HDFS的NameNode与SecondaryNameNode的工作原理

原文：https://blog.51cto.com/xpleaf/2147375

看完之后确实对nameNode的工作更加清晰一些

在Hadoop中，有一些命名不好的模块，Secondary NameNode是其中之一。

​ 从它的名字上看，它给人的感觉就像是NameNode的备份。但它实际上却不是。很多Hadoop的初学者都很疑惑，Secondary NameNode究竟是做什么的，而且它为什么会出现在HDFS中。本文将解释下SecondaryNameNode在HDFS中所扮演的角色。
从它的名字来看，你可能认为它跟NameNode有点关系。没错，你猜对了。因此在我们深入了解SecondaryNameNode之前，我们先来看看NameNode是做什么的。

NameNode

​ NameNode主要是用来保存HDFS的元数据信息，比如命名空间信息，块信息等。当它运行的时候，这些信息是存在内存中的。但是这些信息也可以持久化到磁盘上。

​ 上面的这张图片展示了NameNode怎么把元数据保存到磁盘上的。这里有两个不同的文件：

• fsimage - 它是在NameNode启动时对整个文件系统的快照
• edit logs - 它是在NameNode启动后，对文件系统的改动序列

​ 只有在NameNode重启时，edit logs才会合并到fsimage文件中，从而得到一个文件系统的最新快照。但是在产品集群中NameNode是很少重启的，这也意味着当NameNode运行了很长时间后，edit logs文件会变得很大。在这种情况下就会出现下面一些问题：

• 1. edit logs文件会变的很大，怎么去管理这个文件是一个挑战。
• 1. NameNode的重启会花费很长时间，因为有很多改动[在edit logs中]要合并到fsimage文件上。
• 1. 如果NameNode挂掉了，那我们就丢失了很多改动因为此时的fsimage文件非常旧。[在这个情况下丢失的改动不会很多, 因为丢失的改动应该是还在内存中但是没有写到edit logs的这部分。]

​ 因此为了克服这个问题，我们需要一个易于管理的机制来帮助我们减小edit logs文件的大小和得到一个最新的fsimage文件，这样也会减小在NameNode上的压力。

​ 现在我们明白了NameNode的功能和所面临的挑战 - 保持文件系统最新的元数据。那么，这些跟SecondaryNameNode又有什么关系呢？

[

叶子备注：

那么从上面的分析以及后面的文档可以知道，或者说，很容易产生一个疑问，既然fsimage要在nameNode重启以后才能更新，即便后面有了secondaryNameNode之后也要一定的时间后才会去同步这些文件，那么为什么每次上传一个文件后，就可以马上通过命令行方式获取到这个文件呢，我的元数据信息可是保存在fsimage中的呀！不要忘记了，fsimage和edit的存在只是为了持久化这些数据信息，这意味着，nameNode启动之后，内存当中肯定也是保存着这些信息的，而添加删除文件等操作所产生的信息，肯定也是有保存到nameNode的内存当中的（不然怎么可能马上就读取到这些数据呢），同步fsimage，合并edit，只是为了持久化这些数据，防止nameNode出现异常时元数据信息的丢失。

]

Secondary NameNode

​ SecondaryNameNode就是来帮助解决上述问题的，它的职责是合并NameNode的edit logs到fsimage文件中。

​ 上面的图片展示了SecondaryNameNode是怎么工作的。

​ 首先，它定时到NameNode去获取edit logs，并更新到fsimage上。[Secondary NameNode自己的fsimage]

一旦它有了新的fsimage文件，它将其拷贝回NameNode中。

​ NameNode在下次重启时会使用这个新的fsimage文件，从而减少重启的时间。

​ Secondary NameNode的整个目的是在HDFS中提供一个检查点。它只是NameNode的一个助手节点。

​ 现在，我们明白了Secondary NameNode所做的不过是在文件系统中设置一个检查点来帮助NameNode更好的工作。它不是要取代掉NameNode也不是NameNode的备份。所以一般也称呼它为checkpoint node吧。

二者的工作机制

​ 1.NameNode管理着元数据信息，元数据信息会定期的刷到磁盘中，其中的两个文件是edits即操作日志文件和fsimage即元数据镜像文件，新的操作日志不会立即与fsimage进行合并，也不会刷到NameNode的内存中，而是会先写到edits中(因为合并需要消耗大量的资源)。当edits文件的大小达到一个临界值(默认是64MB)或者间隔一段时间(默认是1小时)的时候checkpoint会触发SecondaryNameNode进行工作。

​ 2.当触发一个checkpoint操作时，NameNode会生成一个新的edits即上图中的edits.new文件，同时SecondaryNameNode会将edits文件和fsimage复制到本地。

​ 3.SecondaryNameNode将本地的fsimage文件加载到内存中，然后再与edits文件进行合并生成一个新的fsimage文件即上图中的Fsimage.ckpt文件。

​ 4.SecondaryNameNode将新生成的Fsimage.ckpt文件复制到NameNode节点。

​ 5.在NameNode结点的edits.new文件和Fsimage.ckpt文件会替换掉原来的edits文件和fsimage文件，至此，刚好是一个轮回即在NameNode中又是edits和fsimage文件了。

​ 6.等待下一次checkpoint触发SecondaryNameNode进行工作，一直这样循环操作。

注：checkpoint触发的条件可以在hdfs-site.xml文件中进行配置，如下：

<property>
  <name>dfs.namenode.checkpoint.period</name>
  <value>3600</value>
  <description>
The number of seconds between two periodic checkpoints.
  </description>
</property>