Namenode主要維護兩個檔案，一個是fsimage，一個是editlog。

fsimage儲存了最新的元資料檢查點，包含了整個HDFS檔案系統的所有目錄和檔案的資訊。對於檔案來說包括了資料塊描述資訊、修改時間、訪問時間等；對於目錄來說包括修改時間、訪問許可權控制資訊(目錄所屬使用者，所在組)等。

editlog主要是在NameNode已經啟動情況下對HDFS進行的各種更新操作進行記錄，HDFS客戶端執行所有的寫操作都會被記錄到editlog中。

簡單來想，NameNode維護了檔案與資料塊的對映表以及資料塊與資料節點的對映表，什麼意思呢？就是一個檔案，它切分成了幾個資料塊，以及這些資料塊分別儲存在哪些datanode上，namenode一清二楚。Fsimage就是在某一時刻，整個hdfs 的快照，就是這個時刻hdfs上所有的檔案塊和目錄，分別的狀態，位於哪些個datanode，各自的許可權，各自的副本個數。然後客戶端對hdfs所有的更新操作，比如說移動資料，或者刪除資料，都會記錄在editlog中。

為了避免editlog不斷增大，secondary namenode會週期性合併fsimage和edits成新的fsimage，新的操作記錄會寫入新的editlog中，這個週期可以自己設定（editlog到達一定大小或者定時）。

可以很清晰看出，第一步：將hdfs更新記錄寫入一個新的檔案——edits.new。

第二步：將fsimage和editlog通過http協議傳送至secondary namenode。

第三步：將fsimage與editlog合併，生成一個新的檔案——fsimage.ckpt。這步之所以要在secondary namenode中進行，是因為比較耗時，如果在namenode中進行，或導致整個系統卡頓。

第四步：將生成的fsimage.ckpt通過http協議傳送至namenode。

第五步：重新命名fsimage.ckpt為fsimage，edits.new為edits。

這樣的話，fsimage與editlog合併的過程就完成了。所以如果namenode宕機，其實secondary namenode還儲存這一份不久前的fsimage，還能挽回一些損失吧。

另外上篇中說，一旦有datanode掛掉了（宕機或者是網路阻塞），namenode能很快感知到，並且將宕機的節點上的資料塊轉移至其餘空閒節點。這點是因為hdfs中心跳機制（heartbeat）。

心跳機制預設3s中一次，datanode會向namenode傳送一次一跳，告知namenode當前節點上存放的資料檔案是什麼。如果namenode中記錄的是該datanode存放了檔案A的兩個資料塊和檔案B的一個數據塊，但是心跳中只有檔案A的一個數據塊資訊，namenode就會知道該datanode資料塊損壞了，會把損壞的資料塊在別的datanode上補充。

總之：

fsimage中儲存了namenode上邊的元資料的資訊，包括檔案的位置，檔案的大小，namenode與DataNode的對映關係，修改時間，訪問時間，訪問許可權等資訊。

editlog則是從namenode啟動之後，儲存對hdfs的各種操作，hdfs客戶端執行的寫操作等資訊都會儲存在editlog中。