Hadoop2.x基本原理与架构
Hadoop2.x基本原理与架构
Apache Hadoop 是一个开源软件框架，可安装在一个商用机器集群中，使机器可彼此通信并协同工作，以高度分布式的方式共同存储和处理大量数据。最初，Hadoop 包含以下两个主要组件：Hadoop Distributed File System (HDFS) 和一个分布式计算引擎，该引擎支持以 MapReduce 作业的形式实现和运行程序。
MapReduce 是 Google 推广的一个简单的编程模型，它对以高度并行和可扩展的方式处理大数据集很有用。MapReduce 的灵感来源于函数式编程，用户可将他们的计算表达为 map 和 reduce 函数，将数据作为键值对来处理。Hadoop 提供了一个高级 API 来在各种语言中实现自定义的 map 和 reduce 函数。
Hadoop 还提供了软件基础架构，以一系列 map 和 reduce 任务的形式运行 MapReduce 作业。Map 任务 在输入数据的子集上调用 map 函数。在完成这些调用后，reduce 任务 开始在 map 函数所生成的中间数据上调用 reduce 任务，生成最终的输出。 map 和 reduce 任务彼此单独运行，这支持并行和容错的计算。
最重要的是，Hadoop 基础架构负责处理分布式处理的所有复杂方面：并行化、调度、资源管理、机器间通信、软件和硬件故障处理，等等。得益于这种干净的抽象，实现处理数百（或者甚至数千）个机器上的数 TB 数据的分布式应用程序从未像现在这么容易过，甚至对于之前没有使用分布式系统的经验的开发人员也是如此。
HDFS原理
HDFS名词解释
Block： 在HDFS中，每个文件都是采用的分块的方式存储，每个block放在不同的datanode上，每个block的标识是一个三元组（block id， numBytes，generationStamp），其中block id是具有唯一性，具体分配是由namenode节点设置，然后再由datanode上建立block文件，同时建立对应block meta文件。
Packet： 在DFSclient与DataNode之间通信的过程中，发送和接受数据过程都是以一个packet为基础的方式进行。
Chunk： 中文名字也可以称为块，但是为了与block区分，还是称之为chunk。在DFSClient与DataNode之间通信的过程中，由于文件采用的是基于块的方式来进行的，但是在发送数据的过程中是以packet的方式来进行的，每个packet包含了多个chunk，同时对于每个chunk进行checksum计算，生成checksum bytes。
- 一个文件被拆成多个block持续化存储（block size 由配置文件参数决定）
- 数据通讯过程中一个 block 被拆成 多个 packet
- 一个 packet 包含多个 chunk
Packet结构与定义： Packet分为两类，一类是实际数据包，另一类是heatbeat包。一个Packet数据包的组成结构，如图所示：
上图中，一个Packet是由Header和Data两部分组成，其中Header部分包含了一个Packet的概要属性信息，如下表所示：
- Data部分是一个Packet的实际数据部分，主要包括一个4字节校验和（Checksum）与一个Chunk部分，Chunk部分最大为512字节。
- 在构建一个Packet的过程中，首先将字节流数据写入一个buffer缓冲区中，也就是从偏移量为25的位置（checksumStart）开始写Packet数据Chunk的Checksum部分，从偏移量为533的位置（dataStart）开始写Packet数据的Chunk Data部分，直到一个Packet创建完成为止。
- 当写一个文件的最后一个Block的最后一个Packet时，如果一个Packet的大小未能达到最大长度，也就是上图对应的缓冲区中，Checksum与Chunk Data之间还保留了一段未被写过的缓冲区位置，在发送这个Packet之前，会检查Chunksum与Chunk Data之间的缓冲区是否为空白缓冲区（gap），如果有则将Chunk Data部分向前移动，使得Chunk Data 1与Chunk Checksum N相邻，然后才会被发送到DataNode节点。
HDFS架构说明
HDFS Client: 系统使用者，调用HDFS API操作文件;与NameNode交互获取文件元数据;与DataNode交互进行数据读写, 注意：写数据时文件切分由Client完成。
NameNode: Master节点（也称元数据节点），是系统唯一的管理者。负责元数据的管理(名称空间和数据块映射信息);配置副本策略；处理客户端请求。
DataNode: 数据存储节点(也称Slave节点)，存储实际的数据；执行数据块的读写；汇报存储信息给NameNode。
Secondary NameNode: 小弟角色，分担大哥NameNode的工作量；是NameNode的冷备份；合并fsimage和fsedits然后再发给NameNode, 注意：在hadoop 2.x 版本，当启用HDFS HA时，将没有这一角色。（详见HDFS HA基本架构）。
热备份：b是a的热备份，如果a坏掉。那么b马上运行代替a的工作。
冷备份：b是a的冷备份，如果a坏掉。那么b不能马上代替a工作。但是b上存储a的一些信息，减少a坏掉之后的损失。
HDFS构架原则
- 元数据与数据分离： 文件本身的属性（即元数据）与文件所持有的数据分离。
- 主/从架构： 一个HDFS集群是由一个NameNode和一定数目的DataNode组成。
- 一次写入多次读取： HDFS中的文件在任何时间只能有一个Writer。当文件被创建，接着写入数据，最后，一旦文件被关闭，就不能再修改。
- 移动计算比移动数据更划算： 数据运算，越靠近数据，执行运算的性能就越好，由于HDFS数据分布在不同机器上，要让网络的消耗最低，并提高系统的吞吐量，最佳方式是将运算的执行移到离它要处理的数据更近的地方，而不是移动数据。
NameNode详解
NameNode是整个文件系统的管理节点，也是HDFS中最复杂的一个实体，它维护着HDFS文件系统中最重要的两个关系：
HDFS文件系统中的文件目录树，以及文件的数据块索引，即每个文件对应的数据块列表。
数据块和数据节点的对应关系，即某一块数据块保存在哪些数据节点的信息。
- 第一个关系即目录树、元数据和数据块的索引信息会持久化到物理存储中，实现是保存在命名空间的镜像fsimage和编辑日志edits中，注意：在fsimage中，并没有记录每一个block对应到哪几个Datanodes的对应表信息。
- 第二个关系是在NameNode启动后，每个Datanode对本地磁盘进行扫描，将本Datanode上保存的block信息汇报给Namenode，Namenode在接收到每个Datanode的块信息汇报后，将接收到的块信息，以及其所在的Datanode信息等保存在内存中。HDFS就是通过这种块信息汇报的方式来完成 block -> Datanodes list的对应表构建。
- fsimage记录了自最后一次检查点之前HDFS文件系统中所有目录和文件的序列化信息。
- edits是元数据操作日志(记录每次保存fsimage之后到下次保存之间的所有hdfs操作)。
- 在NameNode启动时候，会先将fsimage中的文件系统元数据信息加载到内存，然后根据eidts中的记录将内存中的元数据同步至最新状态，将这个新版本的 FsImage 从内存中保存到本地磁盘上，然后删除 旧的 Editlog，这个过程称为一个检查点 (checkpoint)。
- 类似于数据库中的检查点，为了避免edits日志过大，在Hadoop1.X中，SecondaryNameNode会按照时间阈值（比如24小时）或者edits大小阈值（比如1G），周期性的将fsimage和edits的合并，然后将最新的fsimage推送给NameNode。而在Hadoop2.X中，这个动作是由Standby NameNode来完成。
- 由此可看出，这两个文件一旦损坏或丢失，将导致整个HDFS文件系统不可用。
- 在hadoop1.X为了保证这两种元数据文件的高可用性，一般的做法，将dfs.namenode.name.dir设置成以逗号分隔的多个目录，这多个目录至少不要在一块磁盘上，最好放在不同的机器上，比如：挂载一个共享文件系统。
fsimage\edits 是序列化后的文件，想要查看或编辑里面的内容，可通过 HDFS提供的 oiv\oev 命令，如下：
- 命令: hdfs oiv （offline image viewer） 用于将fsimage文件的内容转储到指定文件中以便于阅读,，如文本文件、XML文件，该命令需要以下参数：
- -i (必填参数) –inputFile 输入FSImage文件
- -o (必填参数) –outputFile 输出转换后的文件，如果存在，则会覆盖
- -p (可选参数） –processor 将FSImage文件转换成哪种格式： (Ls|XML|FileDistribution).默认为Ls
- 示例：hdfs oiv -i /data1/hadoop/dfs/name/current/fsimage_0000000000019372521 -o /home/hadoop/fsimage.txt
- 命令：hdfs oev (offline edits viewer 离线edits查看器）的缩写， 该工具只操作文件因而并不需要hadoop集群处于运行状态。
- 示例: hdfs oev -i edits_0000000000000042778-0000000000000042779 -o edits.xml
- 支持的输出格式有binary（hadoop使用的二进制格式）、xml（在不使用参数p时的默认输出格式）和stats（输出edits文件的统计信息）。
- 命令: hdfs oiv （offline image viewer） 用于将fsimage文件的内容转储到指定文件中以便于阅读,，如文本文件、XML文件，该命令需要以下参数：
NameNode管理着DataNode，接收DataNode的注册、心跳、数据块提交等信息的上报，并且在心跳中发送数据块复制、删除、恢复等指令；同时，NameNode还为客户端对文件系统目录树的操作和对文件数据读写、对HDFS系统进行管理提供支持。
- Namenode 启动后会进入一个称为安全模式的特殊状态。处于安全模式 的 Namenode 是不会进行数据块的复制的。 Namenode 从所有的 Datanode 接收心跳信号和块状态报告。块状态报告包括了某个 Datanode 所有的数据 块列表。每个数据块都有一个指定的最小副本数。当 Namenode 检测确认某个数据块的副本数目达到这个最小值，那么该数据块就会被认为是副本安全 (safely replicated) 的；在一定百分比（这个参数可配置）的数据块被 Namenode 检测确认是安全之后（加上一个额外的 30 秒等待时间）， Namenode 将退出安全模式状态。接下来它会确定还有哪些数据块的副本没 有达到指定数目，并将这些数据块复制到其他 Datanode 上。
Secondary NameNode详解
定期合并 fsimage 和 edits 日志，将 edits 日志文件大小控制在一个限度下。
- namenode 响应 Secondary namenode 请求，将 edit log 推送给 Secondary namenode ， 开始重新写一个新的 edit log
- Secondary namenode 收到来自 namenode 的 fsimage 文件和 edit log
- Secondary namenode 将 fsimage 加载到内存，应用 edit log ， 并生成一个新的 fsimage 文件
- Secondary namenode 将新的 fsimage 推送给 Namenode
- Namenode 用新的 fsimage 取代旧的 fsimage ， 在 fstime文件中记下检查点发生的时刻。
HDFS HA基本架构
SPOF（single point of failure）方案回顾
- Secondary NameNode：它不是HA，它只是阶段性的合并edits和fsimage，以缩短集群启动的时间。当NN失效的时候，Secondary NN并无法立刻提供服务，Secondary NN甚至无法保证数据完整性：如果NN数据丢失的话，在上一次合并后的文件系统的改动会丢失
- Backup NameNode (HADOOP-4539)：它在内存中复制了NN的当前状态，算是Warm Standby，可也就仅限于此，并没有failover等。它同样是阶段性的做checkpoint，也无法保证数据完整性
- 手动把name.dir指向NFS（Network File System），这是安全的Cold Standby，可以保证元数据不丢失，但集群的恢复则完全靠手动
Facebook AvatarNode：Facebook有强大的运维做后盾，所以Avatarnode只是Hot Standby，并没有自动切换，当主NN失效的时候，需要管理员确认，然后手动把对外提供服务的虚拟IP映射到Standby NN，这样做的好处是确保不会发生脑裂的场景。其某些设计思想和Hadoop 2.0里的HA非常相似，从时间上来看，Hadoop 2.0应该是借鉴了Facebook的做法
Facebook AvatarNode 原理示例图
PrimaryNN与StandbyNN之间通过NFS来共享FsEdits、FsImage文件，这样主备NN之间就拥有了一致的目录树和block信息；而block的位置信息，可以根据DN向两个NN上报的信息过程中构建起来。这样再辅以虚IP，可以较好达到主备NN快速热切的目的。但是显然，这里的NFS又引入了新的SPOF
- 在主备NN共享元数据的过程中，也有方案通过主NN将FsEdits的内容通过与备NN建立的网络IO流，实时写入备NN，并且保证整个过程的原子性。这种方案，解决了NFS共享元数据引入的SPOF，但是主备NN之间的网络连接又会成为新的问题
hadoop2.x ha 原理
- hadoop2.x之后，Clouera提出了QJM/Qurom Journal Manager，这是一个基于Paxos算法实现的HDFS HA方案，它给出了一种较好的解决思路和方案,示意图如下：
- 基本原理就是用2N+1台 JN 存储EditLog，每次写数据操作有大多数（>=N+1）返回成功时即认为该次写成功，数据不会丢失了。当然这个算法所能容忍的是最多有N台机器挂掉，如果多于N台挂掉，这个算法就失效了。这个原理是基于Paxos算法
- 在HA架构里面SecondaryNameNode这个冷备角色已经不存在了，为了保持standby NN时时的与主Active NN的元数据保持一致，他们之间交互通过一系列守护的轻量级进程JournalNode
- 任何修改操作在 Active NN上执行时，JN进程同时也会记录修改log到至少半数以上的JN中，这时 Standby NN 监测到JN 里面的同步log发生变化了会读取 JN 里面的修改log，然后同步到自己的的目录镜像树里面，如下图：
- 当发生故障时，Active的 NN 挂掉后，Standby NN 会在它成为Active NN 前，读取所有的JN里面的修改日志，这样就能高可靠的保证与挂掉的NN的目录镜像树一致，然后无缝的接替它的职责，维护来自客户端请求，从而达到一个高可用的目的
- QJM方式来实现HA的主要优势：
- 不需要配置额外的高共享存储，降低了复杂度和维护成本
- 消除spof
- 系统鲁棒性(Robust:健壮)的程度是可配置
- JN不会因为其中一台的延迟而影响整体的延迟，而且也不会因为JN的数量增多而影响性能（因为NN向JN发送日志是并行的）
hadoop2.x ha 详述
- 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
- 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
- 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接收到这个返回则认为该NN为新的active
- 如果这时原来的active NN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
- 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
- Hadoop提供了ZKFailoverController角色，部署在每个NameNode的节点上，作为一个deamon进程, 简称zkfc，示例图如下：
- FailoverController主要包括三个组件:
- 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
- ActiveStandbyElector: 管理和监控自己在ZK中的状态
- ZKFailoverController 它订阅HealthMonitor 和ActiveStandbyElector 的事件，并管理NameNode的状态
- ZKFailoverController主要职责：
- 健康监测：周期性的向它监控的NN发送健康探测命令，从而来确定某个NameNode是否处于健康状态，如果机器宕机，心跳失败，那么zkfc就会标记它处于一个不健康的状态
- 会话管理：如果NN是健康的，zkfc就会在zookeeper中保持一个打开的会话，如果NameNode同时还是Active状态的，那么zkfc还会在Zookeeper中占有一个类型为短暂类型的znode，当这个NN挂掉时，这个znode将会被删除，然后备用的NN，将会得到这把锁，升级为主NN，同时标记状态为Active
- 当宕机的NN新启动时，它会再次注册zookeper，发现已经有znode锁了，便会自动变为Standby状态，如此往复循环，保证高可靠，需要注意，目前仅仅支持最多配置2个NN
- master选举：如上所述，通过在zookeeper中维持一个短暂类型的znode，来实现抢占式的锁机制，从而判断那个NameNode为Active状态
hadoop2.x Federation
- 单Active NN的架构使得HDFS在集群扩展性和性能上都有潜在的问题，当集群大到一定程度后，NN进程使用的内存可能会达到上百G，NN成为了性能的瓶颈
- 常用的估算公式为1G对应1百万个块，按缺省块大小计算的话，大概是64T (这个估算比例是有比较大的富裕的，其实，即使是每个文件只有一个块，所有元数据信息也不会有1KB/block)
为了解决这个问题,Hadoop 2.x提供了HDFS Federation, 示意图如下：
多个NN共用一个集群里的存储资源，每个NN都可以单独对外提供服务
- 每个NN都会定义一个存储池，有单独的id，每个DN都为所有存储池提供存储
- DN会按照存储池id向其对应的NN汇报块信息，同时，DN会向所有NN汇报本地存储可用资源情况
- 如果需要在客户端方便的访问若干个NN上的资源，可以使用客户端挂载表，把不同的目录映射到不同的NN，但NN上必须存在相应的目录
- 设计优势：
- 改动最小，向前兼容；现有的NN无需任何配置改动；如果现有的客户端只连某台NN的话，代码和配置也无需改动
- 分离命名空间管理和块存储管理
- 客户端挂载表：通过路径自动对应NN、使Federation的配置改动对应用透明
HDFS读原理
- 客户端通过调用FileSystem对象的open()方法来打开希望读取的文件，对于HDFS来说，这个对象时分布文件系统的一个实例；
- DistributedFileSystem通过使用RPC来调用NameNode以确定文件起始块的位置，同一Block按照重复数会返回多个位置，这些位置按照Hadoop集群拓扑结构排序，距离客户端近的排在前面 (详见第三章）
- 前两步会返回一个FSDataInputStream对象，该对象会被封装成DFSInputStream对象，DFSInputStream可以方便的管理datanode和namenode数据流，客户端对这个输入流调用read()方法
- 存储着文件起始块的DataNode地址的DFSInputStream随即连接距离最近的DataNode，通过对数据流反复调用read()方法，将数据从DataNode传输到客户端
- 到达块的末端时，DFSInputStream会关闭与该DataNode的连接，然后寻找下一个块的最佳DataNode，这些操作对客户端来说是透明的，客户端的角度看来只是读一个持续不断的流
- 一旦客户端完成读取，就对FSDataInputStream调用close()方法关闭文件读取
block持续化结构:
DataNode节点上一个Block持久化到磁盘上的物理存储结构，如下图所示：
每个Block文件（如上图中blk_1084013198文件）都对应一个meta文件（如上图中blk_1084013198_10273532.meta文件），Block文件是一个一个Chunk的二进制数据（每个Chunk的大小是512字节），而meta文件是与每一个Chunk对应的Checksum数据，是序列化形式存储
HDFS写原理
2.X版本默认block的大小是 128M。
1. Client将FileA按64M分块。分成两块，block1和Block2;
2. Client向nameNode发送写数据请求，如图蓝色虚线①——>
3. NameNode节点，记录block信息。并返回可用的DataNode，如粉色虚线②———>
Block1: host2,host1,host3
Block2: host7,host8,host4
4. client向DataNode发送block1；发送过程是以流式写入，流式写入过程如下：
- 将64M的block1按64k的packet划分
- 然后将第一个packet发送给host2
- host2接收完后，将第一个packet发送给host1，同时client向host2发送第二个packet
- host1接收完第一个packet后，发送给host3，同时接收host2发来的第二个packet
- 以此类推，如图红线实线所示，直到将block1发送完毕
- host2,host1,host3向NameNode，host2向Client发送通知，说“消息发送完了”。如图粉红颜色实线所示
- client收到host2发来的消息后，向namenode发送消息，说我写完了。这样就真完成了。如图黄色粗实线
- 发送完block1后，再向host7，host8，host4发送block2，如图蓝色实线所示。
5. 时序图如下：
- 当客户端向 HDFS 文件写入数据的时候，一开始是写到本地临时文件中。假设该文件的副 本系数设置为 3 ，当本地临时文件累积到一个数据块的大小时，客户端会从 Namenode 获取一个 Datanode 列表用于存放副本。然后客户端开始向第一个 Datanode 传输数据，第一个 Datanode 一小部分一小部分 (4 KB) 地接收数据，将每一部分写入本地仓库，并同时传输该部分到列表中 第二个 Datanode 节点。第二个 Datanode 也是这样，一小部分一小部分地接收数据，写入本地 仓库，并同时传给第三个 Datanode 。最后，第三个 Datanode 接收数据并存储在本地。因此， Datanode 能流水线式地从前一个节点接收数据，并在同时转发给下一个节点，数据以流水线的 方式从前一个 Datanode 复制到下一个。
- 写入的过程，按hdsf默认设置，1T文件，我们需要3T的存储，3T的网络流量。
- 在执行读或写的过程中，NameNode和DataNode通过HeartBeat进行保存通信，确定DataNode活着。如果发现DataNode死掉了，就将死掉的DataNode上的数据，放到其他节点去。读取时，要读其他节点去。
- 挂掉一个节点，没关系，还有其他节点可以备份；甚至，挂掉某一个机架，也没关系；其他机架上，也有备份。
YARN及MapReduce原理
YARN基本架构
在 YARN 架构中，一个全局 ResourceManager 以主要后台进程的形式运行，它通常在专用机器上运行，在各种竞争的应用程序之间仲裁可用的集群资源。ResourceManager 会追踪集群中有多少可用的活动节点和资源，协调用户提交的哪些应用程序应该在何时获取这些资源。ResourceManager 是惟一拥有此信息的进程，所以它可通过某种共享的、安全的、多租户的方式制定分配（或者调度）决策（例如，依据应用程序优先级、队列容量、ACLs、数据位置等）。
在用户提交一个应用程序时，一个称为 ApplicationMaster 的轻量型进程实例会启动来协调应用程序内的所有任务的执行。这包括监视任务，重新启动失败的任务，推测性地运行缓慢的任务，以及计算应用程序计数器值的总和。这些职责以前分配给所有作业的单个 JobTracker。ApplicationMaster 和属于它的应用程序的任务，在受 NodeManager 控制的资源容器中运行。
NodeManager 是 TaskTracker 的一种更加普通和高效的版本。没有固定数量的 map 和 reduce slots，NodeManager 拥有许多动态创建的资源容器。容器的大小取决于它所包含的资源量，比如内存、CPU、磁盘和网络 IO。目前，仅支持内存和 CPU (YARN-3)。未来可使用 cgroups 来控制磁盘和网络 IO。一个节点上的容器数量，由配置参数与专用于从属后台进程和操作系统的资源以外的节点资源总量（比如总 CPU 数和总内存）共同决定。
有趣的是，ApplicationMaster 可在容器内运行任何类型的任务。例如，MapReduce ApplicationMaster 请求一个容器来启动 map 或 reduce 任务，而 Giraph ApplicationMaster 请求一个容器来运行 Giraph 任务。您还可以实现一个自定义的 ApplicationMaster 来运行特定的任务，进而发明出一种全新的分布式应用程序框架，改变大数据世界的格局。您可以查阅 Apache Twill，它旨在简化 YARN 之上的分布式应用程序的编写。
在 YARN 中，MapReduce 降级为一个分布式应用程序的一个角色（但仍是一个非常流行且有用的角色），现在称为 MRv2。MRv2 是经典 MapReduce 引擎（现在称为 MRv1）的重现，运行在 YARN 之上。
YARN: 一个可运行任何分布式应用程序的集群
ResourceManager、NodeManager 和容器都不关心应用程序或任务的类型。所有特定于应用程序框架的代码都转移到它的 ApplicationMaster，以便任何分布式框架都可以受 YARN 支持 — 只要有人为它实现了相应的 ApplicationMaster。
得益于这个一般性的方法，Hadoop YARN 集群运行许多不同工作负载的梦想才得以实现。想像一下：您数据中心中的一个 Hadoop 集群可运行 MapReduce、Giraph、Storm、Spark、Tez/Impala、MPI 等。
单一集群方法明显提供了大量优势，其中包括：
更高的集群利用率，一个框架未使用的资源可由另一个框架使用
更低的操作成本，因为只有一个 “包办一切的” 集群需要管理和调节
更少的数据移动，无需在 Hadoop YARN 与在不同机器集群上运行的系统之间移动数据
管理单个集群还会得到一个更环保的数据处理解决方案。使用的数据中心空间更少，浪费的硅片更少，使用的电源更少，排放的碳更少，这只是因为我们在更小但更高效的 Hadoop 集群上运行同样的计算。
YARN 中的应用程序提交
本节讨论在应用程序提交到 YARN 集群时，ResourceManager、ApplicationMaster、NodeManagers 和容器如何相互交互。下图显示了一个例子。
假设用户采用与 MRv1 中相同的方式键入 hadoop jar 命令，将应用程序提交到 ResourceManager。ResourceManager 维护在集群上运行的应用程序列表，以及每个活动的 NodeManager 上的可用资源列表。ResourceManager 需要确定哪个应用程序接下来应该获得一部分集群资源。该决策受到许多限制，比如队列容量、ACL 和公平性。ResourceManager 使用一个可插拔的 Scheduler。Scheduler 仅执行调度；它管理谁在何时获取集群资源（以容器的形式），但不会对应用程序内的任务执行任何监视，所以它不会尝试重新启动失败的任务。
在 ResourceManager 接受一个新应用程序提交时，Scheduler 制定的第一个决策是选择将用来运行 ApplicationMaster 的容器。在 ApplicationMaster 启动后，它将负责此应用程序的整个生命周期。首先也是最重要的是，它将资源请求发送到 ResourceManager，请求运行应用程序的任务所需的容器。资源请求是对一些容器的请求，用以满足一些资源需求，比如：
- 一定量的资源，目前使用 MB 内存和 CPU 份额来表示
- 一个首选的位置，由主机名、机架名称指定，或者使用 * 来表示没有偏好
- 此应用程序中的一个优先级，而不是跨多个应用程序
参考资料
[1] 天戈朱, 《Hadoop(一):深度剖析HDFS原理》 http://www.cnblogs.com/tgzhu/p/5788634.html
[2] 天戈朱, 《Hadoop(二):HDFS HA原理及安装》http://www.cnblogs.com/tgzhu/p/5790565.html
[3] Edison Chou, 《Hadoop学习笔记—21.Hadoop2的改进内容简介》 http://www.cnblogs.com/edisonchou/p/4470682.html
[4] 指尖上的生活, 《HDFS原理解析（总体架构，读写操作流程）》http://www.cnblogs.com/xubiao/p/5579080.html
[5] Adam Kawa, 《YARN简介》http://www.ibm.com/developerworks/cn/data/library/bd-yarn-intro/