Hbase：原理和設計

　轉載自：http://www.sysdb.cn/index.php/2016/01/10/hbase_principle/ ，感謝原做者。

　

簡介

　　HBase —— Hadoop Database的簡稱，Google BigTable的另外一種開源實現方式，從問世之初，就爲了解決用大量廉價的機器高速存取海量數據、實現數據分佈式存儲提供可靠的方案。從功能上來說，HBase徹徹底底是一個數據庫，與咱們熟悉的Oracle、MySQL、MSSQL等同樣，對外提供數據的存儲和讀取服務。而從應用的角度來講，HBase與通常的數據庫又有所區別，HBase自己的存取接口至關簡單，不支持複雜的數據存取，更不支持SQL等結構化的查詢語言；HBase也沒有除了rowkey之外的索引，全部的數據分佈和查詢都依賴rowkey。因此，HBase在表的設計上會有很嚴格的要求。架構上，HBase是分佈式數據庫的典範，這點比較像MongoDB的sharding模式，能根據鍵值的大小，把數據分佈到不一樣的存儲節點上，MongoDB根據configserver來定位數據落在哪一個分區上，HBase經過訪問Zookeeper來獲取-ROOT-表所在地址，經過-ROOT-表獲得相應.META.表信息，從而獲取數據存儲的region位置。

 

架構

　　上面提到，HBase是一個分佈式的架構，除去底層存儲的HDFS外，HBase自己從功能上能夠分爲三塊：Zookeeper羣、Master羣和RegionServer羣。

• Zookeeper羣：HBase集羣中不可缺乏的重要部分，主要用於存儲Master地址、協調Master和RegionServer等上下線、存儲臨時數據等等。
• Master羣：Master主要是作一些管理操做，如：region的分配，手動管理操做下發等等，通常數據的讀寫操做並不須要通過Master集羣，因此Master通常不須要很高的配置便可。
• RegionServer羣：RegionServer羣是真正數據存儲的地方，每一個RegionServer由若干個region組成，而一個region維護了必定區間rowkey值的數據，整個結構以下圖：

 

 

　　上圖中，Zookeeper(簡稱ZK)是一個集羣，一般有奇數個ZK服務組成。Master爲了服務可用性，也建議部署成集羣方式，由於 Master是整個管理操做的發起者，若是Master一旦發生意外停機，整個集羣將會沒法進行管理操做，因此Master也必須有多個，固然多個 Master也有主從之分，如何區分哪一個是主，哪一個是從？關鍵看哪一個Master能競爭到ZK上對應Master目錄下的鎖，持有該目錄鎖的Master 爲主Master，其餘從Master輪詢競爭該鎖，因此一旦主Master發生意外停機，從Master很快會由於競爭到Master文件夾上的鎖而接管服務。

 

　　RegionServer(簡稱RS)在非Replication模式下，整個系統中都是惟一的，也就是說，在整個非Replication的 HBase集羣中，每臺RS上保存的數據都不同，因此相對於前面二者，該模式下的RS並非高可用的，至少RS可能存在單點故障的問題，可是因爲 HBase內部數據分region存儲和region能夠遷移的機制，RS服務的單點故障可能會在極小代價下很快恢復，可是一旦停掉的RS上有 -ROOT-或者.META.表的region，那後果仍是比較嚴重，由於數據節點的RS停機，只會在短期內影響該臺RS上的region不可訪問，等 到region遷移完成後便可恢復，若是是-ROOT-、.META.所在的RS停機，整個HBase的新的求情都將受到影響，由於須要經過.META. 表來路由，從而尋找到region所在RS的地址。

 

數據組織

 

　　整個架構中，ZK用於服務協調和整個集羣運行過程當中部分信息的保存和-ROOT-表地址定位，Master用於集羣內部管理，因此剩下的RS主要用於處理數據。

　　RS是處理數據的主要場所，那麼在RS內部的數據是怎麼分佈的？其實RS自己只是一個容器，其定義了一些功能線程，好比：數據合併線程 (compact thread)、storeFile分割線程(split thread)等等。容器中的主要對象就是region，region是一個表根據自身rowkey範圍劃分的一部分，一個表能夠被劃分紅若干部分，也就 是若干個region，region能夠根據rowkey範圍不一樣而被分佈在不一樣的RS上(固然也能夠在同一個RS上，但不建議這麼作)。一個RS上能夠 包含多個表的region，也能夠只包含一個表的部分region，RS和表是兩個不一樣的概念。

　　這裏還有一個概念——列簇。對HBase有一些瞭解的人，或多或少據說過：HBase是一個列式存儲的數據庫，而這個列式存儲中的列，實際上是區別於 通常數據庫的列，這裏的列的概念，就是列簇，列簇，顧名思義就是不少列的集合，而在數據存儲上來說，不一樣列簇的數據，必定是分開存儲的，即便是在同一個 region內部，不一樣的列簇也存儲在不一樣的文件夾中，這樣作的好處是，通常咱們定義列簇的時候，一般會把相似的數據放入同一個列簇，不一樣的列簇分開存 儲，有利於數據的壓縮，而且HBase自己支持多種壓縮方式。

 

原理

 

　　前面介紹了HBase的通常架構，咱們知道了HBase有ZK、Master和RS等組成，本節咱們來介紹下HBase的基本原理，從數據訪問、RS路由到RS內部緩存、數據存儲和刷寫再到region的合併和拆分等等功能。

RegionServer定位

　　訪問HBase經過HBase客戶端(或API)進行，整個HBase提供給外部的地址，實際上是ZK的入口，前面也介紹了，ZK中有保存 -ROOT-所在的RS地址，從-ROOT-表能夠獲取.META.表信息，根據.META.表能夠獲取region在RS上的分佈，整個region尋 址過程大體以下：

 

 

1. 首先，Client經過訪問ZK來請求目標數據的地址。
2. ZK中保存了-ROOT-表的地址，因此ZK經過訪問-ROOT-表來請求數據地址。
3. 一樣，-ROOT-表中保存的是.META.的信息，經過訪問.META.表來獲取具體的RS。
4. .META.表查詢到具體RS信息後返回具體RS地址給Client。
5. Client端獲取到目標地址後，而後直接向該地址發送數據請求。

 

上述過程實際上是一個三層索引結構，從ZK獲取-ROOT-信息，再從-ROOT-獲取.META.表信息，最後從.META.表中查到RS地址後緩存。這裏有幾個問題：

 

• 既然ZK中能保存-ROOT-信息，那麼爲何不把.META.信息直接保存在ZK中，而須要經過-ROOT-表來定位？
• Client查找到目標地址後，下一次請求還須要走ZK –> -ROOT- –>.META.這個流程麼？

 

　　先來回答第一個問題：爲何不直接把.META.表信息直接保存到ZK中？主要是爲了保存的數據量考慮，ZK中不宜保存大量數據，而.META.表 主要是保存Region和RS的映射信息，region的數量沒有具體約束，只要在內存容許的範圍內，region數量能夠有不少，若是保存在ZK 中，ZK的壓力會很大。因此，經過一個-ROOT-表來轉存到RS中是一個比較理想的方案，相比直接保存在ZK中，也就多了一層-ROOT-表的查詢，對 性能來講影響不大。

 

　　第二個問題：每次訪問都須要走ZK –> -ROOT- —> .META.的流程麼？固然不須要，Client端有緩存，第一次查詢到相應region所在RS後，這個信息將被緩存到Client端，之後每次訪問都 直接從緩存中獲取RS地址便可。固然這裏有個意外：訪問的region若果在RS上發生了改變，好比被balancer遷移到其餘RS上了，這個時候，通 過緩存的地址訪問會出現異常，在出現異常的狀況下，Client須要從新走一遍上面的流程來獲取新的RS地址。整體來講，region的變更只會在極少數 狀況下發生，通常變更不會很大，因此在整個集羣訪問過程當中，影響能夠忽略。

 

Region數據寫入

　　HBase經過ZK –> -ROOT- –>.META.的訪問獲取RS地址後，直接向該RS上進行數據寫入操做，整個過程以下圖：

 

 

　　Client經過三層索引得到RS的地址後，便可向指定RS的對應region進行數據寫入，HBase的數據寫入採用WAL(write ahead log)的形式，先寫log，後寫數據。HBase是一個append類型的數據庫，沒有關係型數據庫那麼複雜的操做，因此記錄HLog的操做都是簡單的 put操做(delete/update操做都被轉化爲put進行)

 

HLog

 

HLog寫入

　　HLog是HBase實現WAL方式產生的日誌信息，其內部是一個簡單的順序日誌，每一個RS上的region都共享一個HLog，全部對於該RS上的 region數據寫入都被記錄到該HLog中。HLog的主要做用就是在RS出現意外崩潰的時候，能夠儘可能多的恢復數據，這裏說是儘可能多，由於在通常狀況 下，客戶端爲了提升性能，會把HLog的auto flush關掉，這樣HLog日誌的落盤全靠操做系統保證，若是出現意外崩潰，短期內沒有被fsync的日誌會被丟失。

 

HLog過時

　　HLog的大量寫入會形成HLog佔用存儲空間會愈來愈大，HBase經過HLog過時的方式進行HLog的清理，每一個RS內部都有一個HLog監控線程在運行，其週期能夠經過hbase.master.cleaner.interval進行配置。

　　HLog在數據從memstore flush到底層存儲上後，說明該段HLog已經再也不被須要，就會被移動到.oldlogs這個目錄下，HLog監控線程監控該目錄下的HLog，當該文 件夾下的HLog達到hbase.master.logcleaner.ttl設置的過時條件後，監控線程當即刪除過時的HLog。

 

Memstore

 

數據存儲

　　memstore是region內部緩存，其大小經過HBase參數hbase.hregion.memstore.flush.size進行配 置。RS在寫完HLog之後，數據寫入的下一個目標就是region的memstore，memstore在HBase內部經過LSM-tree結構組 織，因此可以合併大量對於相同rowkey上的更新操做。

　　正是因爲memstore的存在，HBase的數據寫入都是異步的，並且性能很是不錯，寫入到memstore後，該次寫入請求就能夠被返 回，HBase即認爲該次數據寫入成功。這裏有一點須要說明，寫入到memstore中的數據都是預先按照rowkey的值進行排序的，這樣有利於後續數 據查找。

 

數據刷盤

　　Memstore中的數據在必定條件下會進行刷寫操做，使數據持久化到相應的存儲設備上，觸發memstore刷盤的操做有多種不一樣的方式以下圖：

 

 

　　以上1,2,3均可以觸發memstore的flush操做，可是實現的方式不一樣：

 

• 1經過全局內存控制，觸發memstore刷盤操做。

　　　　在該種狀況下，RS中全部region的memstore內存佔用都沒達到刷盤條件，但總體的內存消耗已經到一個很是危險的範圍，若是持續下去，頗有可能形成RS的OOM，這個時候，須要進行memstore的刷盤，從而釋放內存。

　　memstore總體內存佔用上限經過參數hbase.regionserver.global.memstore.upperLimit進行設 置，固然在達到上限後，memstore的刷寫也不是一直進行，在內存降低到 hbase.regionserver.global.memstore.lowerLimit配置的值後，即中止memstore的刷盤操做。這樣作， 主要是爲了防止長時間的memstore刷盤，會影響總體的性能。

 

• 2手動觸發memstore刷盤操做

　　　　HBase提供API接口，運行經過外部調用進行memstore的刷盤

• 3 memstore上限觸發數據刷盤

　　　　前面提到memstore的大小經過hbase.hregion.memstore.flush.size進行設置，當region中memstore的數據量達到該值時，會自動觸發memstore的刷盤操做。

 

刷盤影響

　　memstore在不一樣的條件下會觸發數據刷盤，那麼整個數據在刷盤過程當中，對region的數據寫入等有什麼影響？

　　memstore的數據刷盤，對region的直接影響就是：在數據刷盤開始到結束這段時間內，該region上的訪問都是被拒絕的，這裏主要是因 爲在數據刷盤結束時，RS會對改region作一個snapshot，同時HLog作一個checkpoint操做，通知ZK哪些HLog能夠被移 到.oldlogs下。從前面圖上也能夠看到，在memstore寫盤開始，相應region會被加上UpdateLock鎖，寫盤結束後該鎖被釋放。

 

StoreFile

 

　　memstore在觸發刷盤操做後會被寫入底層存儲，每次memstore的刷盤就會相應生成一個存儲文件HFile，storeFile即HFile在HBase層的輕量級分裝。

　　數據量的持續寫入，形成memstore的頻繁flush，每次flush都會產生一個HFile，這樣底層存儲設備上的HFile文件數量將會越 來越多。無論是HDFS仍是Linux下經常使用的文件系統如Ext四、XFS等，對小而多的文件上的管理都沒有大文件來的有效，好比小文件打開須要消耗更多 的文件句柄；在大量小文件中進行指定rowkey數據的查詢性能沒有在少許大文件中查詢來的快等等。

 

Compact

　　大量HFile的產生，會消耗更多的文件句柄，同時會形成RS在數據查詢等的效率大幅度降低，HBase爲解決這個問題，引入了compact操做，RS經過compact把大量小的HFile進行文件合併，生成大的HFile文件。

　　RS上的compact根據功能的不一樣，能夠分爲兩種不一樣類型，即：minor compact和major compact。

 

• Minor Compact

　　　　minor compact又叫small compact，在RS運行過程當中會頻繁進行，主要經過參數hbase.hstore.compactionThreshold進行控制，該參數配置了 HFile數量在知足該值時，進行minor compact，minor compact只選取region下部分HFile進行compact操做，而且選取的HFile大小不能超過 hbase.hregion.max.filesize參數設置。

 

• Major Compact

　　　　相反major compact也被稱之爲large compact，major compact會對整個region下相同列簇的全部HFile進行compact，也就是說major compact結束後，同一個列簇下的HFile會被合併成一個。major compact是一個比較長的過程，對底層I/O的壓力相對較大。

　　　　major compact除了合併HFile外，另一個重要功能就是清理過時或者被刪除的數據。前面提到過，HBase的delete操做也是經過append的 方式寫入，一旦某些數據在HBase內部被刪除了，在內部只是被簡單標記爲刪除，真正在存儲層面沒有進行數據清理，只有經過major compact對HFile進行重組時，被標記爲刪除的數據才能被真正的清理。

　　　　compact操做都有特定的線程進行，通常狀況下不會影響RS上數據寫入的性能，固然也有例外：在compact操做速度跟不上region中 HFile增加速度時，爲了安全考慮，RS會在HFile達到必定數量時，對寫入進行鎖定操做，直到HFile經過compact降到必定的範圍內才釋放 鎖。

 

Split

　　compact將多個HFile合併單個HFile文件，隨着數據量的不斷寫入，單個HFile也會愈來愈大，大量小的HFile會影響數據查詢性 能，大的HFile也會，HFile越大，相對的在HFile中搜索的指定rowkey的數據花的時間也就越長，HBase一樣提供了region的 split方案來解決大的HFile形成數據查詢時間過長問題。

 

　　一個較大的region經過split操做，會生成兩個小的region，稱之爲Daughter，通常Daughter中的數據是根據rowkey的之間點進行切分的，region的split過程大體以下圖：

 

 

1. region先更改ZK中該region的狀態爲SPLITING。
2. Master檢測到region狀態改變。
3. region會在存儲目錄下新建.split文件夾用於保存split後的daughter region信息。
4. Parent region關閉數據寫入並觸發flush操做，保證全部寫入Parent region的數據都能持久化。
5. 在.split文件夾下新建兩個region，稱之爲daughter A、daughter B。
6. Daughter A、Daughter B拷貝到HBase根目錄下，造成兩個新的region。
7. Parent region通知修改.META.表後下線，再也不提供服務。
8. Daughter A、Daughter B上線，開始向外提供服務。
9. 若是開啓了balance_switch服務，split後的region將會被從新分佈。

 

上面1 ~ 9就是region split的整個過程，split過程很是快，速度基本會在秒級內，那麼在這麼快的時間內，region中的數據怎麼被從新組織的？

 

其實，split只是簡單的把region從邏輯上劃分紅兩個，並無涉及到底層數據的重組，split完成後，Parent region並無被銷燬，只是被作下線處理，再也不對外部提供服務。而新產生的region Daughter A和Daughter B，內部的數據只是簡單的到Parent region數據的索引，Parent region數據的清理在Daughter A和Daughter B進行major compact之後，發現已經沒有到其內部數據的索引後，Parent region纔會被真正的清理。

 

HBase設計

 

　　HBase是一個分佈式數據庫，其性能的好壞主要取決於內部表的設計和資源的分配是否合理。

 

表的設計

Rowkey設計

　　rowkey是HBase實現分佈式的基礎，HBase經過rowkey範圍劃分不一樣的region，分佈式系統的基本要求就是在任什麼時候候，系統的 訪問都不要出現明顯的熱點現象，因此rowkey的設計相當重要，通常咱們建議rowkey的開始部分以hash或者MD5進行散列，儘可能作到 rowkey的頭部是均勻分佈的。禁止採用時間、用戶id等明顯有分段現象的標誌直接看成rowkey來使用。

 

列簇設計

　　HBase的表設計時，根據不一樣需求有不一樣選擇，須要作在線查詢的數據表，儘可能不要設計多個列簇，咱們知道，不一樣的列簇在存儲上是被分開的，多列簇設計會形成在數據查詢的時候讀取更多的文件，從而消耗更多的I/O。

 

TTL設計

　　選擇合適的數據過時時間也是表設計中須要注意的一點，HBase中容許列簇定義數據過時時間，數據一旦超過過時時間，能夠被major compact進行清理。大量無用歷史數據的殘餘，會形成region體積增大，影響查詢效率。

 

Region設計

 

　　通常地，region不宜設計成很大，除非應用對階段性性能要求不少，可是在未來運行一段時間能夠接受停服處理。region過大會致使major compact調用的週期變長，而單次major compact的時間也相應變長。major compact對底層I/O會形成壓力，長時間的compact操做可能會影響數據的flush，compact的週期變長會致使許多刪除或者過時的數據 不能被及時清理，對數據的讀取速度等都有影響。

 

　　相反，小的region意味着major compact會相對頻繁，可是因爲region比較小，major compact的相對時間較快，並且相對較多的major compact操做，會加速過時數據的清理。

 

　　固然，小region的設計意味着更多的region split風險，region容量太小，在數據量達到上限後，region須要進行split來拆分，其實split操做在整個HBase運行過程當中，是 被不怎麼但願出現的，由於一旦發生split，涉及到數據的重組，region的再分配等一系列問題。因此咱們在設計之初就須要考慮到這些問題，儘可能避免 region的運行過程當中發生split。

 

　　HBase能夠經過在表建立的時候進行region的預分配來解決運行過程當中region的split產生，在表設計的時候，預先分配足夠多的 region數，在region達到上限前，至少有部分數據會過時，經過major compact進行清理後， region的數據量始終維持在一個平衡狀態。

 

　　region數量的設計還須要考慮內存上的限制，經過前面的介紹咱們知道每一個region都有memstore，memstore的數量與region數量和region下列簇的數量成正比：

 

　　一個RS下memstore內存消耗：

 

　　　　Memory = memstore大小 * region數量 * 列簇數量

 

　　若是不進行前期數據量估算和region的預分配，經過不斷的split產生新的region，容易致使由於內存不足而出現OOM現象。

 

參考

　　http://blog.csdn.net/yangjinming24/article/details/51918132

　　http://blog.csdn.net/woshiwanxin102213/article/details/17584043

　　http://blog.csdn.net/FrankieWang008/article/details/41965543

　　http://lxw1234.com/archives/2016/09/719.htm