HBase分布式数据库入门介绍

​一、简单介绍

HBase是一个高可靠性、高性能、面向列、可伸缩、实时读写的分布式 NOSQL 数据库。

当你需要随机、实时读/写访问大数据时，请使用 Apache HBase。

作用：主要用来存储非结构化、半结构化和结构化的松散数据（列式存储的 NoSQL 数据库）

名称解释：

• NameSpace 命名空间，相当于关系型数据库中的 database，每个命名空间下有多个表。Hbase 默认自带的命名空间 hbase 和 default；hbase 中存放的是 HBase 内置的表，default 是用户默认使用的命名空间。
• Region 类似关系型数据库的表，不同之处在于 HBase 定义表示只需要声明列族，不需要声明具体的列。列可以动态的按需要指定；HBase 更加适合字段经常变更的场景。开始创建表是一个表对应一个 region，当表增大到一定值是会被拆分为两个 region。
• Row HBase 表中的每行数据被称为 Row，由一个 RowKey 和多个 Column 组成，数据是按照 RowKey 的字典顺序存储的，并且查询是只能根据 RowKey 进行检索，所以 RowKey 的设计很关键。
• Column 列是由列族（Column Family）和列限定符（Column Qualifier）进行限定，例如： base:name,base:sex。建表示只需定义列族，而列限定符无需预先定义。
• Cell 某行中的某一列被称为 Cell（单元格），由{rowkey，column family:columnqualifier,timestamp}确定单元。Cell 中没有具体的类型，全部是字节码的形式（字节数组）存储。
• TimeStamp 用于标识数据的不同版本（version），每条数据写入时，如果不指定时间戳，系统会自动为其加上该字段，值为写入 HBase 的时间。

二、HBase数据模型

逻辑上，HBase 的数据模型同关系型数据库很类似，数据存储在一张表中，有行有列。但从底层物理存储结构（Key-Value）来看，HBase 更像一个 Map。

HBase的逻辑结构如下：

HBase的物理存储结构

三、HBase的架构

• client

1）包含访问HBase的接口，对HBase进行访问 2）客户端通过查询zookeeper中信息获取HBase集群信息。

• zookeeper

1）保证任何时候，集群中只有一个master 2）存贮所有Region的寻址入口。 3）实时监控RegionServer的上线和下线信息,并实时通知HMaster。 4）存储HBase的Schema和table元数据

• Master

1）为RegionServer分配Region 2）负责RegionServer的负载均衡 3）发现失效的RegionServer并重新分配其上的region 4）管理用户对table的增删改操作

• RegionServer

1）RegionServer维护region，处理对这些Region的IO请求 2）RegionServer负责切分在运行过程中变得过大的Region　

• HLog(WAL Log)

1）HLog文件就是一个普通的Hadoop Sequence File，Sequence File的Key是HLogKey对象，HLogKey中记录了写入数据的归属信息，除了table和region名字外，同时还包括sequence number和timestamp，timestamp是"写入时间"，sequence number的起始值为0，或者是最近一次存入文件系 统中sequence number。 2）HLog SequeceFile的Value是HBase的KeyValue对象，即对应HFile中的KeyValue。

• Region

1） HBase自动把表水平划分成多个区域(region)，每个region会保存一个表里面某段连续的数据；每个表一开始只有一个region，随着数据不断插入表，Region不断增大，当增大到一个阀值的时候，Region就会等分会两个新的Region（裂变）。 2） 当table中的行不断增多，就会有越来越多的Region。这样一张完整的表被保存在多个Regionserver上。

• Memstore&StoreFile

1）一个region由多个store组成，一个store对应一个CF（列族） 2）Store包括位于内存中的memstore和位于磁盘的storefile。写操作先写入Memstore，当Memstore中的数据达到某个阈值,HRegionserver会启动flashcache进程写入storefile，每次写入形成单独的一个storefile 3）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storefile文件的数量增长到一定阈值后，系统会进行合并（minor、 major compaction），在合并过程中会进行版本合并和删除工作（majar），将对同一个key的修改合并到一起，形成更大的storefile。 4）当一个region所有storefile的大小和超过一定阈值后，会把当前的region分割为两个，并由hmaster分配到相应的regionserver服务器，实现负载均衡。 5）客户端检索数据，先在memstore找，找不到再找storefile。 6） HRegion是HBase中分布式存储和负载均衡的最小单元。最小单元就表示不同的HRegion可以分布在不同的HRegionServer上。 7）HRegion由一个或者多个Store组成，每个store保存一个columns family。 8）每个Strore又由一个memStore和0至多个StoreFile组成。

四、HBase写操作流程

1、Client发送请求从Zookeeper中获取HMaster的地址及meta表所在的RegionServer地址，向HRegionServer发出写数据请求。

2、数据被写入HRegion的MemStore，同时写入到HLog中。

3、MemStore中的数据被Flush成一个StoreFile

4、当MemStore达到阈值后把数据刷成一个storefile文件，当多个StoreFile文件达到一定的大小后，会触发Compact合并操作，当compact后，逐渐形成越来越大的storefile。

5、StoreFile大小超过一定阈值后，触发Split操作，把当前HRegion Split成2个新的HRegion，父HRegion会下线，新Split出的2个子HRegion会被HMaster分配到相应的HRegionServer上，使得原先1个HRegion的压力得以分流到2个HRegion上。

6、若MemStore中的数据有丢失，则可以从HLog上恢复。

五、HBase读操作流程

1、client首先从zookeeper找到meta表的region的位置，然后读取meta表中的数据。而meta中又存储了用户表的region信息。

2、根据namespace、表名和rowkey根据meta表中的数据找到写入数据对于的region信息

3、找到对应的RegionServer，查找对应的Region，先从Memstore中找数据，如果没有再从StoreFile中读取数据。

六、HBase minor小合并和major大合并

当客户端向HBase中写入数据时，首先写入HLog和Memstore中，在一个Store中，当Memstore内存占满后，数据会写入磁盘形成一个新的数据存储文件（StoreFile），随着 memstore 的刷写会生成很多StoreFile,当一个store中的storefile达到一定的阈值后，就会进行一次合并，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split，划分为两个storefile。

由于对表的更新是不断追加的，合并时，需要访问store中全部的storefile和memstore，将它们按row key进行合并，由于storefile和memstore都是经过排序的，并且storefile带有内存中索引，合并的过程还是比较快的。

因为存储文件不可修改，HBase是无法通过移除某个键/值来简单的删除数据，而是对删除的数据做个删除标记，表明该数据已被删除，检索过程中，删除标记掩盖该数据，客户端读取不到该数据。

随着memstore中数据不断刷写到磁盘中，会产生越来越多的storeFile小文件，HBase内部通过将多个文件合并成一个较大的文件解决这一小文件问题，以上过程涉及两种合并，如下：

minor小合并

minor 合并负责合并Store中的多个storeFile文件，当StoreFile文件数量达到hbase.hstore.compaction.min 值（默认值为3）时，将会合并成一个StoreFile大文件。这种合并主要是将多个小文件重写为数量较少的大文件，减少存储文件数量，因为StoreFile的每个文件都是经过归类的，所以合并速度很快，主要受磁盘IO性能影响。

major大合并

将一个region中的一个列簇(对应一个Store)的若干个经过minor合并后的大的StoreFile重写为一个新的StoreFile。而且major合并能扫描所有的键/值对，顺序重写全部数据，重写过程中会略过做了删除标记的数据。

七、HBase目标表meta表

目录表 hbase:meta 作为HBase表存在，并从 hbase shell 的 list(类似 show tables)命令中过滤掉，但实际上是一个表，就像任何其他表一样。

hbase:meta 表（以前称为.META.），保有系统中所有 region 的列表。hbase:meta位置信息存储在 zookeeper 中，hbase:meta 表示所有查询的入口。

表结构如下：

key：
	region的key，结构为：[table],[region start key,end key],[region id]
values:
	info:regioninfo（当前region序列化的HRegionInfo实例）
	info:server（包含当前region的RegionServer的server:port）
	info:serverstartcode（包含当前region的RegionServer进程的开始时间）

当表正在拆分时，将创建另外两列，称为 info:splitA 和 info:splitB，这些列代表两个子 region， 这些列的值也是序列化的 HRegionInfo 实例。区域分割后，将删除此行。

a,,endkey

a,startkey,endkey

a,startkey,

空键用于表示表开始和表结束。具有空开始键的 region 是表中的第一个 region。如果某个 region 同时具有空开始和空结束键，则它是表中唯一的 region。

八、HBase特点

1. 强的一致性读/写HBase，不是“最终一致”的 数据库（DataStore）。它非常适合高速计数器聚合等任务。
2. 自动分片：HBase 表通过 region 分布在群集上，并且随着数据的增长，region 会自动分割和重新分配。自动的 RegionServer 故障转移。
3. Hadoop/HDFS 集成：HBase 支持 HDFS 作为其分布式文件系统。
4. MapReduce：HBase 支持通过 MapReduce 进行大规模并行处理，将 HBase 当做数据来源和保存数据存储的数据库。
5. Java 客户端 API：HBase 支持易于使用的 Java API 以进行编程访问。
6. Thrift/REST API：HBase 还支持非 Java 前端的 Thrift 和 REST。
7. 块缓存和布隆过滤器：HBase 支持块缓存和布隆过滤器，以实现大容量查询优化。
8. 运维管理：HBase 提供内置网页，用于运维监控和 JMX 指标。
9. HBase 不支持行间事务。

九、HBase的使用场景

HBase适用于需要处理海量数据、需要高可靠性和高性能的场景。例如：

• 对象存储：如新闻、网页、图片等数据的存储。
• 用户画像：特别是用户的画像，是一个比较大的稀疏矩阵。
• 消息/订单存储：在电信领域、银行领域，不少的订单查询底层的存储以及通信、消息同步的应用都可以构建在HBase之上。

总的来说，HBase是一个高性能、高可靠性、可扩展的分布式数据库，适用于处理海量非结构化或结构化数据，并能够满足近实时的读写管理需求。

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