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深入浅出HBase数据库

2019-01-22  本文已影响4人  大数据首席数据师

HBase的构成

物理上来说,HBase是由三种类型的服务器以主从模式构成的。这三种服务器分别是:Region server,HBase HMaster,ZooKeeper。

其中Region server负责数据的读写服务。用户通过沟通Region server来实现对数据的访问。

HBase HMaster负责Region的分配及数据库的创建和删除等操作。

ZooKeeper作为HDFS的一部分,负责维护集群的状态(某台服务器是否在线,服务器之间数据的同步操作及master的选举等)。

另外,Hadoop DataNode负责存储所有Region Server所管理的数据。HBase中的所有数据都是以HDFS文件的形式存储的。出于使Region server所管理的数据更加本地化的考虑,Region server是根据DataNode分布的。HBase的数据在写入的时候都存储在本地。但当某一个region被移除或被重新分配的时候,就可能产生数据不在本地的情况。这种情况只有在所谓的compaction之后才能解决。

NameNode负责维护构成文件的所有物理数据块的元信息(metadata)。

HBase结构如下图所示:

Regions

HBase中的表是根据row key的值水平分割成所谓的region的。一个region包含表中所有row key位于region的起始键值和结束键值之间的行。集群中负责管理Region的结点叫做Region server。Region server负责数据的读写。每一个Region server大约可以管理1000个region。Region的结构如下图所示:

HBase的HMaster

HMaster负责region的分配,数据库的创建和删除操作。

具体来说,HMaster的职责包括:

HMaster的工作如下图所示:

深度预警:深入理解HBase的系统架构

ZooKeeper

HBase利用ZooKeeper维护集群中服务器的状态并协调分布式系统的工作。ZooKeeper维护服务器是否存活,是否可访问的状态并提供服务器故障/宕机的通知。ZooKeeper同时还使用一致性算法来保证服务器之间的同步。同时也负责Master选举的工作。需要注意的是要保证良好的一致性及顺利的Master选举,集群中的服务器数目必须是奇数。例如三台或五台。

ZooKeeper的工作如下图所示:

深度预警:深入理解HBase的系统架构

HBase各组成部分之间的合作

ZooKeeper用来协调分布式系统的成员之间共享的状态信息。Region Server及HMaster也与ZooKeeper连接。ZooKeeper通过心跳信息为活跃的连接维持相应的ephemeral node。如下图所示:

每一个Region server都在ZooKeeper中创建相应的ephemeral node。HMaster通过监控这些ephemeral node的状态来发现正常工作的或发生故障下线的Region server。HMaster之间通过互相竞争创建ephemeral node进行Master选举。ZooKeeper会选出区中第一个创建成功的作为唯一一个活跃的HMaster。活跃的HMaster向ZooKeeper发送心跳信息来表明自己在线的状态。不活跃的HMaster则监听活跃HMaster的状态,并在活跃HMaster发生故障下线之后重新选举,从而实现了HBase的高可用性。这里向大家推荐一个大数据交流圈q裙:894951460。

如果Region server或者HMaster不能成功向ZooKeeper发送心跳信息,则其与ZooKeeper的连接超时之后与之相应的ephemeral node就会被删除。监听ZooKeeper状态的其他节点就会得到相应node不存在的信息,从而进行相应的处理。活跃的HMaster监听Region Server的信息,并在其下线后重新分配Region server来恢复相应的服务。不活跃的HMaster监听活跃HMaster的信息,并在起下线后重新选出活跃的HMaster进行服务。
三、分布式的HBase、HDFS和MapReduce

1、分布式模式的HBase

HBase将表会切分成小的数据单位叫region,分配到多台服务器。托管region的服务器叫做RegionServer。一般情况下,RgionServer和HDFS DataNode并列配置在同一物理硬件上,RegionServer本质上是HDFS客户端,在上面存储访问数据,HMaster分配region给RegionServer,每个RegionServer托管多个region。

HBase中的两个特殊的表,-ROOT-和.META.,用来查找各种表的region位置在哪。-ROOT-指向.META.表的region,.META.表指向托管待查找的region的RegionServer。

一次客户端查找过程的3层分布式B+树如下图:

HBase顶层结构图:

zookeeper负责跟踪region服务器,保存root region的地址。

Client负责与zookeeper子集群以及HRegionServer联系。

HMaster负责在启动HBase时,把所有的region分配到每个HRegion Server上,也包括-ROOT-和.META.表。

HRegionServer负责打开region,并创建对应的HRegion实例。HRegion被打开后,它为每个表的HColumnFamily创建一个Store实例。每个Store实例包含一个或多个StoreFile实例,它们是实际数据存储文件HFile的轻量级封装。每个Store有其对应的一个MemStore,一个HRegionServer共享一个HLog实例。

一次基本的流程:

a、 客户端通过zookeeper获取含有-ROOT-的region服务器名。

b、 通过含有-ROOT-的region服务器查询含有.META.表中对应的region服务器名。

c、 查询.META.服务器获取客户端查询的行键数据所在的region服务器名。

d、 通过行键数据所在的region服务器获取数据。

HFile结构图:

image

Trailer有指向其他块的指针,Index块记录Data和Meta块的偏移量,Data和Meta块存储数据。默认大小是64KB。每个块包含一个Magic头部和一定数量的序列化的KeyValue实例。

KeyValue格式:

image

该结构以两个分别表示键长度和值长度的定长数字开始,键包含了行键,列族名和列限定符,时间戳等。

预写日志WAL:

每次更新都会写入日志,只有写入成功才会通知客户端操作成功,然后服务器可以按需自由地批量处理或聚合内存中的数据。

编辑流在memstore和WAL之间分流的过程:

处理过程:客户端通过RPC调用将KeyValue对象实例发送到含有匹配region的HRegionServer。接着这些实例被发送到管理相应行的HRegion实例,数据被写入到WAL,然后被放入到实际拥有记录的存储文件的MemStore中。当memstore中的数据达到一定的大小以后,数据会异步地连续写入到文件系统中,WAL能保证这一过程的数据不会丢失。

2、HBase和MapReduce

从MapReduce应用访问HBase有3种方式:

作业开始时可以用HBase作为数据源,作业结束时可以用HBase接收数据,任务过程中用HBase共享资源。

阶段map

protected void map(ImmutableBytesWritable rowkey,Result result,Context context){

};

从HBase表中读取的作业以[rowkey:scan result]格式接收[k1,v1]键值对,对应的类型是ImmutableBytesWritable和Result。

创建实例扫描表中所有的行

Scan scan = new Scan();

scan.addColumn(…);

接下来在MapReduce中使用Scan实例。

TableMapReduceUtil.initTableMapperJob(tablename,scan,map.class,

输出键的类型.class,输出值的类型.class,job);

reduce阶段

protected void reduce(

ImmutableBytesWritable rowkey,Iterable<put>values,Context context){

};

把reducer填入到作业配置中,

TableMapReduceUtil.initTableReducerJob(tablename,reduce.class,job);

3、HBase实现可靠性和可用性

HDFS作为底层存储,为集群里的所有RegionServer提供单一命名空间,一个RegionServer读写数据可以为其它所有RegionServer读写。如果一个RegionServer出现故障,任何其他RegionServer都可以从底层文件系统读取数据,基于保存在HDFS里的HFile开始提供服务。接管这个RegionServerz服务的region。

结语

感谢您的观看,如有不足之处,欢迎批评指正。

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