1.简单介绍

众所周知NameNode记录着DataNode的元数据信息，那么他是如何保证元数据信息的准确性的呢！小小透露一下是通过Fsimage和Edits!

2.图解

在这里插入图片描述

2.1原理介绍

NameNode启动时，先滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress，然后加载Edits和Fsimage到内存中，此时NameNode内存就持有最新的元数据信息。Client开始对NameNode发送元数据的增删改的请求，这些请求的操作首先会被记录到edits.inprogress中（查询元数据的操作不会被记录在Edits中，因为查询操作不会更改元数据信息），如果此时NameNode挂掉，重启后会从Edits中读取元数据的信息。然后，NameNode会在内存中执行元数据的增删改的操作。由于Edits中记录的操作会越来越多，Edits文件会越来越大，导致NameNode在启动加载Edits时会很慢，所以需要对Edits和Fsimage进行合并（所谓合并，就是将Edits和Fsimage加载到内存中，照着Edits中的操作一步步执行，最终形成新的Fsimage）。

1.看到这里我相信很多人会问Edits 和Fsimage 究竟是什么？好吧给你简单的介绍下！
Fsimage：NameNode内存中元数据序列化后形成的文件。
Edits：记录客户端更新元数据信息的每一步操作（可通过Edits运算出元数据）。
2.你能看到的问题官方肯定也是看的到的啊！所以针对启动加载慢的问题，也就出现了SecondaryNameNode，所以接下来我们来说一说SecondaryNameNode在干嘛？有时怎么干的！

SecondaryNameNode首先会询问NameNode是否需要CheckPoint（触发CheckPoint需要满足两个条件中的任意一个，定时时间到和Edits中数据写满了）。如果需要，则首先会让NameNode滚动Edits并生成一个空的edits.inprogress，滚动Edits的目的是给Edits打个标记，以后所有新的操作都写入edits.inprogress，其他未合并的Edits和Fsimage会拷贝到SecondaryNameNode的本地，然后将拷贝的Edits和Fsimage加载到内存中进行合并，生成fsimage.chkpoint，然后将fsimage.chkpoint拷贝给NameNode，重命名为Fsimage后替换掉原来的Fsimage。NameNode在启动时就只需要加载之前未合并的Edits和Fsimage即可，因为合并过的Edits中的元数据信息已经被记录在Fsimage中。（ok,大概也就是这样的一个过程了！！！）
1.默认触发条件1小时和100W次读写操作

2.2流程介绍

2.2.1 第一阶段 NameNode启动

1.第一次启动NameNode格式化后，创建Fsimage和Edits文件。如果不是第一次启动，直接加载编辑日志和镜像文件到内存。
2.客户端对元数据进行增删改的请求。
3.NameNode记录操作日志，更新滚动日志。
4.NameNode在内存中对数据进行增删改。

2.2.2 第二阶段 Secondary NameNode工作

1.Secondary NameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接带回NameNode检查结果。
2.Secondary NameNode请求执行CheckPoint。
3.NameNode滚动正在写的Edits日志。
4.将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到Secondary NameNode。
5.Secondary NameNode加载编辑日志和镜像文件到内存，并合并。
6.生成新的镜像文件fsimage.chkpoint。
7.拷贝fsimage.chkpoint到NameNode。
8.NameNode将fsimage.chkpoint重新命名成fsimage。

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NameNode和SecondaryNameNode工作机制