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NameNode：是Master节点，有点类似Linux里的根目录。管理数据块映射；处理客户端的读写请求；配置副本策略；管理HDFS的名称空间；
SecondaryNameNode：保存着NameNode的部分信息（不是全部信息NameNode宕掉之后恢复数据用），是NameNode的冷备份；合并fsimage和edits然后再发给namenode。（防止edits过大的一种解决方案）
DataNode：负责存储client发来的数据块block；执行数据块的读写操作。是NameNode的小弟。
热备份：b是a的热备份，如果a坏掉。那么b马上运行代替a的工作。
冷备份：b是a的冷备份，如果a坏掉。那么b不能马上代替a工作。但是b上存储a的一些信息，减少a坏掉之后的损失。
fsimage:元数据镜像文件（文件系统的目录树。）
edits：元数据的操作日志（针对文件系统做的修改操作记录）
namenode内存中存储的是=fsimage+edits。
Namenote 详解
作用：
Namenode起一个统领的作用，用户通过namenode来实现对其他数据的访问和操作，类似于root根目录的感觉。
Namenode包含：目录与数据块之间的关系（靠fsimage和edits来实现），数据块和节点之间的关系
fsimage文件与edits文件是Namenode结点上的核心文件。
Namenode中仅仅存储目录树信息，而关于BLOCK的位置信息则是从各个Datanode上传到Namenode上的。
Namenode的目录树信息就是物理的存储在fsimage这个文件中的，当Namenode启动的时候会首先读取fsimage这个文件，将目录树信息装载到内存中。
而edits存储的是日志信息，在Namenode启动后所有对目录结构的增加，删除，修改等操作都会记录到edits文件中，并不会同步的记录在fsimage中。
而当Namenode结点关闭的时候，也不会将fsimage与edits文件进行合并，这个合并的过程实际上是发生在Namenode启动的过程中。
也就是说，当Namenode启动的时候，首先装载fsimage文件，然后在应用edits文件，最后还会将最新的目录树信息更新到新的fsimage文件中，然后启用新的edits文件。
整个流程是没有问题的，但是有个小瑕疵，就是如果Namenode在启动后发生的改变过多，会导致edits文件变得非常大，大得程度与Namenode的更新频率有关系。
那么在下一次Namenode启动的过程中，读取了fsimage文件后，会应用这个无比大的edits文件，导致启动时间变长，并且不可控，可能需要启动几个小时也说不定。
Namenode的edits文件过大的问题，也就是SecondeNamenode要解决的主要问题。
SecondNamenode会按照一定规则被唤醒，然后进行fsimage文件与edits文件的合并，防止edits文件过大，导致Namenode启动时间过长。
DataNode详解
DataNode在HDFS中真正存储数据。
首先解释块（block）的概念：
- DataNode在存储数据的时候是按照block为单位读写数据的。block是hdfs读写数据的基本单位。
- 假设文件大小是100GB，从字节位置0开始，每128MB字节划分为一个block，依此类推，可以划分出很多的block。每个block就是128MB大小。
- block本质上是一个 逻辑概念，意味着block里面不会真正的存储数据，只是划分文件的。
- block里也会存副本，副本优点是安全，缺点是占空间
SecondaryNode
执行过程：从NameNode上 下载元数据信息（fsimage,edits），然后把二者合并，生成新的fsimage，在本地保存，并将其推送到NameNode，同时重置NameNode的edits.
