1 HBase的物理结构？？？
HBase中所有数据文件存储在HDFS，主要有两种文件类型：
HFile：Hadoop的二进制格式文件，存储KeyValue数据
Hlog：HBase中WAL（Write Ahead Log） 的存储格式，物理上是Hadoop的Sequence File
StoreFile是对HFile的轻量级包装，即StoreFile底层就是HFile
2 HBase表物理存储
HBase表物理存储
Table中所有行都按照rowkey的字典序排序，Table 在行方向上分为多个Region
行按照行键的字典序排列；
表在行的方向上分割为多个Region（256M），Region按大小可以分割；
每个表一开始只有一个Region，随着数据不断插入，Region不断增大，增大- - 到一定阈值，Region会等分为两个新的Region；当表中的行不断增多，就会有越来越多的Region。
Region由一个或者多个Store组成，每个Store保存一个column family
每个Store又由一个MemStore和0至多个StoreFile组成
MemStore存储在内存中
StoreFile以HFile格式保存在HDFS上
MemStore：用户写入的数据首先放入MemStore，MemStore满了会Flush成一个StoreFile（底层实现是HFile）
StoreFile：StoreFile文件数量增长到一定阈值，会触发Compact操作，将多个StoreFile合并成一个StoreFile
Compact：合并过程会进行版本合并和数据删除，HBase只增加数据，所有更新和删除都是在后续的compact过程中进行的
异步写入：用户写操作只要进入内存就可以立即返回，保证了HBase I/O的高性能
3 Hifle文件格式？？？
二进制格式文件，存储KeyValue数据，建立索引，提高读的效率
Trailer（指针，指向其他数据块）、Data Block Index、Data Block（魔数：信息校验+Key/Value 可以被压缩）
4 Hlog文件？？？
预写日志，将RegionServer插入和删除过程记录操作内容的日志，物理上是序列化文件，可用于灾难恢复；顺序写，减少磁盘寻址，定期删除。
每个RegionServer上所有Region维护一个HLog，不是每个Region一个
不同Region日志混在一起，只追加单个文件，数据按到达顺序写入，减少磁盘寻址次数，提供最好的IO
HLog文件会定期删除（已持久化到StoreFile中的数据）
5 HLog的日志恢复（Hlog Replay）
RegionServer挂掉，MemStore中数据会丢失。Master通过Zookeeper感知到RegionServer故障
Master将不同Region的Log数据进行拆分，并将失效的Region重新分配；
领取到待恢复Region的RegionServer在Load Region时，会Replay HLog中的数据到MemStore；
6 合并和分裂（Compact And Split）
StoreFile Compact后，会形成越来越大的StoreFile；（合并：大合并和小合并）
单个StoreFile大小超过一定阈值后，会触发Split，把当前Region Split成2个Region；
父Region会下线，新Split出的2个Region会被Master分配到相应的RegionServer上；
原先1个Region的压力会分流到2个Region上。
7 容错机制
image.png
RegionServer上线
会在Zookeeper中注册自己
定时向Zookeeper汇报心跳
Master会订阅Server变更消息，感知各个Server健康状态
Master会向该Server迁移Region
RegionServer下线
Zookeeper自动释放此RegionServer的独占锁
Master收到RegionServer下线的通知
Master将该RegionServer上的Region重新分配到其他RegionServer上
Master将失效RegionServer上“预写”日志分割并发送给新的RegionServer
（Region的迁移是需要下线的，会暂时不可用，但是速度快，不会对数据的读写造成影响）
Master上线
从Zookeeper上获取一个代表主Master的锁，用来阻止其它Master成为主Master
扫描Zookeeper上的Server目录，获得当前可用的Server列表
和每个Server通信，获得当前已分配的Region和Server的对应关系
扫描.META.Region的集合，计算得到当前还未分配的Region，将他们放入待分配Region列表
Master下线
Master只维护表和Region的元数据，表数据读写还可以正常进行
Master下线仅导致所有元数据修改被冻结
无法创建删除表
无法进行Region的负载均衡
无法处理Region上下线
Zookeeper重新选择一个主Master
8 Region的定位？
HBase中有两张特殊的Table：
Zookeeper：记录了-ROOT-表的location
-ROOT-
记录了.META.表的Region信息，-ROOT-只有一个Region
.META.
记录了用户表的Region信息，.META.可以有多个Region；保存Region和RegionServer的映射关系
系统如何找到某个RowKey(或者RowKey Range)所在的Region
-ROOT-表保存所有.META.表所在Region的位置， 此表不会拆分，只有一个Region，保证了只需要三次跳转，就能定位到任意Region
.META.表每行保存一个用户表Region的位置信息
为了加快访问，.META.表的全部Region都保存在内存中
Client将查询过的位置信息缓存起来
9 HBase读写过程
读
读请求时，需要访问Store中全部的StoreFile和MemStore，将他们按照Rowkey进行合并
StoreFile和MemStore都是经过排序的，并且StoreFile带有内存索引，合并过程比较快
StoreFile是只读文件，创建后不可修改
HBase的更新和删除其实是不断追加
当StoreFile文件数达到一定的阈值后，就会进行一次合并(compact)，形成一个大的StoreFile，并执行修改和删除操作
当StoreFile大小达到一定阈值后，会对StoreFile进行Split，等分为两个StoreFile
写
客户端发起Put请求，写入WriteBuffer，如果是批量提交，写满缓存后自动提交
客户端根据Rowkey将put分发给不同RegionServer
RegionServer将put按Rowkey分给不同的Region
Region首先把数据写入WAL
WAL写入成功后，把数据写入MemStore
MemStore写完后，检查MemStore大小是否达到flush阈值
如果达到flush阈值，将MemStore写入HDFS，生成HFile文件
更新
使用MemStore和StoreFile存储对表的更新
更新时首先写入HLog和MemStore（数据是排序的）
当MemStore到一定阈值，创建一个新的MemStore，将老的MemStore flush到磁盘，生成一个StoreFile
系统会在Zookeeper中记录一个Redo Point，表示这个时刻之前的变更已经持久化了
系统出现故障，导致MemStore中的数据丢失，此时使用HLog来恢复数据
作者：小小少年Boy
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