NN和2NN工作机制

元数据存储在NameNode中备份在Fsimage中。为了提高效率和保持一致性，因此引入Edits文件(只进行追加操作，效率很高)当元数据更新或者添加时，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SeconddaryNanmeNode,专门用于FsImage和Edits的合并。
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第一阶段:NameNode启动

1.第一次启动NamdeNode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在内存中对元数据进行增删改。

第二阶段: SecondaryNameNode工作

1.SecondaryNameNode询问NameNode是否要CheckPoint。直接带回NameNode是否检查结果。
2.SecondaryNameNode请求执行CheckPoint。
3.NameNode滚动正在写的Edits.
4.将滚动前的编辑日志和镜像文件拷贝到SecondayNameNode。
5.SecondayNameNode加载编辑日志和镜像文件到内存并进行合并。
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。

NN和2NN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。
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）。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。

CheckPoint时间设置

1.通常情况下，SecondaryNameNode每隔一小时执行一次。
2.一分钟检查一次操作次数，当操作次数达到1百万时, SecondaryNameNode执行一次。

集群安全模式

1.NameNode启动

NameNode启动时，首先将镜像文件FsImage载入内存，并执行编辑日志Edits中的各项操作。一旦在内存中成功创建文件系统元数据的镜像，则创建一个新的FsImage文件和一个空的编辑日志。此时，NameNode开始监听DataNode请求。这个过程期间，NameNode一直运行在安全模式。即NameNode的文件系统对于客户端来说是只读。

2.DataNode启动

系统中的数据块的位置并不是由NameNode维护的，而是以块列表的形式存储在DataNode中。在系统的正常操作期间，NameNode会在内存中保留所有块位置的映射信息。在安全模式下，各个DataNode会向NameNode发送最新的块表信息，NameNode了解到足够多的块的位置信息后，即可运行高效的文件系统。

3.安全模式推出判断

如果满足”最小副本条件”, NameNode会在30秒后退出安全模式。最小副本条件就是在整个文件系统中99.9%的块满足最小副本级别(默认值:dfs.repliaction.min=1)。在启动一个刚刚格式的HDFS集群时，因为系统中还没任何块，所以NameNode不会进入安全模式。