Hadoop相关知识整理系列之：HBase基本架构及原理

雨点打透心脏的1/2处 2022-02-02 14:39 296阅读 0赞

## 1. HBase框架简单介绍 ##

HBase是一个分布式的、面向列的开源数据库，它不同于一般的关系数据库,是一个适合于非结构化数据存储的数据库。另一个不同的是HBase基于列的而不是基于行的模式。HBase使用和 BigTable非常相同的数据模型。用户存储数据行在一个表里。一个数据行拥有一个可选择的键和任意数量的列，一个或多个列组成一个ColumnFamily，一个Fmaily下的列位于一个HFile中，易于缓存数据。表是疏松的存储的，因此用户可以给行定义各种不同的列。在HBase中数据按主键排序，同时表按主键划分为多个Region。

在分布式的生产环境中，HBase 需要运行在 HDFS 之上，以 HDFS 作为其基础的存储设施。HBase 上层提供了访问的数据的 Java API 层，供应用访问存储在 HBase 的数据。在 HBase 的集群中主要由 Master 和 Region Server 组成，以及 Zookeeper，具体模块如下图所示：

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简单介绍一下 HBase 中相关模块的作用：

*  Master  
    HBase Master用于协调多个Region Server，侦测各个RegionServer之间的状态，并平衡RegionServer之间的负载。HBaseMaster还有一个职责就是负责分配Region给RegionServer。HBase允许多个Master节点共存，但是这需要Zookeeper的帮助。不过当多个Master节点共存时，只有一个Master是提供服务的，其他的Master节点处于待命的状态。当正在工作的Master节点宕机时，其他的Master则会接管HBase的集群。
 *  Region Server  
    对于一个RegionServer而言，其包括了多个Region。RegionServer的作用只是管理表格，以及实现读写操作。Client直接连接RegionServer，并通信获取HBase中的数据。对于Region而言，则是真实存放HBase数据的地方，也就说Region是HBase可用性和分布式的基本单位。如果当一个表格很大，并由多个CF组成时，那么表的数据将存放在多个Region之间，并且在每个Region中会关联多个存储的单元（Store）。
 *  Zookeeper  
    对于 HBase 而言，Zookeeper的作用是至关重要的。首先Zookeeper是作为HBase Master的HA解决方案。也就是说，是Zookeeper保证了至少有一个HBase Master 处于运行状态。并且Zookeeper负责Region和Region Server的注册。其实Zookeeper发展到目前为止，已经成为了分布式大数据框架中容错性的标准框架。不光是HBase，几乎所有的分布式大数据相关的开源框架，都依赖于Zookeeper实现HA。

## 2. Hbase数据模型 ##

### 2.1 逻辑视图 ###

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基本概念：

*  RowKey：是Byte array，是表中每条记录的“主键”，方便快速查找，Rowkey的设计非常重要；
 *  Column Family：列族，拥有一个名称(string)，包含一个或者多个相关列；
 *  Column：属于某一个columnfamily，familyName:columnName，每条记录可动态添加；
 *  Version Number：类型为Long，默认值是系统时间戳，可由用户自定义；
 *  Value(Cell)：Byte array。

### 2.2 物理模型： ###

*  每个column family存储在HDFS上的一个单独文件中，空值不会被保存。
 *  Key 和 Version number在每个column family中均有一份；
 *  HBase为每个值维护了多级索引，即：<key, columnfamily, columnname, timestamp>；
 *  表在行的方向上分割为多个Region；
 *  Region是Hbase中分布式存储和负载均衡的最小单元，不同Region分布到不同RegionServer上。
 *  Region按大小分割的，随着数据增多，Region不断增大，当增大到一个阀值的时候，Region就会分成两个新的Region；
 *  Region虽然是分布式存储的最小单元，但并不是存储的最小单元。每个Region包含着多个Store对象。每个Store包含一个MemStore或若干StoreFile，StoreFile包含一个或多个HFile。MemStore存放在内存中，StoreFile存储在HDFS上。

**疑问**：每一个Region都只存储一个ColumnFamily的数据，并且是该CF中的一段（按Row的区间分成多个 Region）？这个需要查证，每个Region只包含一个ColumnFamily可以提高并行性？然而，我只知道每个Store只包含一个ColumnFamily的数据。

### 2.3 ROOT表和META表 ###

HBase的所有Region元数据被存储在.META.表中，随着Region的增多，.META.表中的数据也会增大，并分裂成多个新的Region。为了定位.META.表中各个Region的位置，把.META.表中所有Region的元数据保存在-ROOT-表中，最后由Zookeeper记录-ROOT-表的位置信息。所有客户端访问用户数据前，需要首先访问Zookeeper获得-ROOT-的位置，然后访问-ROOT-表获得.META.表的位置，最后根据.META.表中的信息确定用户数据存放的位置，如下图所示。  
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\-ROOT-表永远不会被分割，它只有一个Region，这样可以保证最多只需要三次跳转就可以定位任意一个Region。为了加快访问速度，.META.表的所有Region全部保存在内存中。客户端会将查询过的位置信息缓存起来，且缓存不会主动失效。如果客户端根据缓存信息还访问不到数据，则询问相关.META.表的Region服务器，试图获取数据的位置，如果还是失败，则询问-ROOT-表相关的.META.表在哪里。最后，如果前面的信息全部失效，则通过ZooKeeper重新定位Region的信息。所以如果客户端上的缓存全部是失效，则需要进行6次网络来回，才能定位到正确的Region。

一个完整分布式的HBase的组成示意图如下，后面我们再详细谈其工作原理。  
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## 3. 高可用 ##

### 3.1 Write-Ahead-Log（WAL）保障数据高可用 ###

我们理解下HLog的作用。HBase中的HLog机制是WAL的一种实现，而WAL（一般翻译为预写日志）是事务机制中常见的一致性的实现方式。每个RegionServer中都会有一个HLog的实例，RegionServer会将更新操作（如 Put，Delete）先记录到 WAL（也就是HLo）中，然后将其写入到Store的MemStore，最终MemStore会将数据写入到持久化的HFile中（MemStore 到达配置的内存阀值）。这样就保证了HBase的写的可靠性。如果没有 WAL，当RegionServer宕掉的时候，MemStore 还没有写入到HFile，或者StoreFile还没有保存，数据就会丢失。或许有的读者会担心HFile本身会不会丢失，这是由 HDFS 来保证的。在HDFS中的数据默认会有3份。因此这里并不考虑 HFile 本身的可靠性。

HFile由很多个数据块（Block）组成，并且有一个固定的结尾块。其中的数据块是由一个Header和多个Key-Value的键值对组成。在结尾的数据块中包含了数据相关的索引信息，系统也是通过结尾的索引信息找到HFile中的数据。

### 3.2 组件高可用 ###

*  Master容错：Zookeeper重新选择一个新的Master。如果无Master过程中，数据读取仍照常进行，但是，region切分、负载均衡等无法进行；
 *  RegionServer容错：定时向Zookeeper汇报心跳，如果一旦时间内未出现心跳，Master将该RegionServer上的Region重新分配到其他RegionServer上，失效服务器上“预写”日志由主服务器进行分割并派送给新的RegionServer；
 *  Zookeeper容错：Zookeeper是一个可靠地服务，一般配置3或5个Zookeeper实例。

## 4. HBase读写流程 ##

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上图是RegionServer数据存储关系图。上文提到，HBase使用MemStore和StoreFile存储对表的更新。数据在更新时首先写入HLog和MemStore。MemStore中的数据是排序的，当MemStore累计到一定阈值时，就会创建一个新的MemStore，并且将老的MemStore添加到Flush队列，由单独的线程Flush到磁盘上，成为一个StoreFile。与此同时，系统会在Zookeeper中记录一个CheckPoint，表示这个时刻之前的数据变更已经持久化了。当系统出现意外时，可能导致MemStore中的数据丢失，此时使用HLog来恢复CheckPoint之后的数据。  
StoreFile是只读的，一旦创建后就不可以再修改。因此Hbase的更新其实是不断追加的操作。当一个Store中的StoreFile达到一定阈值后，就会进行一次合并操作,将对同一个key的修改合并到一起，形成一个大的StoreFile。当StoreFile的大小达到一定阈值后，又会对 StoreFile进行切分操作，等分为两个StoreFile。

### 4.1 写操作流程 ###

*  (1) Client通过Zookeeper的调度，向RegionServer发出写数据请求，在Region中写数据。
 *  (2) 数据被写入Region的MemStore，直到MemStore达到预设阈值。
 *  (3) MemStore中的数据被Flush成一个StoreFile。
 *  (4) 随着StoreFile文件的不断增多，当其数量增长到一定阈值后，触发Compact合并操作，将多个StoreFile合并成一个StoreFile，同时进行版本合并和数据删除。
 *  (5) StoreFiles通过不断的Compact合并操作，逐步形成越来越大的StoreFile。
 *  (6) 单个StoreFile大小超过一定阈值后，触发Split操作，把当前Region Split成2个新的Region。父Region会下线，新Split出的2个子Region会被HMaster分配到相应的RegionServer上，使得原先1个Region的压力得以分流到2个Region上。

可以看出HBase只有增添数据，所有的更新和删除操作都是在后续的Compact历程中举行的，使得用户的写操作只要进入内存就可以立刻返回，实现了HBase I/O的高机能。

### 4.2 读操作流程 ###

*  (1) Client访问Zookeeper，查找-ROOT-表，获取.META.表信息。
 *  (2) 从.META.表查找，获取存放目标数据的Region信息，从而找到对应的RegionServer。
 *  (3) 通过RegionServer获取需要查找的数据。
 *  (4) Regionserver的内存分为MemStore和BlockCache两部分，MemStore主要用于写数据，BlockCache主要用于读数据。读请求先到MemStore中查数据，查不到就到BlockCache中查，再查不到就会到StoreFile上读，并把读的结果放入BlockCache。

寻址过程：client-->Zookeeper-->-ROOT-表-->.META.表-->RegionServer-->Region-->client

其它相关内容待补充

转自：[https://www.cnblogs.com/csyuan/p/6543018.html][https_www.cnblogs.com_csyuan_p_6543018.html]

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[https_www.cnblogs.com_csyuan_p_6543018.html]: https://www.cnblogs.com/csyuan/p/6543018.html