，也无主副本之说，但是在租约恢复时会选出一个主副本，保证一致性。（下面会详细讲到）。

为什么优先选择最近的副本写入，而非主副本

同一个机架Rack上的服务器都会接入一台接入层交换机（Access Switch）；

各个机架上的接入层交换机都会连接到一台汇聚层交换机（Aggregation Switch）；

汇聚层交换机会再连接到核心交换机（Core Switch）；

减少交换机的占用资源。

由图可以知道，如果由客户端到B再传输给A，将会比由客户端到A再到B经过的交换机更多。

Snapshot

文件的复制会直接在本地拷贝，不会进行网络传输进行拷贝。

一致性（重点）

GFS中的“ 一致性”

第一个，就指“一致的（Consistent）”：多个客户端无论是从主副本读取数据，还是从次副本读取数据，读到的数据都是一样的。

第二个，指“确定的（Defined）”：就是客户端写入的数据能够完整地被读到。即：每个客户端写入指定offset的数据 和 再从offset读出来的数据是相同的。

GFS中的一个表格

随机写入

多个客户端并发写入数据，即使写入成功了，GFS 里的数据也可能会进入一个一致但是非确定的状态

如果客户端写入GFS中指定offset，客户端A写入数据范围[50, 80]，客户端B写入数据范围[70, 100]，就有可能出现B覆盖A，或者A覆盖B的情况（不确定的）（写入大小是不确定的）。但是三个副本按同样的顺序写入，是一致的。

出现的原因：

数据的写入顺序并不需要通过Master来协调，而是直接发送给ChunkServer，由ChunkServer来管理数据的写入顺序；

记录追加Record Append的“至少一次”的保障。（并发）

只是进行追加将不会产生不确定的情况A、B、C各自的结尾处写入对应的数据。A客户端可以读取A的完整数据，同理BC一样。

如果副本写入失败，怎么办？

如下：

失败后，X会重新在后面进行记录追加（不止失败的副本）

记录追加使得大部分数据都是一致的，并且是确定的，但是整个文件中，会夹杂着少数不一致也不确定的数据。（保证了至少一次，但不保证顺序。可能使得客户端拿到重复的数据和空数据）（Google的网页存储并不在乎网页是存储了两遍，还是两个网页的顺序）。

但是我们可以在客户端处进行解决，比如在数据中加入校验和，加入唯一的包含时间戳的ID。这样我们可以进行进一步的去重或者排序的操作。

注：，GFS 限制了一次记录追加的数据量是16MB，而 chunkserver 里的一个 chunk 的大小是 64MB。所以，在记录追加需要在chunk 里填空数据的时候，最多也就是填入 16MB，也就是 chunkserver 的存储空间最多会浪费 1/4。

GFS的至少一次保证了高并发和高性能。

在HDFS中，不允许并发且只能追加，也就没有了原来的复杂步骤（如主副本的排序），这样同时保证了一致和确定的。

如果是客户端故障，为保证一致性，会进行租约恢复。

如果是DataNode出现问题，分为三种情况：

从 pipeline setup（准备阶段） 错误中恢复：

新写文件：Client 重新请求 NameNode 分配 block 和 DataNodes，重新设置 pipeline。

追加文件：Client 从 pipeline 中移除出错的 DataNode，然后继续。

从 close 错误中恢复：

到了 close 阶段才出错，实际数据已经全部写入了 DataNodes 中，所以影响很小了。Client 依然根据剩下正常的 DataNode 重建 pipeline，让剩下的 DataNode 继续完成 close 阶段需要做的工作。

当 pipeline 中一个 DataNode 挂了，Client 重建 pipeline 时是可以移除挂了的 DataNode，也可以使用新的 DataNode 来替换。这里有策略是可配置的，称为 DataNode Replacement Policy upon Failure，包括下面几种情况：

NEVER：从不替换，针对 Client 的行为

DISABLE：禁止替换，DataNode 服务端抛出异常，表现行为类似 Client 的 NEVER 策略

DEFAULT：默认根据副本数要求来决定，简单来说若配置的副本数为 3，如果坏了 2 个 DataNode，则会替换，否则不替换

ALWAYS：总是替换。

HDFS会每6小时进行检测，然后进行数据块的恢复。