NameNode和SecondaryNameNode的工作机制

思考：NameNode中的元数据是存储在哪里的？

1. 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。因此必须内存中有数据并且在磁盘中备份元数据的FsImage。
2. 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，记录对数据的操作步骤(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。
3. 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。

NameNode和SecondaryNameNode的工作机制详解：

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Edits和镜像文件FsImage到内存。
	（2）客户端对元数据进行增删改的请求。
	（3）NameNode的Edits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. 第二阶段：Secondary NameNode工作
	（1）SecondaryNameNode询问NameNode是否需要CheckPoint。直接带回NameNode是否检查的结果。
	（2）SecondaryNameNode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）SecondaryNameNode加载编辑日志Edits和镜像文件FsImage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。