secondary namenode 检查点

secondary namenode

NameNode职责是管理元数据信息，DataNode的职责是负责数据具体存储，那么SecondaryNameNode的作用是什么？对很多初学者来说是非常迷惑的。它为什么会出现在HDFS中。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。

大家猜想一下，当HDFS集群运行一段事件后，就会出现下面一些问题：

ledit logs文件会变的很大，怎么去管理这个文件是一个挑战。

lNameNode重启会花费很长时间，因为有很多改动要合并到fsimage文件上。

l如果NameNode挂掉了，那就丢失了一些改动。因为此时的fsimage文件非常旧。

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。这跟Windows的恢复点是非常像的，Windows的恢复点机制允许我们对OS进行快照，这样当系统发生问题时，我们能够回滚到最新的一次恢复点上。

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。

Checkpoint

每达到触发条件，会由secondary namenode将namenode上积累的所有edits和一个最新的fsimage下载到本地，并加载到内存进行merge(这个过程称为checkpoint)，如下图所示：

Checkpoint详细步骤

lNameNode管理着元数据信息，其中有两类持久化元数据文件：edits操作日志文件和fsimage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)，操作成功之后更新至内存。

l有dfs.namenode.checkpoint.period和dfs.namenode.checkpoint.txns 两个配置，只要达到这两个条件任何一个，secondarynamenode就会执行checkpoint的操作。

l当触发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(HTTP GET方式)。

lsecondarynamenode将下载下来的fsimage载入到内存，然后一条一条地执行edits文件中的各项更新操作，使得内存中的fsimage保存最新，这个过程就是edits和fsimage文件合并，生成一个新的fsimage文件即上图中的Fsimage.ckpt文件。

lsecondarynamenode将新生成的Fsimage.ckpt文件复制到NameNode节点。

l在NameNode节点的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。

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

Checkpoint触发条件

Checkpoint操作受两个参数控制，可以通过core-site.xml进行配置：

<name> dfs.namenode.checkpoint.period</name>

两次连续的checkpoint之间的时间间隔。默认1小时

</description>

</property>

<name>dfs.namenode.checkpoint.txns</name>

最大的没有执行checkpoint事务的数量，满足将强制执行紧急checkpoint，即使尚未达到检查点周期。默认设置为100万。

</description>

</property>

从上面的描述我们可以看出，SecondaryNamenode根本就不是Namenode的一个热备，其只是将fsimage和edits合并。其拥有的fsimage不是最新的，因为在他从NameNode下载fsimage和edits文件时候，新的更新操作已经写到edit.new文件中去了。而这些更新在SecondaryNamenode是没有同步到的！当然，如果NameNode中的fsimage真的出问题了，还是可以用SecondaryNamenode中的fsimage替换一下NameNode上的fsimage，虽然已经不是最新的fsimage，但是我们可以将损失减小到最少！