思考：nameNode中元資料的是存在哪裡的呢？

　　有兩個可能，一個是存在磁碟中，另一個可能是存在記憶體中。如果存在磁碟中的話，效率比較低 ，因為需要經常的隨機訪問還要給出對應的響應到客戶。如果吃存到記憶體中，一旦斷點元資料就會丟失，叢集則無法正常的工作。因此我們可以把兩者結合，在磁碟中備份元資料 FSImage.

　　新問題來了。如果記憶體中資料更新的時候同時在磁碟中備份資料，會導致效率降低，如果不更新就導致資料一致性。一旦NameNode斷點會導致資料丟失。

　　HDFS有一個特性是修改比較慢的特徵，此時產生一個新的檔案 Edits檔案，只追加資訊。當元資料有變動的時候，修改記憶體中元資料並追加到Edits中。如果NameNode節點斷電會合並FSImage和Edits檔案，如果資料過大斷電的時候合併依然由NameNode進行，就會浪費時間，所以會定期的對兩個檔案進行合併，且這個操作交由SecondaryNameNode來操作。

第一 階段：NameNode 啟動
（1）第一次啟動 NameNode 格式化後，建立 Fsimage 和 Edits 檔案。如果不是第一次啟
動，直接載入編輯日誌和映象檔案到記憶體。
（2）客戶端對元資料進行增刪改的請求。
（3）NameNode 記錄操作日誌，更新滾動日誌。
（4）NameNode 在記憶體中對元資料進行增刪改

第二 階段：Secondary NameNode 工作
（1）Secondary NameNode 詢問 NameNode 是否需要 CheckPoint。直接帶回 NameNode
是否檢查結果。
（2）Secondary NameNode 請求執行 CheckPoint。
（3）NameNode 滾動正在寫的 Edits 日誌。
（4）將滾動前的編輯日誌和映象檔案拷貝到 Secondary NameNode。
（5）Secondary NameNode 載入編輯日誌和映象檔案到記憶體，併合並。
（6）生成新的映象檔案 fsimage.chkpoint。
（7）拷貝 fsimage.chkpoint 到 NameNode。
（8）NameNode 將 fsimage.chkpoint 重新命名成 fsimage