Namenode主要維護(hù)兩個(gè)文件退客，一個(gè)是 fsimage骏融，一個(gè)是 editlog。
fsimage保存了最新的元數(shù)據(jù)檢查點(diǎn)萌狂，包含了整個(gè)HDFS文件系統(tǒng)的所有目錄和文件的信息档玻。對(duì)于文件來(lái)說(shuō)包括了數(shù)據(jù)塊描述信息、修改時(shí)間茫藏、訪問(wèn)時(shí)間等误趴；對(duì)于目錄來(lái)說(shuō)包括修改時(shí)間、訪問(wèn)權(quán)限控制信息(目錄所屬用戶务傲，所在組)等凉当。
editlog主要是在NameNode已經(jīng)啟動(dòng)情況下對(duì)HDFS進(jìn)行的各種更新操作進(jìn)行記錄，HDFS客戶端執(zhí)行所有的寫操作都會(huì)被記錄到editlog中售葡。
簡(jiǎn)單來(lái)想看杭，NameNode維護(hù)了文件與數(shù)據(jù)塊的映射表以及數(shù)據(jù)塊與數(shù)據(jù)節(jié)點(diǎn)的映射表，什么意思呢挟伙？就是一個(gè)文件楼雹，它切分成了幾個(gè)數(shù)據(jù)塊，以及這些數(shù)據(jù)塊分別存儲(chǔ)在哪些datanode上尖阔，namenode一清二楚贮缅。Fsimage就是在某一時(shí)刻，整個(gè)hdfs的快照介却，就是這個(gè)時(shí)刻hdfs上所有的文件塊和目錄谴供，分別的狀態(tài)，位于哪些個(gè)datanode筷笨，各自的權(quán)限，各自的副本個(gè)數(shù)。然后客戶端對(duì)hdfs所有的更新操作胃夏，比如說(shuō)移動(dòng)數(shù)據(jù)轴或，或者刪除數(shù)據(jù)，都會(huì)記錄在editlog中仰禀。
為了避免editlog不斷增大照雁，secondary namenode會(huì)周期性合并fsimage和edits成新的fsimage，新的操作記錄會(huì)寫入新的editlog中答恶，這個(gè)周期可以自己設(shè)置（editlog到達(dá)一定大小或者定時(shí)）饺蚊。
checkpoint流程:
第一步：將hdfs更新記錄寫入一個(gè)新的文件——edits.new。
第二步：將fsimage和editlog通過(guò)http協(xié)議發(fā)送至secondary namenode悬嗓。
第三步：將fsimage與editlog合并污呼，生成一個(gè)新的文件——fsimage.ckpt。這步之所以要在secondary namenode中進(jìn)行包竹，是因?yàn)楸容^耗時(shí)燕酷，如果在namenode中進(jìn)行或?qū)е抡麄€(gè)系統(tǒng)卡頓。
第四步：將生成的fsimage.ckpt通過(guò)http協(xié)議發(fā)送至namenode周瞎。
第五步：重命名fsimage.ckpt為fsimage苗缩，edits.new為edits。
所以如果namenode宕機(jī)声诸，其實(shí)secondary namenode還保存這一份不久前的fsimage酱讶，還能挽回一些損失吧。
一旦有datanode掛掉了（宕機(jī)或者是網(wǎng)絡(luò)阻塞）彼乌，namenode能很快感知到泻肯，并且將宕機(jī)的節(jié)點(diǎn)上的數(shù)據(jù)塊轉(zhuǎn)移至其余空閑節(jié)點(diǎn)。這點(diǎn)是因?yàn)閔dfs中心跳機(jī)制（heartbeat）囤攀。
心跳機(jī)制默認(rèn)3s中一次软免，datanode會(huì)向namenode發(fā)送一次一跳，告知namenode當(dāng)前節(jié)點(diǎn)上存放的數(shù)據(jù)文件是什么焚挠。如果namenode中記錄的是該datanode存放了文件A的兩個(gè)數(shù)據(jù)塊和文件B的一個(gè)數(shù)據(jù)塊膏萧，但是心跳中只有文件A的一個(gè)數(shù)據(jù)塊信息，namenode就會(huì)知道該datanode數(shù)據(jù)塊損壞了蝌衔，會(huì)把損壞的數(shù)據(jù)塊在別的datanode上補(bǔ)充榛泛。
