Hadoop中NameNode单点故障解决方案

Hadoop 1.0内核主要由两个分支组成：MapReduce和HDFS,这两个系统的设计缺陷是单点故障，即MR的JobTracker和HDFS的NameNode两个核心服务均存在单点问题，这里只讨论HDFS的NameNode单点故障的解决方案。

[问题]

HDFS仿照google GFS实现的分布式存储系统，由NameNode和DataNode两种服务组成，其中NameNode是存储了元数据信息（fsimage）和操作日志（edits），由于它是唯一的，其可用性直接决定了整个存储系统的可用性。因为客户端对HDFS的读、写操作之前都要访问name node服务器，客户端只有从name node获取元数据之后才能继续进行读、写。一旦NameNode出现故障，将影响整个存储系统的使用。

[解决方案]

Hadoop官方提供了一种quorum journal manager来实现高可用，在高可用配置下，edit log不再存放在名称节点，而是存放在一个共享存储的地方，这个共享存储由若干Journal Node组成，一般是3个节点(JN小集群)， 每个JN专门用于存放来自NN的编辑日志，编辑日志由活跃状态的名称节点写入。

要有2个NN节点，二者之中只能有一个处于活跃状态（active），另一个是待命状态（standby），只有active节点才能对外提供读写HDFS服务，也只有active态的NN才能向JN写入编辑日志；standby的名称节点只负责从JN小集群中的JN节点拷贝数据到本地存放。另外，各个DATA NODE也要同时向两个NameNode节点报告状态(心跳信息、块信息)。

一主一从的2个NameNode节点同时和3个JN构成的组保持通信，活跃的NameNode节点负责往JN集群写入编辑日志，待命的NN节点负责观察JN组中的编辑日志,并且把日志拉取到待命节点（接管Secondary NameNode的工作）。再加上两节点各自的fsimage镜像文件，这样一来就能确保两个NN的元数据保持同步。一旦active不可用，standby继续对外提供服。架构分为手动模式和自动模式，其中手动模式是指由管理员通过命令进行主备切换，这通常在服务升级时有用，自动模式可降低运维成本，但存在潜在危险。这两种模式下的架构如下。

[手动模式]

模拟流程:

1. 准备3台服务器分别用于运行JournalNode进程（也可以运行在date node服务器上），准备2台namenode服务器用于运行NameNode进程（两台配置 要一样），DataNode节点数量不限。

2. 分别启动3台JN服务器上的JournalNode进程，分别在date node服务器启动DataNode进程。

3. 需要同步2台name node之间的元数据。具体做法：从第一台NN拷贝元数据到放到另一台NN，然后启动第一台的NameNode进程,再到另一台名称节点上做standby引导。

4. 把第一台名节点的edit日志初始化到JN节点，以供standby节点到JN节点拉取数据。

5. 启动standby状态的NameNode节点，这样就能同步fsimage文件。

6. 模拟故障，手动把active状态的NN故障，转移到另一台NameNode。

[自动模式]

模拟流程：

在手动模式下引入了ZKFC（DFSZKFailoverController）和zookeeper集群

ZKFC主要负责: 健康监控、session管理、leader选举

zookeeper集群主要负责：服务同步

1-6步同手动模式

7. 准备3台主机安装zookeeper，3台主机形成一个小的zookeeper集群.

8. 启动ZK集群每个节点上的QuorumPeerMain进程

9. 登录其中一台NN, 在ZK中初始化HA状态

10. 模拟故障：停掉活跃的NameNode进程，提前配置的zookeeper会把standby节点自动变为active,继续提供服务。

脑裂

脑裂是指在主备切换时，由于切换不彻底或其他原因，导致客户端和Slave误以为出现两个active master，最终使得整个集群处于混乱状态。解决脑裂问题，通常采用隔离(Fencing)机制。

共享存储fencing：确保只有一个Master往共享存储中写数据，使用QJM实现fencing。

Qurom Journal Manager，基于Paxos（基于消息传递的一致性算法），Paxos算法是解决分布式环境中如何就某个值达成一致。

[原理]

a. 初始化后，Active把editlog日志写到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（过半）即认定写成功。

b.  Standby定期从JN读取一批editlog，并应用到内存中的FsImage中。

c. 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。

客户端fencing：确保只有一个Master可以响应客户端的请求。

[原理]

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

Slave fencing：确保只有一个Master可以向Slave下发命令。

[原理]

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。

b. 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。