Hadoop1.x：
Hadoop 的两大核心组件 HDFS 的NameNode 和 JobTracker 都存在着单点问题。
Hadoop2.x ：
HDFS的NameNode 和 YARN的ResourceManger 的单点问题可以解决。
SecondaryNameNode保存的状态总是滞后于NameNode，所以这种方式难免会导致丢失部分数据，也可以解决。（NameNode和ResourceManger实现方式类似，前者更复杂）
下面主要讲HDFS NameNode的高可用（下图为HDFS NameNode 高可用架构图）：
概念
Active NameNode 和 Standby NameNode：
两台 NameNode 形成互备，一台处于 Active 状态，为主 NameNode，另外一台处于 Standby 状态，为备 NameNode，只有主 NameNode 才能对外提供读写服务。
Active NN负责集群中所有客户端的操作；
Standby NN主要用于备用，它主要维持足够的状态，如果必要，可以提供快速
的故障恢复。
FailoverController（主备切换器）：
FailoverController 作为独立的进程运行，对 NameNode 的主备切换进行总体控制。FailoverController 监测 NameNode 的健康状况，在主 NameNode 故障时借助 Zookeeper 实现自动的主备选举和切换。
HealthMonitor ：
HealthMonitor是一个周期性工作的后台线程，它在一行个循环中周期性的同HA服务进心跳，负责跟踪NameNode服务的健康状况，并在健康状况变化时调用failover控制器的回调方法。
HealthMonitor 主要负责检测 NameNode 的健康状态，如果检测到 NameNode 的状态发生变化，会回调 ZKFailoverController 的相应方法进行自动的主备选举。
ActiveStandbyElector
ActiveStandbyElector 主要负责完成自动的主备选举，内部封装了 Zookeeper 的处理逻辑，一旦 Zookeeper 主备选举完成，会回调 ZKFailoverController 的相应方法来进行 NameNode 的主备状态切换。
共享存储系统：
共享存储系统是实现 NameNode 的高可用最为关键的部分，共享存储系统保存了 NameNode 在运行过程中所产生的 HDFS 的元数据。主 NameNode 和备NameNode 通过共享存储系统实现元数据同步。在进行主备切换的时候，新的主 NameNode 在确认元数据完全同步之后才能继续对外提供服务。
使用JN（journalnode JQM方式）：
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（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）。
实现方式：
(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。
DataNode 节点：
共享 HDFS 的元数据信息以及共享HDFS 的数据块和 DataNode 之间的映射关系。DataNode 会同时向主 NameNode 和备 NameNode 上报数据块的位置信息。
NameNode主备切换过程
NameNode 主备切换主要由 ZKFailoverController、HealthMonitor 和 ActiveStandbyElector 这 3 个组件来协同实现：
ZKFailoverController 作为 NameNode 机器上一个独立的进程启动 (在 hdfs 启动脚本之中的进程名为 zkfc)，启动的时候会创建 HealthMonitor 和 ActiveStandbyElector 这两个主要的内部组件，ZKFailoverController 在创建 HealthMonitor 和 ActiveStandbyElector 的同时，也会向 HealthMonitor 和 ActiveStandbyElector 注册相应的回调方法。
NameNode 实现主备切换的流程如图所示，有以下几步：
HealthMonitor 初始化完成后会启动内部的线程来定时调用对应 NameNode 的 HAServiceProtocol RPC 接口的方法，对 NameNode 的健康状态进行检测。
HealthMonitor 如果检测到 NameNode 的健康状态发生变化，会回调 ZKFailoverController 注册的相应方法进行处理。
如果 ZKFailoverController 判断需要进行主备切换，会首先使用ActiveStandbyElector 来进行自动的主备选举。
ActiveStandbyElector 与 Zookeeper 进行交互完成自动的主备选举。
ActiveStandbyElector 在主备选举完成后，会回调 ZKFailoverController 的相应方法来通知当前的 NameNode 成为主 NameNode 或备 NameNode。
ZKFailoverController 调用对应 NameNode 的 HAServiceProtocol RPC 接口的方法将 NameNode 转换为 Active 状态或 Standby 状态。
脑裂（split-brain）
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。
脑裂问题处理：
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。
(1) 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。
(2) DN在运行过程中维护此序列号，当主备切换时，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。
(3) 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。
此外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。
