第一：结构
1：下图是FSImage数据结构图
以看出，fsimage保存有如下信息：
1. 首先是一个image head，其中包含：
a) imgVersion(int)：当前image的版本信息
b) namespaceID(int)：用来确保别的HDFS instance中的datanode不会误连上当前NN。
c) numFiles(long)：整个文件系统中包含有多少文件和目录
d) genStamp(long)：生成该image时的时间戳信息。
2. 接下来便是对每个文件或目录的源数据信息，如果是目录，则包含以下信息：
a) path(String)：该目录的路径，如”/user/build/build-index”
b) replications(short)：副本数（目录虽然没有副本，但这里记录的目录副本数也为3）
c) mtime(long)：该目录的修改时间的时间戳信息
d) atime(long)：该目录的访问时间的时间戳信息
e) blocksize(long)：目录的blocksize都为0
f) numBlocks(int)：实际有多少个文件块，目录的该值都为-1，表示该item为目录
g) nsQuota(long)：namespace Quota值，若没加Quota限制则为-1
h) dsQuota(long)：disk Quota值，若没加限制则也为-1
i) username(String)：该目录的所属用户名
j) group(String)：该目录的所属组
k) permission(short)：该目录的permission信息，如644等，有一个short来记录。
3. 若从fsimage中读到的是一个文件，则还会额外包含如下信息：
a) blockid(long)：属于该文件的block的blockid，
b) numBytes(long)：该block的大小
c) genStamp(long)：该block的时间戳
3中是Block类的成员变量；通过BlockMap继承了Block类且新增了自己的成员变量；如下图：
最后是通过BlockInfo对象来实现block和datanode对应的。
为什么以上诉形式保存这个block对应datanode的list？
Namenode采用这种结构来保存block->datanode list的目的在于节约namenode内存。由于namenode将block->datanodes的对应关系保存在了内存当中，随着HDFS中文件数的增加，block数也会相应的增加，namenode为了保存block->datanodes的信息已经耗费了相当多的内存，如果还像这种方式一样的保存datanode->block list的对应表，势必耗费更多的内存，而且在实际应用中，要查一个datanode上保存的block list的应用实际上非常的少，大部分情况下是要根据block来查datanode列表，所以namenode中通过上图的方式来保存block->datanode list的对应关系，当需要查询datanode->block list的对应关系时，只需要沿着该数据结构中next Block的指向关系，就能得出结果，而又无需保存datanode->block list在内存中。
总结： Namenode在内存中保存着整个文件系统的名字空间和文件数据块映射(Blockmap)的映像；其中文件系统的名字空间通过FSImage文件保存在本地操作系统的文件中；文件数据映射就是在读取FSImage文件时会添加额外内容BlockMap；这个内容没有永久性固化，而是在内存中存有。这个文件是NameNode功能的核心；它是可以永久性固化，就需要经常使用Load和Save操作，来实现这个过程。
2：EditsLog文件：
在HDFS中创建一个文件，Namenode就会在Editlog中插入一条记录来表示；同样地，修改文件的副本系数也将往Editlog插入一条记录。Namenode在本地操作系统的文件系统中存储这个Editlog。设计出它的目的就是不想一改就全部修改FSImage内容，而是修改那些变动的内容；且在宕机时，也需要用它和前期的FSImage来创建内存中的FSImage。
如下图得出原因：
存放的文件位置如下：
第二：流程
1：第一检查点，就是NN启动时将FSImage内容加载到内存中，通过输入输出流；
2：初始化NN的BlockMap;等待DN的反馈信息。
3：之后就是循环检查点，每次的检查是发生在DN启动时，当一个Datanode启动时，它会扫描本地文件系统，产生一个这些本地文件对应的所有HDFS数据块的列表，然后作为报告发送到Namenode，这个报告就是块状态报告，NN根据这个信息构造BlockInfo对象更新这个对象。
未完待续。。。。
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