重点提示：
首先这个问题不要抠的过细。
SDNN即Secondary NameNode NN即NameNode
1. 首先介绍NameNode节点上两个重要文件
（1）fsimage：它是元数据的镜像文件，镜像这个东西大家都懂，所以它记录的其实是某个时间点内存中元数据的状态。而且和虚拟机是一个道理，每次NN启动的时候，也是先加载fsimage才能启动。
（2）edits log: 用于操作日志文件，如何理解，当你像hdfs里进行写操作的时候，不是直接把修改写入内存中（具体原因我也在问），而是写到edits log里成功之后再返回给内存。
2.SDNN不是NN的备份，它的作用有2个
（1）给fsimage备份（这个我没感觉出来，也不知道什么时候备份的）
（2）帮助NN进行【fsimage】和【edits log】的合并，这是一个非常耗费CPU的操作。
这一点是最重要的，在集群中只有在重启NN时fsimage才会和edits log进行合并，获得一个最新的镜像，然而实际上集群中NN很少重启，而这个合并操作又非常吃CPU，这就需要专门一台机器----SDNN来做这个操作。你合并好之后，及时把最新的镜像返回给NN，确保NN不会因为发生故障直接丢失了一部分最新的元数据，元数据的重要性就不赘言了。
（下面的文章不要看，学习是提炼而不是背书。）
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在初学Hadoop时，有个让人疑惑的概念：Secondary NameNode，也叫辅助namenode。从命名看，好像是第二个namenode，用于备份主namenode，在主namenode失败后启动。那么，Secondary NameNode的作用是什么？是如何工作的？
一，NameNode
HDFS集群有两类节点以管理者和工作者的工作模式运行，namenode就是其中的管理者。它管理着文件系统的命名空间，维护着文件系统树及整棵树的所有文件和目录。这些信息以两个文件的形式保存于内存或者磁盘，这两个文件是：命名空间镜像文件fsimage和编辑日志文件edit logs ，同时namenode也记录着每个文件中各个块所在的数据节点信息。
namenode对元数据的操作过程
图中有两个文件：
（1）fsimage:文件系统映射文件，也是元数据的镜像文件（磁盘中），存储某段时间namenode内存元数据信息。
（2）edits log:操作日志文件。
这种工作方式的特点：
（1）namenode始终在内存中存储元数据（metedata）,使得“读操作”更加快、
（2）有“写请求”时，向edits文件写入日志，成功返回后才修改内存，并向客户端返回。
（3）fsimage文件为metedata的镜像，不会随时同步，与edits合并生成新的fsimage。
从以上特点可以知道，edits文件会在集群运行的过程中不断增多，占用更多的存储空间，虽然有合并，但是只有在namenode重启时才会进行。并且在实际工作环境很少重启namenode，
这就带来了一下问题：
（1）edits文件不断增大，如何存储和管理？
（2）因为需要合并大量的edits文件生成fsimage，导致namenode重启时间过长。
（3）一旦namenode宕机，用于恢复的fsiamge数据很旧，会造成大量数据的丢失。
二，Secondary NameNode
上述问题的解决方案就是运行辅助namenode–Secondary NameNode，为主namenode内存中的文件系统元数据创建检查点，Secondary NameNode所做的不过是在文件系统中设置一个检查点来帮助NameNode更好的工作。它不是要取代掉NameNode也不是NameNode的备份，
SecondaryNameNode有两个作用，一是镜像备份，二是日志与镜像的定期合并。两个过程同时进行，称为checkpoint（检查点）。
镜像备份的作用：备份fsimage(fsimage是元数据发送检查点时写入文件)；
日志与镜像的定期合并的作用：将Namenode中edits日志和fsimage合并,防止如果Namenode节点故障，namenode下次启动的时候，会把fsimage加载到内存中，应用edits log,edits log往往很大，导致操作往往很耗时。（这也是namenode容错的一套机制）
Secondary NameNode创建检查点过程
Secondarynamenode工作过程
（1）SecondaryNameNode通知NameNode准备提交edits文件，此时主节点将新的写操作数据记录到一个新的文件edits.new中。
（2）SecondaryNameNode通过HTTP GET方式获取NameNode的fsimage与edits文件（在SecondaryNameNode的current同级目录下可见到 temp.check-point或者previous-checkpoint目录，这些目录中存储着从namenode拷贝来的镜像文件）。
（3）SecondaryNameNode开始合并获取的上述两个文件，产生一个新的fsimage文件fsimage.ckpt。
（4）SecondaryNameNode用HTTP POST方式发送fsimage.ckpt至NameNode。
（5）NameNode将fsimage.ckpt与edits.new文件分别重命名为fsimage与edits，然后更新fstime，整个checkpoint过程到此结束。
SecondaryNameNode备份由三个参数控制fs.checkpoint.period控制周期（以秒为单位，默认3600秒），fs.checkpoint.size控制日志文件超过多少大小时合并（以字节为单位，默认64M）， dfs.http.address表示http地址，这个参数在SecondaryNameNode为单独节点时需要设置。
从工作过程可以看出，SecondaryNameNode的重要作用是定期通过编辑日志文件合并命名空间镜像，以防止编辑日志文件过大。SecondaryNameNode一般要在另一台机器上运行，因为它需要占用大量的CPU时间与namenode相同容量的内存才可以进行合并操作。它会保存合并后的命名空间镜像的副本，并在namenode发生故障时启用。
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作者：杨jun坚
来源：CSDN
原文：https://blog.csdn.net/yangjjuan/article/details/71107012
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