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一、背景

HBase是一个基于java的NoSQL分布式列存储数据库，主要用于存储非结构化和半结构化的松散数据。将Hadoop中的HDFS作为底层文件存储系统，来提供容错和可靠性，以及存储系统的拓展性。
HBase的设计思想来自Google的Bigtable论文，是分布式数据库的实现。HDFS是一个高可靠、高延迟的分布式文件系统，但是不支持对数据的随机访问和更新，因此不适合实时计算系统。HBase是一个可以提供实时计算的大数据分布式数据库，支持对数据的随机访问和更新。

二、HBase概述

HBase的底层存储引擎是基于LSM-Tree数据结构设计的，存储是基于HDFS。而针对数据的更新和删除，不是修改原有记录而是新增一条记录，这样可以充分发挥顺序写的性能，但是查询的时候就需要查询磁盘中的文件和内存中的操作，读取所有数据版本。因此HBase写性能比读性能提高了两个数量级。

1.设计特点

• 强一致性读写：HBase时强一致性读写，适合高速计数聚合之类的任务。
• 自动分片：HBase表会按照水平方向拆分成Region分布在集群上，Region会随着数据增长自动拆分和重新均衡。
• 故障转移：RegionServer如果发生故障会自动恢复
• 集成HDFS：HBase内部集成HDFS作为其持久化存储组件
• 支持MapReduce：HBase支持MapReduce进行大规模并行处理，支持写入和读取。
• 查询优化：HBase通过块缓存和布隆过滤器来优化大容量查询

2.适用场景

2.1 海量数据

传递RDRMS当数据量增大时，需要读写分离策略来解决服务器压力。如果数据量继续增加就需要分库分表，这就限制了一些关联查询并引入中间层。每次变动都需要很多准备工作和业务代码修改验证。而且即使分库分表也无法解决一些数据倾斜和热点问题。HBase支持自动水平拓展，内部集成HDFS解决数据可靠性，还支持利用MapReduce进行海量数据分析。

2.2 稀疏数据

HBase作为列式存储适合稀疏数据，针对为null的列不会进行存储，这样可以节约存储空间并提高读性能。

2.3 多版本数据

HBase的更新和删除操作不会修改原有记录而是通过新增记录实现。通过RowKey和ColumnKey定位到多个TimeStamp相关的Value值，因此可以存储变动历史记录。可以通过设置版本数量，来确定HBase保留几次变动记录。

2.4 半结构或者非结构化数据

HBase无固定模式，不需要停机进行维护，支持半结构和非结构化的数据。

三、数据模型

作为一个面向列的分布式数据库，存储的数据是稀疏、多维、有序的。HBase表中的一条数据是由全局唯一的键（RowKey）和任意数量的列（Column），一列或者多列组成一个列族（Column Family）。

1.RowKey

RowKey与关系型数据库中的主键类似，用来唯一标识某行数据。整个表是按照RowKey进行排序。HBase按照RowKey划分为多个Region存储在不同的Region Server上，可以分布式对表进行存储和读取。

2.Column Family

Column Family是列族，一个列族可以包含多列。同一个列族中列数据都存储在Region的一个Store中。

3.TimeStamp

TimeStamp 是实现 HBase 多版本的关键。在HBase 中，使用不同 TimeStamp 来标识相同RowKey对应的不同版本的数据。

四、HBase架构图

HBase采用Master/Slave架构搭建集群，属于Hadoop生态系统的一部分。🈶HMaster节点、HRegionServer节点、Zookeeper集群组成，而数据会存储在HDFS中。整体架构如下图：

对HBase架构组成的每一个部分介绍如下。

1.Client

用户访问HBase的客户端，主要是包含HBase的接口，会缓存元数据来加快对HBase的访问。

2.Zookeeper

Zookeeper主要协调和管理HMaster和HRegionServer。HMaster和HRegionServer启动时会向Zookeeper进行注册。作用如下：

• 保证任何时候，集群中只有一个HMaster。
• 存储所有HRegion的寻址入口。
• 实时监控HRegionServer的上线和下线信息，并通知给HMaster
• 存储HBase的Schema和Table元数据

3.HMaster

负责管理RegionServer并实现负载均衡，管理和分配Region，管理namespace和table元数据。

4.HRegionServer

用来维护HMaster分配的region，处理这些region的读写请求，并且负责将运行过程中过的region进行切分。

5.HRegion

Region是HBase中分布式存储和负责均衡的最小单位。HBase表按照行方向被拆分为多个Region。不同的Region可以分布在不同的HRegionServer上，同一个Region只能在同一个HRegionServer上。当Region的某个列族达到一定阀值会被拆分成两个新的Region。

6.Store

每个Region按照ColumnFamily拆分成Store，一个Region由一个或者多个Store组成。每个ColumnFamliy会建一个Store，一个Store由一个memStore和多个StoreFile组成。

7.StoreFile

memStore中的数据写到文件之后就是StoreFile。StoreFIle底层就是HFile的格式保存在存储系统中。

8.HLog

记录数据的所有变更和操作日志，用来故障恢复。当Region Server出现故障，可以通过HLog恢复数据

五、元数据存储

1.元数据表

HBase中有一个系统表hbase:meta来存储HBase元数据。该表保存了所有的Region信息，hbase:meta也是一个HBase表被HRegionServer管理，hbase:meta表的位置信息保存在Zookeeper中。

2.数据结构

元数据表有一个RowKey和一个ColumnFamily组成，其中RowKey包括表名、起始Key、region编号。只包含一个info列族，包含三列：

• info:regioninfo：regionId,tableName,startKey,endKey,offline,split,replicaId；
• info:server：HRegionServer对应的server:port；
• info:serverstartcode：HRegionServer的启动时间戳。

六、写流程

HBase的写入过程由于相当于添加新记录，因此写数据比读数据快，整体流程如下：

1.获取Meta元数据

首先需要知道表的元数据，也就是要知道表的region列表，这个信息时维护在meta表中。
1.1 client访问zookeeper获取Meta表所在的RegionServer信息
1.2 从zookeeper节点返回meta的RegionServer1信息

2.获取RegionServer

从Meta表中查询表的Region信息以及负责Region维护的RegionServer信息。
2.3 根据表名和RowKey向meta所在的RegionServer1发送查询请求
2.4 RegionServer1找到对应的meta的记录，返回对应Region信息，其中包括RegionServer2信息。Client会缓存此Region信息。

3.发送写入请求

向RegionServer2发送写请求。
3.5 向Region所在的RegionServer2发送写请求
3.6 RegionServer2将数据先写入到HLog，为了数据的持久化和恢复
3.7 RegionServer2将数据写入到MemStore。
3.8 RegionServer2返回给Client告知写入成功。

七、读流程

HBase读取数据需要返回所有版本数据，所以可能需要查询所有HFile文件，读性能比写慢了两个数量级。读取流程获取Meta元数据和RegionServer的过程和写过程一致。

1.获取Meta元数据

跟写过程一致

2.获取RegionServer

跟写过程一致

3.发送读请求

向RegionServer2发送写请求。
3.5 向Region所在的RegionServer2发送写请求
3.6 先在MemStore进行查找
3.7 如果MemStore没有，则需要在BlockCache中查找
3.8 如果BlockCache没有，则需要在StoreFile上查找
3.9 如果StoreFile查到到数据，需要将数据写入到BlockCache，再返回给Client。

八、持久化

1.恢复机制

上边的写请求过程可知，数据会先写入到HLog，然后再写入到内存MemStore。

• HLog保存的是RegionServer上所有的日志操作，是记录操作的一种日志。当MemStore数据还没有持久化时，可以通过HLog进行故障恢复，保证数据正确性和持久化。
• MemStore是在内存中维持列族数据按照RowKey顺序排列，然后顺序写入到磁盘中。主要是为了将来检索优化，将数据写入到HDFS之前在内存中将数据完成排序。

2.MemStore 刷盘

MemStore维持当前在内存中的同一个列族数据按照RowKey有序，当MemStore达到一定时机时会将MemStore中数据以HFile形式持久化到文件系统中。Flush触发条件如下：

2.1 Memstore级别限制

当Region中任意一个MemStore的大小达到了上限（hbase.hregion.memstore.flush.size，默认128MB），会触发Memstore刷新

<property><name>hbase.hregion.memstore.flush.size</name><value>134217728</value>
</property>

2.2 Region级别限制

当Region中所有Memstore的大小总和达到了上限（hbase.hregion.memstore.block.multiplier * hbase.hregion.memstore.flush.size，默认 2* 128M = 256M），会触发memstore刷新

<property><name>hbase.hregion.memstore.flush.size</name><value>134217728</value>
</property>
<property><name>hbase.hregion.memstore.block.multiplier</name><value>4</value>
</property> 

2.3 Region Server级别限制

当一个Region Server中所有Memstore的大小总和超过低水位阈值hbase.regionserver.global.memstore.size.lower.limit*hbase.regionserver.global.memstore.size（前者默认值0.95），RegionServer开始强制flush

<property><name>hbase.regionserver.global.memstore.size.lower.limit</name><value>0.95</value>
</property>
<property><name>hbase.regionserver.global.memstore.size</name><value>0.4</value>
</property>

• 先Flush Memstore最大的Region，再执行次大的，依次执行；
• 如写入速度大于flush写出的速度，导致总MemStore大小超过高水位阈值，此时RegionServer会阻塞更新并强制执行flush，直到总MemStore大小低于低水位阈值

2.4 HLog数量上限

当一个Region Server中HLog数量达到上限（可通过参数hbase.regionserver.maxlogs配置）时，系统会选取最早的一个 HLog对应的一个或多个Region进行flush

2.5 定期刷新Memstore

默认周期为1小时，确保Memstore不会长时间没有持久化。为避免所有的MemStore在同一时间都进行flush导致的问题，定期的flush操作有20000左右的随机延时。

2.6 手动flush

用户可以通过shell命令flush ‘tablename’或者flush ‘region name’分别对一个表或者一个Region进行flush。

3.HFile 合并

memstore每次刷新都会生成一个新的HFile文件，由于触发机制导致可能生成的大部分新HFile文件都是小文件。这样会导致查询过程中需要遍历非常多的小文件，导致维护困难、影响查询性能和效率。为了查询优化和清理过期数据，所以会对HFile进行合并。Compaction分为两类：Minor Compaction和Major Compaction。

3.1 合并原理

合并原理是指从一个Store中的部分HFile文件整合成一个新的HFile文件，其中会从待合并数据从文件读出，然后按照由小到达排序后写入新文件。

3.2 Minor Compaction

选取部分小的相邻的HFile，将他们合并成一个更大的HFile。

3.3 Major Compaction

将一个Store中所有的HFile合并成一个HFile。同时会清理掉过期、删除、多版本数据。

总结

HBase是基于分布式文件系统HDFS构建的一个大数据、NoSQL、可拓展分布式数据库。采用Master/Slave架构、用Zookeeper进行元数据保存和协调工作。采用LSM-TREE作为存储引擎，由于HDFS不支持修改和更新，所以HBase中将修改和更新作为新记录存储到HDFS中。HBase用牺牲读性能来提升大数据写入能力。

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参考链接

1.Hbase原理
2.HBase教程