hbase 学习（十三）集群间备份原理

集群建备份，它是master/slaves结构式的备份，由master推送，这样更容易跟踪现在备份到哪里了，况且region server是都有自己的WAL 和HLog日志，它就像mysql的主从备份结构一样，只有一个日志来跟踪。一个master集群可以向多个slave集群推送，收到推送的集群会覆盖它本地的edits日志。

这个备份操作是异步的，这意味着，有时候他们的连接可能是断开的，master的变化不会马上反应到slave当中。备份个格式在设计上是和mysql的statement-based replication是一样的，全部的WALEdits（多种来自Delete和Put的Cell单元）为了保持原子性，会一次性提交。

HLogs是region server备份的基础，当他们要进行备份时必须保存在hdfs上，每个region server从它需要的最老的日志开始进行备份，并且把当前的指针保存在zookeeper当中来简化错误恢复，这个位置对于每一个slave 集群是不同的，但是对于同一个队列的HLogs是相同的。

下面这个是设计的结构图：

9f192e5d010323fe7b87347a576ad0dfd862dadb

下面我们了解一下master和一个slave节点的整个过程。

1）当客户端通过api发送Put、Delete或者ICV到region server，这些KeyValue被转换成WALEdit，这个过程会被replication检测到，每一个设置了replication的列族，会把scope添加到edit的日志，然后追加到WAL中，并被应用到MemStore中。

2）在另一个线程当中，edit被从log当中读取来，并且只有可以备份的KeyValues（列族为scoped为GLOBAL的，并且不是catalog，catalog指的是.META. 和 -ROOT-）

3-1）这个edit然后被打上master群集的UUID，当buffer写满的时候或者读完文件，buffer会发到slave集群的随机的一个region server同步的，收到他们的region server把edit分开，一个表一个buffer，当所有的edits被读完之后，每一个buffer会通过HTable来flush，edits里面的master集群的UUID被应用到了备份节点，以此可以进行循环备份。

4-1）回到master的region server上，当前WAL的位移offset已经被注册到了zookeeper上面。

3-2）这里面，如果slave的region server没有响应，master的region server会停止等待，并且重试，如果目标的region server还是不可用，它会重新选择别的slave的region server去发送那些buffer。

同时WALs会被回滚，并且保存一个队列在zookeeper当中，那些被region server存档的Logs会更新他们在复制线程中的内存中的queue的地址。

4-2）当目标集群可用了，master的region server会复制积压的日志。

下面是一些具体的操作：

假设zookeeper当中的节点是/hbase/replication , 它会有三个子节点。

/hbase/replication/state
/hbase/replication/peers
/hbase/replication/rs

The State znode

state节点是记录是否可以进行备份的，它里面记录这个一个boolean值，true或者false，它是由hbase.replication决定的，同事它会在ReplicationZookeeper当中缓存，它还会因为在shell中执行了stop_replication而改变。

/hbase/replication/state [VALUE: true]

The Peers znode

这个节点下面记录着所有需要备份的集群和他们当前的备份状态，如下：

/hbase/replication/peers/1 [Value: zk1.host.com,zk2.host.com,zk3.host.com:2181:/hbase]/2 [Value: zk5.host.com,zk6.host.com,zk7.host.com:2181:/hbase]
peer的id是自己在add_peer时候，自己提供的，后面的value是slave集群所使用的zookeeper集群，最后是所在的znode的父节点。

在每一个peer节点的下面还有一个表示状态的节点：

/hbase/replication/peers/1/peer-state [Value: ENABLED]/2/peer-state [Value: DISABLED]

The RS znode

rs的节点下面包括了复制的region server以及需求复制的HLog的队列，看图就知道啦！

第一层节点记录着region server的机器名，端口号以及start code。

/hbase/replication/rs/hostname.example.org,6020,1234/hostname2.example.org,6020,2856

下一层是需求复制的HLog的队列：

/hbase/replication/rs/hostname.example.org,6020,1234/1/2

队列里面需要复制的HLog，值是已经被复制的最新的位置position。

/hbase/replication/rs/hostname.example.org,6020,1234/123522342.23422 [VALUE: 254]12340993.22342 [VALUE: 0]
过程是上述的过程，下面展开讲一下具体的细节。

1）选择哪个region server去复制

当master节点准备好备份之后，它首先要通过slave集群的zookeeper，然后查看他们的rs的节点下面有多少可用的rs，然后随机选择他们中的一部分，默认是10%，如果有150个机器的话，会选择15个机器去发送。这个时候是有一个watcher在监视着slave集群的rs下面的变化，如果节点发生了变化，它会通知master节点的region server重发。

2）错误恢复，直接来个实际的例子

一个有3个region server集群正在和一个peer id为2的集群进行备份，每个region server下面都有一个队列

队列中的每个znode都是hdfs上的真实的文件名，“地址，端口.时间戳”。

/hbase/replication/rs/1.1.1.1,60020,123456780/2/1.1.1.1,60020.1234  (Contains a position)1.1.1.1,60020.12651.1.1.2,60020,123456790/2/1.1.1.2,60020.1214  (Contains a position)1.1.1.2,60020.12481.1.1.2,60020.13121.1.1.3,60020,    123456630/2/1.1.1.3,60020.1280  (Contains a position)

现在让1.1.1.2的zookeeper丢失session，观察者会创建一个lock，这个时候1.1.1.3完成了，它会把1.1.1.2的给接手过来，在自己的znode下面创建一个新的znode，并且加上dead的server的名称，就像下面这样子，原来的1.1.1.2的下面多了一层lock，1.1.1.3下面多了一个，和它原始的状态也不一样，前面多了个2。

/hbase/replication/rs/1.1.1.1,60020,123456780/2/1.1.1.1,60020.1234  (Contains a position)1.1.1.1,60020.12651.1.1.2,60020,123456790/lock2/1.1.1.2,60020.1214  (Contains a position)1.1.1.2,60020.12481.1.1.2,60020.13121.1.1.3,60020,123456630/2/1.1.1.3,60020.1280  (Contains a position)2-1.1.1.2,60020,123456790/1.1.1.2,60020.1214  (Contains a position)1.1.1.2,60020.12481.1.1.2,60020.1312
然后1.1.1.3又自己倒腾了一会儿，假设它也挂了，最后的形态会是这样

1.1.1.1把1.1.1.3的未完成事业给接过了过来，所以我们看到1.1.1.1下面有个三手货和几个二手货。。。

/hbase/replication/rs/1.1.1.1,60020,123456780/2/1.1.1.1,60020.1378  (Contains a position)2-1.1.1.3,60020,123456630/1.1.1.3,60020.1325  (Contains a position)1.1.1.3,60020.14012-1.1.1.2,60020,123456790-1.1.1.3,60020,123456630/1.1.1.2,60020.1312  (Contains a position)1.1.1.3,60020,123456630/lock2/1.1.1.3,60020.1325  (Contains a position)1.1.1.3,60020.14012-1.1.1.2,60020,123456790/1.1.1.2,60020.1312  (Contains a position)
原理说完了，从下面说说进行这个备份操作是哪些要求吧

（1）hbase的大的版本要一致

0.90.1 可以向0.90.0推送但是0.90.1不可以向0.89.20100725推送

（2）独立部署的zookeeper集群

（3）集群间的备份的表名和列族都要一致

（4）多个slave集群的话，要0.92以上版本

（5）集群间可以互相访问

（6）集群间的zookeeper.znode.parent不能相同

 要使用这个集群建备份的功能需要先进行以下的设置：

1、修改hbase-site.xml文件

<property><name>hbase.replication</name><value>true</value>
</property>

2、add_peer

输入这个命令，查看它的具体用法，然后添加

3、修改表的REPLICATION_SCOPE

disable 'your_table'
alter 'your_table', {NAME => 'family_name', REPLICATION_SCOPE => '1'}
enable 'your_table'

4、list_peers 查看一下状态

5、备份完成之后如何进行数据校验，VerifyReplication就是专门来处理这个校验的。我们需要提供peer的id还有表名，verifyrep是它的简称，要用hadoop jar来运行。

集群之间备份的网址，说明他们是怎么工作的：

http://hbase.apache.org/replication.html

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