2.1 概述
從形式上講，元數據可分爲內存元數據和元數據文件兩種。其中NameNode在內存中維護整個文件系統的元數據鏡像，用於HDFS的管理；元數據文件則用於持久化存儲。
從類型上講，元數據有三類重要信息：
- 第一類是文件和目錄自身的屬性信息，例如文件名、目錄名、父目錄信息、文件大小、創建時間、修改時間等。
- 第二類記錄文件內容存儲相關信息，例如文件塊情況、副本個數、每個副本所在的Data Node 信息等。
- 第三類用來記錄HDFS中所有Data Node信息，用於Data Node管理。
2.2 內存元數據結構
2.2.1 INode
文件和目錄是文件系統的基本元素，HDFS將這些元素抽象成INode，每一個文件或目錄都對應一個唯一的INode。它由FSNamesystem的成員變量dir實現對整個HDFS中INode的組織和操作，它是一個FSDirectory類。
INode信息完全位於內存，因此有效的提高元數據的服務性能，然而一旦掉電將不再存在，故需要將INode信息保存到磁盤，這個功能是由FSImage完成的，它是架構在內存元數據與磁盤元數據文件之間的橋樑。
由於所有的元數據位於內存，其大小隨文件系統的規模增大而增大，如果每次都將整個內存元數據導出磁盤，將會帶來很大的系統開銷，所以HDFS在實現時，沒有采用定期導出元數據的方法，而是採用元數據鏡像文件（FSImage）+日誌文件（edits）的備份機制，其中鏡像文件是某一時刻內存元數據的真實組織情況，而日誌文件則記錄了該時刻以後所有的元數據操作 。
2.2.2 Block
Block是對於文件內容組織而言的，按照固定大小，順序對文件進行劃分並編號，劃分好的每一個塊就稱之爲一個Block，HDFS默認的Block大小爲64MB。
當一個客戶端訪問某一個文件特定偏移量的內容時，HDFS首先根據路徑信息找到該文件對應的INode ，根據偏移計算出Block位置，然後找出相應的BlockInfo，再找到副本所在Data Node 的信息，選擇其中一個Data Node進行連接，獲取相應的內容。
2.3 磁盤元數據文件
磁盤元數據文件包括以下四個：
- fsimage：元數據鏡像文件。
- edits：日誌文件。
- fstime：保存最近一次Checkpoint的時間。
- VERSION：標誌性文件，最後被創建，它的存在表明前三個元數據文件的創建成功。
2.4 Format 情景分析
format 主要分爲以下幾個步驟：
- 確定能否格式化；
- 創建元數據文件在內存中的鏡像；
- 對內存鏡像中的數據結構進行初始化；
- 將內存鏡像寫入元數據備份目錄。
2.5 元數據應用場景分析
下面我們按照元數據的生命週期順序，列舉元數據所出現的各個應用場景。
場景1
HDFS在第一次使用前，需要進行格式化，格式化的結果是：在元數據鏡像文件備份路徑的current目錄下，產生元數據文件：fsimage、fstime、VERSION等；在日誌文件備份路徑的current目錄下，產生日誌文件：edits、fstime、VERSION等。
場景2
啓動HDFS，HDFS將fsimage和edits文件內容讀入內存，進行合併，填充與INode相關的元數據結構，並將新的元數據內存鏡像導出，在磁盤上形成新的fsimage和edits文件。HDFS同時還接收Data Node的心跳信息，填充與Block和Data Node相關的元數據結構。
場景3
HDFS正常運行，此時如果有元數據更新操作，HDFS會更新對應的內存元數據結構，並將該元數據操作日誌記錄寫入磁盤的日誌文件edits。
場景4
如果NameNode與Secondary NameNode、 Backup Node或Checkpoint Node配合使用，那麼，一定間隔後會進行Checkpoint操作，Checkpoint操作會形成當前某一時刻的元數據鏡像文件fsimage，以該文件替換NameNode上原有的fsimage，並以最新fsimage對應時刻之後的日誌記錄文件edits替換NameNode上原有的edits。該機制可以有效限制日誌文件的大小，防止其無限制增長，同時也降低了HDFS啓動時的合併時間。