大規模集群下的Hadoop NameNode
本文我們來看看，如果大量客戶端對NameNode發起高並發(比如每秒上千次)訪問來修改元數據，此時NameNode該如何抗住?
二、問題源起
我們先來分析一下，高並發請求NameNode會遇到什麼樣的問題。
大家現在都知道了，每次請求NameNode修改一條元數據(比如說申請上傳一個文件，那麼就需要在內存目錄樹中加入一個文件)，都要寫一條edits log，包括兩個步驟：
寫入本地磁碟。
通過網路傳輸給JournalNodes集群。
但是如果對Java有一定了解的同學都該知道多線程並發安全問題吧?
NameNode在寫edits log時的第一條原則：
必須保證每條edits log都有一個全局順序遞增的transactionId(簡稱為txid)，這樣才可以標識出來一條一條的edits log的先後順序。
那麼如果要保證每條edits log的txid都是遞增的，就必須得加鎖。
每個線程修改了元數據，要寫一條edits log的時候，都必須按順序排隊獲取鎖後，才能生成一個遞增的txid，代表這次要寫的edits log的序號。
好的，那麼問題來了，大家看看下面的圖。
如果每次都是在一個加鎖的代碼塊里，生成txid，然後寫磁碟文件edits log，網路請求寫入journalnodes一條edits log，會咋樣?
不用說，這個絕對完蛋了!
NameNode本身用多線程接收多個客戶端發送過來的並發的請求，結果多個線程居然修改完內存中的元數據之後，排著隊寫edits log!
而且你要知道，寫本地磁碟 網路傳輸給journalnodes，都是很耗時的啊!性能兩大殺手：磁碟寫 網路寫!
如果HDFS的架構真要是這麼設計的話，基本上NameNode能承載的每秒的並發數量就很少了，可能就每秒處理幾十個並發請求處理撐死了!
三、HDFS優雅的解決方案
所以說，針對這個問題，人家HDFS是做了不少的優化的!
首先大家想一下，既然咱們不希望每個線程寫edits log的時候，串列化排隊生成txid 寫磁碟 寫JournalNode，那麼是不是可以搞一個內存緩衝?
也就是說，多個線程可以快速的獲取鎖，生成txid，然後快速的將edits log寫入內存緩衝。
接著就快速的釋放鎖，讓下一個線程繼續獲取鎖後，生成id 寫edits log進入內存緩衝。
然後接下來有一個線程可以將內存中的edits log刷入磁碟，但是在這個過程中，還是繼續允許其他線程將edits log寫入內存緩衝中。
但是這裡又有一個問題了，如果針對同一塊內存緩衝，同時有人寫入，還同時有人讀取後寫磁碟，那也有問題，因為不能並發讀寫一塊共享內存數據!
所以HDFS在這裡採取了double-buffer雙緩衝機制來處理!將一塊內存緩衝分成兩個部分：
其中一個部分可以寫入
另外一個部分用於讀取後寫入磁碟和JournalNodes。
大家可能感覺文字敘述不太直觀，老規矩，咱們來一張圖，按順序給大家闡述一下。
(1)分段加鎖機制 內存雙緩衝機制
首先各個線程依次第一次獲取鎖，生成順序遞增的txid，然後將edits log寫入內存雙緩衝的區域1，接著就立馬第一次釋放鎖了。
趁著這個空隙，後面的線程就可以再次立馬第一次獲取鎖，然後立即寫自己的edits log到內存緩衝。
寫內存那麼快，可能才耗時幾十微妙，接著就立馬第一次釋放鎖了。所以這個並發優化絕對是有效果的，大家有沒有感受到?
接著各個線程競爭第二次獲取鎖，有線程獲取到鎖之後，就看看，有沒有誰在寫磁碟和網路?
如果沒有，好，那麼這個線程是個幸運兒!直接交換雙緩衝的區域1和區域2，接著第二次釋放鎖。這個過程相當快速，內存里判斷幾個條件，耗時不了幾微秒。
好，到這一步為止，內存緩衝已經被交換了，後面的線程可以立馬快速的依次獲取鎖，然後將edits log寫入內存緩衝的區域2，區域1中的數據被鎖定了，不能寫。
怎麼樣，是不是又感受到了一點點多線程並發的優化?
(2)多線程並發吞吐量的百倍優化
接著，之前那個幸運兒線程，將內存緩衝的區域1中的數據讀取出來(此時沒人寫區域1了，都在寫區域2)，將裡面的edtis log都寫入磁碟文件，以及通過網路寫入JournalNodes集群。
這個過程可是很耗時的!但是沒關係啊，人家做過優化了，在寫磁碟和網路的過程中，是不持有鎖的!
因此後面的線程可以噼里啪啦的快速的第一次獲取鎖後，立馬寫入內存緩衝的區域2，然後釋放鎖。
這個時候大量的線程都可以快速的寫入內存，沒有阻塞和卡頓!
怎麼樣?並發優化的感覺感受到了沒有!
(3)緩衝數據批量刷磁碟 網路的優化
那麼在幸運兒線程吭哧吭哧把數據寫磁碟和網路的過程中，排在後面的大量線程，快速的第一次獲取鎖，寫內存緩衝區域2，釋放鎖，之後，這些線程第二次獲取到鎖後會幹嘛?
他們會發現有人在寫磁碟啊，兄弟們!所以會立即休眠1秒，釋放鎖。
此時大量的線程並發過來的話，都會在這裡快速的第二次獲取鎖，然後發現有人在寫磁碟和網路，快速的釋放鎖，休眠。
怎麼樣，這個過程沒有人長時間的阻塞其他人吧!因為都會快速的釋放鎖，所以後面的線程還是可以迅速的第一次獲取鎖後寫內存緩衝!
again!並發優化的感覺感受到了沒有?
而且這時，一定會有很多線程發現，好像之前那個幸運兒線程的txid是排在自己之後的，那麼肯定就把自己的edits log從緩衝里寫入磁碟和網路了。
這些線程甚至都不會休眠等待，直接就會返回後去干別的事情了，壓根兒不會卡在這裡。這裡又感受到並發的優化沒有?
然後那個幸運兒線程寫完磁碟和網路之後，就會喚醒之前休眠的那些線程。
那些線程會依次排隊再第二次獲取鎖後進入判斷，咦!發現沒有人在寫磁碟和網路了!
然後就會再判斷，有沒有排在自己之後的線程已經將自己的edtis log寫入磁碟和網路了。
如果有的話，就直接返回了。
沒有的話，那麼就成為第二個幸運兒線程，交換兩塊緩衝區，區域1和區域2交換一下。
然後釋放鎖，自己開始吭哧吭哧的將區域2的數據寫入磁碟和網路。
但是這個時候沒有關係啊，後面的線程如果要寫edits log的，還是可以第一次獲取鎖後立馬寫內存緩衝再釋放鎖。以此類推。
四、總結
其實這套機制還是挺複雜的，涉及到了分段加鎖以及內存雙緩衝兩個機制。
通過這套機制，NameNode保證了多個線程在高並發的修改元數據之後寫edits log的時候，不會說一個線程一個線程的寫磁碟和網路，那樣性能實在太差，並發能力太弱了!
所以通過上述那套複雜的機制，盡最大的努力保證，一個線程可以批量的將一個緩衝中的多條edits log刷入磁碟和網路。
在這個漫長的吭哧吭哧的過程中，其他的線程可以快速的高並發寫入edits log到內存緩衝里，不會阻塞其他的線程寫edits log。
所以，正是依靠以上機制，最大限度優化了NameNode處理高並發訪問修改元數據的能力!
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