加载后就说明nameNode内存中就会存储完整的元数据metadata信息。
当前操作的日志
secondaryNameNode
替换
fsimage.chkpoint(副本)
1、加载edits、fsimage
memory（例如128G）每个block块占元数据150byte
内存元素据序列化产物文件
edits.002
请求是否需要checkPoint?
满足checkpoint条件后，会执行[edits.002]和[fsimage]文件的合并，
edits.inprocess
合并之前要对edits.inprocess文件进行滚动生成[edits.003]文件，和新的[edits.inprocess](空壳)文件
edits.002（副本）
基于001的滚动日志
加载到内存开始合并，合并完后生成新的fsimage
edits.003（副本）
fsimage
NameNode工作机制
fsimage（副本）
触发条件：1）定时（1h）2）edits文件溢出(100w条)
3.nameNode服务器接受到客户端请求后，会先把操作信息记录到操作日志文件[edits.002]、[edits.inprocess]中，
2.当nameNode内存中有了完整的metadata元数据后，就可以请求对资源的增删改操作（假如资源文件为/user/xxx/abc.avi）
4.把client客户端的操作信息记录到edits文件后，就可以在memory中对元数据进行增删改查操作了。
1.首先nameNode服务器在启动的时候会加载日志编辑文件[edits.001]和镜像文件[fsimage]这两个文件到内存中。
edits.003
如果edits文件越来越大怎么办？这个使用用到了secondaryNameNode，它的作用是最edits和fsimage文件进行合并。何为“合并”呢？合并就是说让服务器按照edits里面的记录执行一遍，加载到内存，然后再把内存中的元素据信息序列化到fsimage中
nameNode
edits.001
client
fsimage.chkpoint（新的）
为什么？如果这个时候nameNode服务器挂掉后，重启服务器读取[edits.002]、[edits.inprocess]文件里面的操作信息，可以对元数据进行恢复。
拷贝过来的文件
