在NameNode中，命名空间（namespace，指文件系统中的目录树、文件元数据等信息）是被全部缓存在内存中的，一旦NameNode重启或者宕机，内存中的所有数据将全部丢失，所以必须要有一种机制能够将整个命名空间持久化保存，并且能在NameNode重启时重建命名空间。这里就是通过fsimage（FSImage类）和edits（FSEditLog类）共同实现的。
fsimage：命名空间镜像，存储了某一个时刻名字节点内存元数据（即命名空间）的信息，是一个二进制文件。它将文件系统目录树中的每个文件或者目录的信息保存为一条记录，每条记录中包括了该文件（或目录）的名称、大小、用户、用户组、修改时间、创建时间等信息。
edits：编辑日志，存储了当原fsiamge被载入内存后，所有对元数据信息的更新操作记录。
那假设这里只用fsimage，就可以了吗？很明显是不可以的。因为fsimage始终是磁盘上的一个文件，不可能时时刻刻都跟NameNode内存中的数据结构保持同步，并且fsimage文件一般都很大，如果将所有的更新操作都实时地写入fsimage文件，为啥是不行的呢？写入分为追加写入或者更新某个位置的记录，这里更新某个位置记录很明显不现实（更新哪个位置，怎么更新，删除又怎么删除）。而追加写入存在的问题有：写失败了，fsimage格式有问题，则导致fsimage加载失败所有元数据就都有问题；或者就是NameNode重启时需要去加载fsimage文件，然后要一条条执行edits中的记录应用于命名空间，就会导致NameNode启动非常缓慢。所以这里就引入了edits解决这些问题。
fsimage+edits就形成了NameNode的完整命名空间。而为啥要进行fsimage和edits的定期合并呢，其实就是为了解决NameNode重启时，使用fsimage初始化命名空间，然后应用edits里的更新操作到命名空间效率的问题，即解决NameNode命名空间的重建效率。
合并操作是如何进行的呢？
在hadoop1.x中是在Secondary NameNode里实现的。
在hadoop2.x中是在Standby NameNode里实现的（所以不需要Secondary NameNode了）。
具体实现流程图：
1.x
2.x