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NameNode Ha.md

File metadata and controls

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1.概述

在hadoop1中NameNode存在一个单点故障问题,也就是说如果NameNode所在的机器发生故障,那么整个集群就将不可用(hadoop1中有个SecorndaryNameNode,很多人认为它是NN的HA,其实它并不是NameNode的备份,它只是namenode的一个助理,协助namenode工作,对fsimage和edits文件进行合并,并推送给NameNode,防止因edits文件过大,导致NameNode重启变得很慢),这是hadoop1的不可靠实现。

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。

2.什么是NameNode的HA

hadoop2中的高可靠性是指同时启动NameNode,其中一个处于工作状态,一个处于随时待命状态。这样,当一个NameNode所在的服务器宕机时,可以在数据不丢失的情况下, 手工或者自动切换到另一个NameNode提供服务。

这些NameNode之间通过共享数据,保证数据的状态一致。多个NameNode之间共享数据,可以通过Nnetwork File System或者Quorum Journal Node。前者是通过linux共享的文件系统,属于操作系统的配置;后者是hadoop自身的东西,属于软件的配置。

集群启动时,可以同时启动2个NameNode。这些NameNode只有一个是active的,另一个属于standby状态。active状态意味着提供服务,standby状态意味着处于休眠状态,只进行数据同步,时刻准备着提供服务。

3.为什么要Namenode HA?

  1. NameNode High Availability即高可用。
  2. NameNode保存着整个分布式文件系统的元数据信息,NameNode挂了相当于整个分布式文件系统挂了。
  3. 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。

4.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。

5.社区NN的HA架构,实现原理,各部分的实现机制

  1. 社区NN HA的架构 ha

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active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。
  1. 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。

6.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。
    qjm

  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。

  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。

7.QJM的设计

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Standby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。 什么是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)

qjm
实现过程:

  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。