HBase组成架构

浅浅的花香味﹌ 2021-09-24 03:10 521阅读 0赞

### 文章目录 ###

*  HBase组成
 *   *  Zookeeper
     *  HMaster
     *  HRegionServer
     *  HDFS
 *  HBase架构
 *   *  MemStore
     *  HLog
     *  StoreFile和HFile

--------------------

# HBase组成 #

HBase主要有以下四大组件：Zookeeper（高可用、元数据的统一入口地址、管理HRegionServer）、HMaster（管理HRegionserver、维护集群的元数据信息和负载均衡）、HRegionServer（真正“干活”的节点）、HDFS（多副本底层数据存储服务）

## Zookeeper ##

*  HBase通过Zookeeper来做HA高可用,Zk保存HMaster的地址和backup-master地址，ZK能保证集群中只有1个master在运行，如果master异常，会通过竞争机制选举新的master。
 *  Zookeeper管理HRegionServer,监控RegionServer的状态、当RegionSevrer有异常的时候，通过回调的形式通知Master RegionServer上下限的信息。
 *  Zookeeper存储元数据的统一入口地址(znode:/hbase/meta-region-server)，这就说明zk很重要，把zk关掉你就不能读取数据了。因为你读取数据所需要的元数据表在zk上。

## HMaster ##

*  管理HRegionServer:为RegionServer分配Region,当RegionSever失效的时候，协调对应Hlog的拆分,将失效的Region分配到正常的RegionServer上。
 *  维护集群的元数据信息，维护集群负载均衡。

## HRegionServer ##

*  直接对接来自客户端的读写请求，是真正的“干活”的节点，比如表的增删改查数据，和HDFS交互，存取数据。
 *  管理Master为其分配的Region。
 *  负责和底层HDFS的交互，存储数据到HDFS。
 *  负责Region变大以后的拆分。
 *  负责Storefile的合并工作。

## HDFS ##

*  HDFS为HBase提供底层数据存储服务，元数据和表数据都存储在HDFS中，同时为HBase提供高可用（Hlog存储在HDFS）的支持。
 *  HDFS数据多副本机制能保证HBase的高可靠性。

# HBase架构 #

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2x6NjM2Mw_size_16_color_FFFFFF_t_70]

*  首先HBase中的Table是会分成Region的，比如，user表中有10条记录，那么可能前5条在一个Region中，后5条在另一个Region里，类似于分区的概念，分布式系统中到处可见分区，下篇会具体讲解HBASE中的Region。
 *  HMaster会为HRegionServer分配Region,分配后Region落地到HRegionServer上,即图中的HRegion。
 *  HRegionServer除了由HRegion组成外，还有一个很重要的东西:Hlog。HBase所有涉及到数据的变更都会写到HLog中。它的作用就是保证数据安全。当RegionServer出现问题的时候，能跟进Hlog来做数据恢复。
 *  HRegion由store(memstore,storefile(hfile))组成。写文件时并不直接写入HDFS，而是先停留在MemStore缓冲区，达到一定的量再Flush到StoreFile中，StoreFile是存储HFile的地方，而HFile是真正存储数据的文件。

现在具体来讲解这些组件：

## MemStore ##

MemStore是内存缓冲区，HBase写入数据的时候会先停留在MemStore中，达到一定的时候才会刷盘到StoreFile中。  
**为什么要有MemStore的存在呢？**

1.  不需要立即写入HDFS，先写内存，内存满了再写HDFS。可以提高写的性能
2.  可以进行排序。HBase写入到HDFS上的数据是需要按照RowKey进行排序的，而HBase是随机的读写，因此HBase通过MemStore在持久化到HDFS之前完成排序，然后再快速的顺序写入HDFS。主要原理是LSM。
3.  优化数据的存储，比如一个记录添加之后马上被删除了，在Flush的时候就可以直接不把这个数据写到HDFS中。

**为什么要达到一定的时候再刷盘？**  
那是为了提高HBase的写入性能，所以当写请求写入MemStore后，不会立即刷盘。那么哪些场景会触发刷盘的操作呢？总结如下：

*  Region级别的触发刷写  
    hbase.hregion.memstore.flush.size  
    当MemStore的大小达到hbase.hregion.memstore.flush.size大小的时候会触发刷盘，默认128M。
 *  全局内存控制  
    hbase.regionserver.global.memstore.size //在新的更新被阻止并强制flush之前，RegionServer的全部memstore最大值（默认为堆内存的40%，直到RegionServer中的所有 memstore 的大小达到 hbase.regionserver.global.memstore.size.lower.limit，更新将被阻止并强制flush）  
    hbase.regionserver.global.memstore.size.lower.limit //强制刷新之前，RegionServer中所有memstore的最大大小（默认值为：hbase.regionserver.global.memstore.size 的95%），当由于内存限制而导致更新被阻塞时，系统会以尽可能小的刷新量刷新数据）  
    举例，比如你配置的hbase.regionserver.global.memstore.size.lower.limit=0.95 hbase.regionserver.global.memstore.size=0.4，堆内存总共是64G,那么  
    触发刷写的阈值是：64*0.4*0.95=24.32  
    触发阻塞的阈值是：64\*0.4=25.6
 *  HLog引发的刷盘  
    HLog中包含了所有已经写入Memstore但还未Flush到HFile的更改。在Memstore中数据还没有持久化，当RegionSever宕掉的时候，可以使用HLog恢复数据。可是当HLog很大的时候，恢复的时候就需要很长的时间。因此，对HLog的大小也有一些限制，当达到这些限制的时候，就会触发Memstore的flush。Memstore flush会使HLog减少，因为数据持久化之后(写入到HFile)，就没有必要在HLog中再保存这些修改了。有两个属性可以配置：  
    hbase.regionserver.hlog.blocksize//HLog块大小  
    hbase.regionserver.maxlogs//HLog的最大个数  
    这两个相乘就决定了hlog的最大大小。

## HLog ##

HLog是HBase实现WAL（Write ahead log）方式产生的日志信息，内部是一个简单的顺序日志。每个RegionServer对应1个HLog(备注：1.x版本的可以开启MultiWAL功能，允许多个HLog)，因此是多个Region对应同一个HLog。所有对于该RegionServer的写入都被记录到HLog中。HLog功能就是为了保证数据安全。当RegionServer出现问题的时候，能跟进HLog来做数据恢复  
数据到达Region是先写入WAL然后再被加载到MemStore中的。  
HLog持久化在HDFS之上, HLog存储位置查看:  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2x6NjM2Mw_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]  
我们看到，有一个oldWAL目录，这是啥？刚刚提到，为了避免恢复的时候因为HLog过大导致的效率低下，HLog过大时就会触发强制刷盘操作。对于已经刷盘的数据，其对应的HLog会过期，过期的HLog会被移动到oldWAL。  
**HLog架构图：**  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2x6NjM2Mw_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]  
由图可知，HLog=HLogkey+WALEdit。HLogkey=sequenceid+timestamp+cluster ids+regionname+tablename等组成，WALEdit是由一系列的KeyValue组成。  
其中sequenceid非常重要，sequenceid是一个自增序列号，region的数据恢复和HLog过期清除都要依赖它。  
HLog的过期依赖于对sequenceid的判断。HBase会将HLog的sequenceid和HFile最大的sequenceid（刷新到的最新位置）进行比较，如果该HLog文件中的sequenceid比刷新的最新位置的sequenceid都要小，那么这个HLog就过期了，过期了以后，对应HLog会被移动到oldWAL目录。  
当RegionServer出现故障的时候，需要对HLog进行回放来恢复数据。回放的时候会读取HFile的sequenceid和HLog中的sequenceid进行比较，小于sequenceid的就直接忽略，大于等于的就进行重做。回放完成后，就完成了数据的恢复工作。举例，HFile中sequenceid=10，HLog中sequenceid=15，1-10的在HFile中已经持久化了就不需要恢复了，那么就是恢复11-15的数据。

**如何打开和关闭WAL**  
默认是打开的。Mutation.setDurability(Durability.SKIP\_WAL)可以关闭它。这样可以让数据操作快一点，但是最好不要这么做，因为当服务器宕机，数据会丢失。  
**WAL滚动**  
WAL是一个环状的滚动日志结构，这样可以保证写入效果最高并且保证空间不会持续变大。  
触发滚动的条件：

1.  WAL的检查间隔：hbase.regionserver.logroll.period。默认一小时，上面说了，通过sequenceid，把当前WAL的操作和HDFS对比，看哪些操作已经被持久化了。就被移动到oldWAL目录中。
2.  当WAL文件所在的块block快要满了
3.  当WAL所占的空间大于或者等于某个阈值（hbase.regionserver.hlog.blocksize乘hbase.regionserver.logroll.multiplier）blocksize是存储系统的块大小，如果你是基于HDFS只要设定为HDFS的块大小即可，multiplier是一个百分比，默认0.95，即WAL所占的空间大于或者等于95%的块大小，就被归到oldWAL文件中。

**oldWAL何时删除**  
oldWAL什么时候被彻底删除呢？Master会定期的去清理这个文件，如果当这个WAL不需要作为用来恢复数据的备份，那么就可以删除。两种情况下，可能会引用WAL文件，此时不能删除

1.  TTL进程：该进程会保障WAL文件存活到hbase.master.logcleaner.ttl定义的超时时间为止，默认10分钟。
2.  备份机制：如果你开启了备份机制replication（把一个集群的数据实时备份到里另一个集群），那么HBASE要保障备份集群已经完全不需要这个文件了。如果你手头就一个集群，那么就不需要考虑这个文件了

## StoreFile和HFile ##

StoreFile是对HFile进行了轻量级的包装。HFile是实际数据的存储。  
HFile包括:

*  Data:数据块
 *  Meta：元数据块
 *  Fileinfo：文件信息
 *  DataIndex：Data块索引信息
 *  MetaIndex：Meta块索引信息
 *  Trailer：存储了Fileinfo Dataindex Metaindex的偏移值

本文转载至：http://bigdata-star.com/archives/1175

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