首先我们应该更具体的理解这样一个现象，为什么流行的技术框架会被淘汰。谈到淘汰，常见两种情况：
第一：应用模式被淘汰了，例如：BB机，功能机，最终被智能机淘汰，胶卷被数码相机淘汰，即便诺基亚的功能机做得再完美，也会被淘汰。软件方面例如：终端的字处理，邮件收发等应用软件被视窗应用软件淘汰。
第二：技术升级，新技术弥补了老技术的缺陷，并且引入了更多有优势的功能。例如：Springframework的横空出世，配合Hibernate，在具有同样功效的情况下，解决了EJB的部署复杂，体态臃肿，计算效率低，用灵活性，面向程序员的友好性，淘汰了曾经企业级经典的EJB。
那么对于Hadoop分布式文件系统（HDFS），我们要讨论它的淘汰可能性，淘汰时间，首先我们就要看它为什么要被淘汰的因素。从模式上，分布式文件系统是大数据存储技术极为重要的一个领域，我们还看不到分布式文件系统有被淘汰的任何理由，那么我就再看技术升级是否有淘汰它的可能性。
谈技术升级，首先要看HDFS的缺点，然后再看这种缺点的解决办法，是否会带来新的技术框架，然后让HDFS埋进历史的垃圾堆。
01 部署复杂
HDFS为集中式协调架构，namenode若是单节点，部署并不复杂，但是namenode作为单节点无法可靠的运行在生产环境，必须对namenode实现双机HA，那么部署复杂度就变得极高，这时候需要在namenode，datanode的基础上再引入namenode active，namenode standby的概念，需要引入QJM的元数据共享存储并基于Paxos做一致性协调，另外需要引入ZKFC和ZooKeeper，解决主备选举，健康探测，主备切换等操作。
因此HDFS的部署复杂度完全是因为namenode HA导致的。这是集中式管理的分布式架构一个原生问题，如果在这个地方进行优化的话，那么就是简化QJM，ZKFC，ZooKeeper的多组服务，用一组服务来代替，但是namenode和datanode的分布式数据块的读写，复制，恢复机制，目前看非常成熟，高效，这是核心问题，并不是缺点，不需要更具颠覆性的优化。
02 元数据的内存瓶颈
由于namenode在内存中记录了所有数据块（block 默认128M）的信息，索引了数据块与datanode的关系，并且构建了文件系统树，因此可想而知namenode的元数据内存区是大量占用内存，这是没有上限的。对于较大型数据存储项目，例如上百个datanode节点和上千万个数据块的容量来说，元数据在namenode的内存大概能控制在32G以内，这是还没问题的，但是对于构建海量数据中心的超大型项目，这个问题就好像达摩克斯之剑，首先堆内存超过临界范围导致的内存寻址性能问题不说，一旦namenode内存超限到单机内存可承载的物理上最大承受范围，整个hdfs数据平台将面临停止服务。
这个问题的本质还是Google设计GFS时候采用粗放的实用主义，先把元数据都交给主节点在内存中节制，超大问题以后再解决。目前Google的GFS2设计上，已经将元数据在内存中迁移至了BigTable上，那么问题就来了：“BigTable基于GFS，而GFS2的元数据基于BigTable”？有点鸡生蛋还是蛋生鸡的自相矛盾。是的，看似矛盾实质上是架构的嵌套复用，可以这么去解读：GFS2是基于<基于GFS的BigTable的元数据存储>的下一代GFS架构。用BigTable的k-v存储模型放GFS2的元数据，虽然没有内存高效，但是够用，而且可以无限存储，用BigTable专门存储元数据形成的k-v记录最终保存成GFS数据块，因此在GFS的元数据内存中只需少量的内存占用，就能支撑天量的真正应用于数据块存储的GFS2元数据。
基于GFS2的设计思想，我相信下一代HDFS应该也是这样的方案去解决元数据的内存瓶颈问题，也就是基于<基于HDFS的HBase的元数据存储>的下一代HDFS架构。那么HDFS的元数据瓶颈问题将被彻底解决，很难看到比这更具优势的替代性技术框架了。
如下图所示：
03 默认副本数占用空间
副本数默认为3最大的问题就是占空间，这几乎是所有传统分布式文件系统（DFS）的通病。因此HDFS集群的默认空间利用率只有33.3%，这么低的利用率显然不符合一些场景，例如长期的冷数据备份，那么有没有更好的方式呢？是有的，目前比较成熟的方案就是纠删码技术，类似raid5，raid6，HDFS 3.0版本以后支持这种模式，叫做Erasure Coding(EC)方案。
HDFS是怎么通过EC方案解决磁盘利用率的问题呢？我们先聊点比较硬的原理，说说EC方案之一的条形布局：
首先数据文件写的时候会向N个节点的块(Block)依次写入，N个Block会被切成多组条(stripe 1... stripe n)，如果分布式环境有五个存储节点(DataNode)，那么就把stripe切成3个单元(cell)，然后再根据这3个cell计算出2个校验cell，然后这5个cell（3个data+2个parity）分别写入5个Block中。数据条就这么依次轮巡的方式，将校验块的位置轮换存储在不同Block上，直至写满，这样校验块的分布可以更均匀。
其次再说取数据，取数据每次只从3个DataNode中各取出1个cell，如果这3个cell都是数据cell，那么就成功拿到一组数据条stripe，如果有一个cell是校验cell，那么就能通过校验cell和另外2个数据cell计算出第3个数据cell，完成数据条stripe的组合。这种情况下，即便是5个datanode节点有2个datanode宕机了，另外3个datanode也能通过校验码计算完成剩余2个节点的数据，这就是利用纠删码技术实现数据冗余的原理。
通过这种方式，我们就比传统2副本50%，3副本33.3%的多副本模式要省空间，EC中2+1可以达到66.7%的磁盘利用率，例子是3+2可以达到60%的磁盘利用率
但是其问题是特别消耗CPU计算，上面那种读取情况，五分之三的读取数据条时间都要进行校验码计算。因此可以利用Intel CPU推出的ISA-L底层函数库专门用于提升校纠删码算法的编解码性能。通常情况下，纠删码用于冷数据的冗余，也就是不经常访问，但又必须联机存储以备查询的数据。除了磁盘利用率，多副本方式用空间换效率的方式肯定是最好，没什么问题。
