源代码分析（二零）

前面我们提过关系：文件名à数据块持久化在磁盘上，所有对目录树的更新和文件名à数据块关系的修改，都必须能够持久化。为了保证每次修改不需要从新保存整个结构，HDFS使用操作日志，保存更新。

现在我们可以得到NameNode需要存储在Disk上的信息了，包括：

[hadoop@localhostdfs]$ ls -R name
name:
current  image  in_use.lock

name/current:
edits  fsimage  fstime VERSION

name/image:
fsimage

in_use.lock的功能和DataNode的一致。fsimage保存的是文件系统的目录树，edits则是文件树上的操作日志，fstime是上一次新打开一个操作日志的时间（long型）。

image/fsimage是一个保护文件，防止0.13以前的版本启动（0.13以前版本将fsimage存放在name/image目录下，如果用0.13版本启动，显然在读fsimage会出错J）。

我们可以开始讨论FSImage了，类FSImage如下图：

分析FSImage，不免要跟DataStorage去做比较（上图也保留了类DataStorage）。前面我们已经分析过DataStorage的状态变化，包括升级/回滚/提交，FSImage也有类似的升级/回滚/提交动作，而且这部分的行为和DataStorage是比较一致，如下状态转移图。图中update方法和DataStorage的差别比较大，是因为处理数据库和处理文件系统名字空间不一样，其他的地方都比较一致。FSImage也能够管理多个Storage，而且还能够区分Storage为IMAGE(目录结构)/EDITS（日志）/IMAGE_AND_EDITS（前面两种的组合）。

我们可以看到，FSImage和DataStorage都有recoverTransitionRead方法。FSImage的recoverTransitionRead方法主要步骤是检查系统一致性（analyzeStorage）并尝试恢复，初始化新的storage，然后根据启动NameNode的参数，做升级/回滚等操作。

FSImage需要支持参数-importCheckpoint，该参数用于在某一个checkpoint目录里加载HDFS的目录信息，并更新到当前系统，该参数的主要功能在方法doImportCheckpoint中。该方法很简单，通过读取配置的checkpoint目录来加载fsimage文件和日志文件，然后利用saveFSImage（下面讨论）保存到当前的工作目录，完成导入。

loadFSImage(File curFile)用于在fsimage中读入NameNode持久化的信息，是FSImage中最重要的方法之一，该文件的结构如下：

最开始是版本号（注意，各版本文件布局不一样，文中分析的样本是0.17的），然后是命名空间的ID号，文件个数和最高文件版本号（就是说，下一次产生文件版本号的初始值）。接下来就是文件的信息啦，首先是文件名，然后是该文件的副本数，接下来是修改时间/访问时间，数据块大小，数据块数目。数据块数目如果大于0，表明这是个文件，那么接下来就是numBlocks个数据块（浅蓝），如果数据块数目等于0，那该条目是目录，接下来是应用于该目录的quota。最后是访问控制的一些信息。文件信息一共有numFiles个，接下来是处于构造状态的文件的信息。（有些版本可能还会保留DataNode的信息，但0.17已经不保存这样的信息啦）。loadFSImage(File curFile)的对应方法是saveFSImage(FilenewFile)，FSImage中还有一系列的方法（大概7，8个）用于配合这两个方法工作，我们就不再深入讨论了。

loadFSEdits(StorageDirectory sd)用于加载日志文件，并把日志文件记录的内容应用到NameNode，loadFSEdits只是简单地调用FSEditLog中对应的方法。

loadFSImage()和saveFSImage()是另外一对重要的方法。

loadFSImage()会在所有的Storage中，读取最新的NameNode持久化信息，并应用相应的日志，当loadFSImage()调用返回以后，内存中的目录树就是最新的。loadFSImage()会返回一个标记，如果Storage中有任何和内存中最终目录树中不一致的Image（最常见的情况是日志文件不为空，那么，内存中的Image应该是Storage的Image加上日志，当然还有其它情况），那么，该标记为true。

saveFSImage()的功能正好相反，它将内存中的目录树持久化，很自然，目录树持久化后就可以把日志清空。saveFSImage()会创建edits.new，并把当前内存中的目录树持久化到fsimage.ckpt（fsimage现在还存在），然后重新打开日志文件edits和edits.new，这会导致日志文件edits和edits.new被清空。最后，saveFSImage()调用rollFSImage()方法。

rollFSImage()上来就把所有的edits.new都改为edits（经过了方法saveFSImage，它们都已经为空），然后再把fsimage.ckpt改为fsimage。如下图：

为了防止误调用rollFSImage()，系统引入了状态CheckpointStates.UPLOAD_DONE。

有了上面的状态转移图，我们就很好理解方法recoverInterruptedCheckpoint了。

图中存在另一条路径，应用于GetImageServlet中。GetImageServlet是和从NameNode进行文件通信的接口，这个场景留到我们分析从NameNode时再进行分析。

最后我们分析一下和检查点相关的一个类，rollFSImage()会返回这个类的一个实例。CheckpointSignature用于标识一个日志的检查点，它是StorageInfo的子类，同时实现了WritableComparable接口，出了StorageInfo的信息，它还包括了两个属性：editsTime和checkpointTime。editsTime是日志的最后修改时间，checkpointTime是日志建立时间。在和从NameNode节点的通信中，需要用CheckpointSignature，来保证从NameNode获得的日志是最新的。