（图文）HBASE的知识点以及工作原理的详细解释--架构

HBase架构组件

从物理结构上讲，HBase由三种类型的服务器构成主从式架构。Region Servers为数据的读取和写入提供服务。当访问数据时，客户端直接和Region Servers通信。Region的分配，DDL (create, delete tables)操作有HBase Master进程处理。Zookeeper是HDFS的一部分，维护着一个活动的集群。

Hadoop DataNode 存储着Region Server所管理的数据。所有的HBase数据存储在HDFS的文件中。Region Server和HDfs DataNode并置在一起，这使得RegionServers所服务的数据具有数据局部性（使数据接近需要的位置）。HBase数据在写入时是本地数据，但是当Region移动时，在压实之前它不是本地数据。

NameNode维护构成文件的所有物理数据块的元数据信息。

Regions

HBase表是按照rowkey范围水平划分为“Regions”.Region包含表中start key和end key之间的所有行。Region Server将Regions分配到集群的节点中，并对数据的读取和写入提供服务。单个Redion Server可服务大约1000个region。

HBase HMaster

Region分配，DDL(create, delete tables)操作由HBase Master处理。

Mater的主要职责：

协调Region Servers

启动时分配Region，还原时重新分配Region或者负载均衡

监控集群中所有RegionServer实例（监听Zookeeper的消息）

管理员方法

提供创建，删除，更新表的接口。

ZooKeeper: The Coordinator

HBase使用Zookeeper做为分布式协调服务来维护及群众server的状态。Zookeeper维护处于活状态并可使用的Severs，并提供Server故障通知。Zookeeper使用共识来保证共同共享的状态。请注意，应该有三到五台机器达成共识。

How the Components Work Together（组建如何协调工作）

Zookeeper用于协调分布式系统成员的共享状态信息。Region Server和active HMaster通过会话链接到Zookeeper.ZooKeeper通过心跳维护会话活动的临时节点。

每个Region Server创建一个临时节点。HMaster监控这些节点以发现可用的region servers，并监控这些节点的服务器故障。

HMaster监控这些节点以发现可用的区域服务器，并监控这些节点的服务器故障。HMasters争夺创造一个短暂的节点。Zookeeper确定第一个并使用它来确保只有一个主站处于活动状态。活动HMaster将心跳发送到Zookeeper，非活动HMaster将监听活动HMaster故障的通知。如果region server或者actice HMaster未能发送心跳信号，则会话过期并删除相应的临时节点。Listeners的更新在收到节点删除的通知后。Active HMaster监听region servers，并在region servers出现故障时进行恢复。Inactive HMaster监听active HMaster故障，并且如果active HMaster故障时，inactive HMaster编程active状态。

Base First Read or Write

HBase有一个叫做META的特殊的目录表，用于保存集群中regions的位置信息。Zookeeper存储着META表的位置。

以下是客户端第一次读取和写入HBase时发生的情况：

1.客户端从zookeeper中META Table的位置.

2.客户端查询.META。服务器获取客户端想要访问的并且是rowkey所相对应Region Server的信息。客户端会将META缓存带本地。

3.从相应的Region Server获取行

在未来的读取操作过程中，客户端使用Meta Cache来检索META Table的位置和之前读取的Row Keys。随着时间的推移，不再需要查询META table了，除非应为一个region转移而错过,那么它将重新查询并更新Meta Cache。

HBase Meta Table

1.META表是一个保存的了系统中所有region列表的HBase表。

2.META表就像一颗B—tree

3.METa的结构如下：

Key: region start key,region id

Values: RegionServer

Region Server Components

Region Server运行在HDFS的DataNode,并且具备以下组件：

1.WAL：预写日志是分布式文件系统上的文件。WAL用于存储尚未被永久保存的新数据，用于故障情况下的恢复。

2.BlockCache: 是读取缓存。在内存中存储频繁读取的数据，近期最少使用的数据在满时被删除。

3.MemStore:是写入缓存。存储尚未写入磁盘的数据。在写入磁盘之前进行排序，每个region的每个column family有一个MemStore。

4.在磁盘上，Hfiles将行存储为已排序的KeyValues。

HBase Write Steps (1)

当客户端发起Put请求时，第一步是将数据写入于写日志，WAL：

1.发布的内容将被添加到存储在磁盘上的WAL文件末尾。

2.WAL用于在服务器崩溃的情况下恢复尚未保存的数据。

HBase Write Steps (2)

一旦数据写入WAL，将会被写入MemStore中，然后放入Put请求确认信息返回给客户端。

HBase MemStore

MemStore 将更新的内容排序并以KeyValues的形式存储到内存中，与将其存储在HFile中相同。每个列族只有一个MenStorre，更新内容按照列族排序。

HBase Region Flush

当MemStrore积聚了足够的数据，整个有序集合被写入到HDFS的HFile中。HBase每个列族使用多个HFile，其中包含真正的Cell或者KeyValue实例。随着时间的推移，在MenStore中跟据KeyValue排序，最终刷新到磁盘HFile文件中。

注意这也是HBase为什么限制列族数量的一个原因。每个列族只有一个MemStore；当一个MemStore数据满了，会刷新到磁盘文件中。它还保存了最近写入的序列号，以便让系统知道到目前为止持久化的情况。

高位序列号作为元字段存储在每个HFile中，以反映持久化结束位置以及继续执行的位置。在region启动时，序列号被读取后，然后最高位做为新编辑内容的序列号。

HBase HFile

数据存储在HFile中，其中包含排序的Key/Value。当MemStore累积足够的数据时，整个已排序的KeyValue集将被写入HDFS中的新HFile。这是一个顺序写入。它速度非常快，因为它避免了移动磁盘驱动器磁头。

HBase HFile Structure

HBase包含一个多层索引，是HBase不必读取整个文件的情况下查找定位数据。多级索引就像一颗b+tree:

1.键值对按照升序存储

2.索引通过RowKey指向内容为key/value的64kb大小的block中。

3.每个block都有自己叶子索引

4.每个block的最后的key放进intermediate index（中间索引）

5.根索引指向中间索引

trailer指向元数据块，它写在文件中持久化数据的末尾。trailer也包含布隆过滤器和时间范围信息。布隆过滤器有助于跳过不包含某个row key的文件。如果时间范围信息不在读取的时间范围内，则时间范围信息对于跳过该文件非常有用。

HFile Index

我们刚才讨论的索引是在HFile打开并保存在内存中时加载的。这允许查找通过单个磁盘寻道来执行。

HBase Read Merge

我们已经看到，row对应的KeyValue cell可以在多个位置，row cell已经持久化到Hfile中，最近更新的cell在MemStore中，最近读取的cell在Block Cache中。因此，当读取一行数据时，系统是如何获得相应的cell并返回的？读取操作按照以下步骤从BlockCache，MemStore和HFile合并关键值：

首先，扫描器在BlockCache（读取缓存）中，查找Row Cells。最近读取的Key Values被缓存在这里，并且当需要内存时，最近最少使用的被清除。

其次，扫描器在MemStore中查找，内存写入缓存包含最近的写入。

如果扫描器在MenStore和BlockCache中没有找到Row cells，然后HBase使用BLock Cache的HFile索引和布隆过滤器把可能存在目标Row cells的HFile加载到内存中。

HBase Read Merge

正如前面所讨论的，每个MemStore可能有许多HFile，这意味着读取时可能需要检查多个HFile文件，这可能会影响性能。这被称为读取放大。

HBase Minor Compaction

HBase会自动选择一些较小的HFile，并将它们重写成更少且更大的Hfiles。这个过程称为Minor Compaction。Minor Compaction通过将较小的文件重写为较少但较大的文件来减少存储文件的数量，执行合并排序。

HBase Major Compaction

Major compaction将region所有的HFile合并并重写到一个HFile中，每个列族对应这样的一个HFile。并在此过程中，删除已删除或过期的Cell。这样提升了读取性能，由于Major compaction重写了所有HFile文件，因此在此过程中可能会发生大量磁盘I/O和网络流量。这被称为写入放大。

Major compaction执行计划可以自动运行。由于写入放大，通常计划在周末或晚上进行Major compaction。由于服务器故障或负载平衡，Major compaction还会使任何远程数据文件成为本地服务器的本地数据文件。

Region = Contiguous Keys

快速回顾一下region:

表格可以水平划分为一个或者多个region。早start key和end key之间包含连续的，排序的行范围。

每个region小为1GB（默认）

表的region通过RegionServer为客户端提供服务。

RegionServer可以提供大约1,000个region（可能属于同一个表或不同的表）

Region Split

最初每个表格有一个区域。当一个region变得太大时，它会分裂成两个子region。代表原region的一半的两个子region，在相同的RegionServer上并行打开，然后将分区报告给HMaster。由于负载平衡的原因，HMaster可以安排将新region移动到其他服务器。

Read Load Balancing

分裂最初发生在同一个RegionServer上，由于负载平衡的原因，HMaster可以安排将新region移动到其他服务器。这导致新RegionServer提供服务的数据来自远程HDFS节点，直到Major compaction将数据文件移动到RegionServer的本地节点。HBase数据在写入时是本地数据，但当某个区域被移动时（为了负载平衡或恢复），在Major compaction之前它不是本地数据。

HDFS Data Replication

所有的写入和读取都来自主节点。HDFS复制WAL和HFile块。HFile块复制自动发生。HBase依靠HDFS在存储文件时提供的数据安全性。在HDFS中写入数据时，本地写入一个副本，然后将其复制到第二个节点，并将第三个副本写入第三个节点。

HDFS Data Replication (2)

WAL文件和HFiles文件被持久化到磁盘并复制，那么HBase如何恢复没有报持久化到HFile的MemStore更新呢？请参阅下一节寻找答案。

HBase Crash Recovery

当RegionServer失败时，崩溃的region将不可用，直到检测和恢复步骤发生。 Zookeeper会在失去与RegionServer心跳信号时确定节点故障。 HMaster将会被通知Region Server失败。HMaster将会被通知Region Server失败。

当HMaster确定RegionServer宕机时，HMaster重新分配宕机服务器的Region到活动的服务器。为了恢复宕机服务器未刷新到磁盘的memstore数据，HMaster将属于宕机RegionServer的WAL拆分成单独的文件并将这些文件存储在新RegionServer的数据节点中。每个Region Server然后进行重播WAL，从相应的WAL拆分文件，为region重建MemStore。

WAL的文件包含编辑列表，其中一个编辑表示单个放置或删除。一个编辑表示一个放置或删除。编辑按时间顺序编写，因此，对于持久化，添加内容将附加到存储在磁盘上的WAL文件的末尾。

如果数据仍在内存中并且未保存到HFile时发生故障会发生什么？WAL重播，重播WAL的过程是通过读取WAL，添加或者排序已知的编辑到当前MemStore。最后，Memtore将变化刷新到HFile。

Data Recovery

Apache HBase Architecture Benefits

HBase 优点:

1.强一致性模型

当写入返回时，所有读者将看到相同的值

2.自动扩展

数据增长过大时分割region

使用HDFS传播和复制数据

3.内置恢复机制

使用预写日志 (与文件系统上的日记类似)

4.集成Hadoop

MHBase上的MapReduce很简单

Apache HBase Has Problems Too…

Business continuity reliability:

1.WAL 重播缓慢

2.意外恢复缓慢

3.Major Compaction I/O 风暴

文章来源：http://www.uml.org.cn/bigdata/201804131.asp

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