1. Namenode的工作机制

思考：NameNode中的元数据是存储在哪里的？

首先，我们做个假设，如果存储在NameNode节点的磁盘中，因为经常需要进行随机访问，还有响应客户请求，必然是效率过低。因此，元数据需要存放在内存中。但如果只存在内存中，一旦断电，元数据丢失，整个集群就无法工作了。因此产生在磁盘中备份元数据的FsImage。

这样又会带来新的问题，当在内存中的元数据更新时，如果同时更新FsImage，就会导致效率过低，但如果不更新，就会发生一致性问题，一旦NameNode节点断电，就会产生数据丢失。因此，引入Edits文件(只进行追加操作，效率很高)。每当元数据有更新或者添加元数据时，修改内存中的元数据并追加到Edits中。这样，一旦NameNode节点断电，可以通过FsImage和Edits的合并，合成元数据。

但是，如果长时间添加数据到Edits中，会导致该文件数据过大，效率降低，而且一旦断电，恢复元数据需要的时间过长。因此，需要定期进行FsImage和Edits的合并，如果这个操作由NameNode节点完成，又会效率过低。因此，引入一个新的节点SecondaryNamenode，专门用于FsImage和Edits的合并。

NN和2NN工作机制，如图所示。

NameNode和Second Name Node的工作流程_元数据

SNN 永远比NN差一些操作步骤,如上图中的edits.inprogress中的操作,所以SNN不能替代NN进行操作

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。

第二阶段：Secondary NameNode工作

  1. Secondary NameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接带回NameNode是否检查结果。
  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。

2. SNN工作机制详解

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）。

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）。SecondaryNameNode的作用就是帮助NameNode进行Edits和Fsimage的合并工作。

SNN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）。直接带回NameNode是否检查结果。SecondaryNameNode执行CheckPoint操作，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。

NameNode和Second Name Node的工作流程_元数据_02

具体工作流程

  1. secondarynamenode请求namenode生成新的edits log文件并向其中写日志。NameNode会在所有的存储目录中更新seen_txid文件
  2. SecondaryNameNode通过HTTP GET的方式从NameNode下载fsimage和edits文件到本地。
  3. SecondaryNameNode将fsimage加载到自己的内存，并根据edits log更新内存中的fsimage信息，然后将更新完毕之后的fsimage写到磁盘上。
  4. SecondaryNameNode通过HTTP PUT将新的fsimage文件发送到NameNode，NameNode将该文件保存为.ckpt的临时文件备用。
  5. NameNode重命名该临时文件并准备使用。此时NameNode拥有一个新的fsimage文件和一个新的很小的edits log文件（可能不是空的，因为在SecondaryNameNode合并期间可能对元数据进行了读写操作），管理员也可以将NameNode置于safemode，通过hdfs dfsadmin -saveNamespace命令来进行edits log和fsimage的合井。

注意

  1. SecondaryNameNode要和NameNode拥有相同的内存。

  2. 对大的集群，secondaryNameNode运行于一台专用的物理主机。

  3. namenode启动的时候，首先将映像文件(fsimage)载入内存，并执行编辑日志(edits)中的各项操作。

  4. 一旦在内存中成功建立文件系统元数据的映射，则创建一个新的fsimage文件(这个操作不需要SecondaryNameNode)和一个空的编辑日志。

  5. 程序关机时，系统会将fsimage与edits log做一次合并为新的fsimage文件，当系统重新启动时，会加载新的fsimage文件。

  6. 安全模式：

    • fsimage文件不会记录每个block所在的DataNode信息。这些信息在每次系统开机启动的时候从DataNode（DataNode向NameNode发送心跳）重建。之后DataNode会周期性地通过心跳包向NameNode报告block信息。

    • DataNode向NameNode注册的时候NameNode会请求DataNode发送block列表信息。

  7. edits log文件很小，每次做合并操作时不会耗时很久。

    为什么edits log文件很小？

    HDFS架构中，除了NameNode，还有一个SecondaryNameNode.

    SecondaryNameNode就是当edits log文件到达一定阈值时或到达规定的时间时会获取NameNode中的fsimage和editslog文件并将它们做一次合并，然后将新的fsimage文件发送给NameNode，这样edits log文件就可以更新为空文件，继续存储新的操作记录。