摘要:HBase基础。
前言:本篇文章主要是总结了一下学习HBase的过程中遇到的一些问题和知识点。
HBase
HBase是什么?
HBase是Apache Hadoop中的一个子项目,Hbase依托于Hadoop的HDFS作为最基本存储基础单元,通过使用hadoop的DFS工具就可以看到这些这些数据 存储文件夹的结构,还可以通过Map/Reduce的框架(算法)对HBase进行操作,如下图所示:

HBASE是一个高可靠性、高性能、面向列、可伸缩的分布式存储系统,利用HBASE技术可在廉价PC Server上搭建起大规模结构化存储集群。
HBASE的目标是存储并处理大型的数据,更具体来说是仅需使用普通的硬件配置,就能够处理由成千上万的行和列所组成的大型数据。
HBASE是Google Bigtable的开源实现,但是也有很多不同之处。比如:Google Bigtable使用GFS作为其文件存储系统,HBASE利用Hadoop HDFS作为其文件存储系统;Google运行MAPREDUCE来处理Bigtable中的海量数据,HBASE同样利用Hadoop MapReduce来处理HBASE中的海量数据;Google Bigtable利用Chubby作为协同服务,HBASE利用Zookeeper作为协同服务。
Hbase与传统数据库的对比
传统数据库遇到的问题:
- 数据量很大的时候无法存储。
- 没有很好的备份机制。
- 数据达到一定数量开始缓慢,很大的话基本无法支撑。
HBASE优势:
- 线性扩展,随着数据量增多可以通过节点扩展进行支撑。
- 数据存储在hdfs上,备份机制健全。
- 通过zookeeper协调查找数据,访问速度快。
HBase集群中的角色
- 一个或者多个主节点,Hmaster。
- 多个从节点,HregionServer。
- HBase依赖项,zookeeper。
HBase数据模型

HBase的存储机制
HBase是一个面向列的数据库,在表中它由行排序。表模式定义只能列族,也就是键值对。一个表有多个列族以及每一个列族可以有任意数量的列。后续列的值连续存储在磁盘上。表中的每个单元格值都具有时间戳。总之,在一个HBase:
- 表是行的集合。
- 行是列族的集合。
- 列族是列的集合。
- 列是键值对的集合。
这里的列式存储或者说面向列,其实说的是列族存储,HBase是根据列族来存储数据的。列族下面可以有非常多的列,列族在创建表的时候就必须指定。
Row Key 行键
与nosql数据库一样,row key是用来表示唯一一行记录的主键,HBase的数据时按照RowKey的字典顺序进行全局排序的,所有的查询都只能依赖于这一个排序维度。访问HBASE table中的行,只有三种方式:
- 通过单个row key访问。
- 通过row key的range(正则)。
- 全表扫描。
Row key行键(Row key)可以是任意字符串(最大长度是64KB,实际应用中长度一般为10-1000bytes),在HBASE内部,row key保存为字节数组。存储时,数据按照Row key的字典序(byte order)排序存储。设计key时,要充分排序存储这个特性,将经常一起读取的行存储放到一起(位置相关性)。
Columns Family 列族
列族:HBASE表中的每个列,都归属于某个列族。列族是表的schema的一部分(而列不是),必须在使用表之前定义。列名都以列族作为前缀。例如courses:history,courses:math 都属于courses这个列族。
Cell 列
由{row key,columnFamily,version} 唯一确定的单元。cell中的数据是没有类型的,全部是字节码形式存储。
关键字:无类型、字节码
Time Stamp 时间戳
HBASE中通过rowkey和columns确定的为一个存储单元称为cell。每个cell都保存着同一份数据的多个版本。版本通过时间戳来索引。时间戳的类型是64位整型。时间戳可以由HBASE(在数据写入时自动)赋值,此时时间戳是精确到毫秒的当前系统时间。时间戳也可以由客户显示赋值。如果应用程序要避免数据版本冲突,就必须自己生成具有唯一性的时间戳。每个cell中,不同版本的数据按照时间倒序排序,即最新的数据排在最前面。
为了避免数据存在过多版本造成的管理(包括存储和索引)负担,HBASE提供了两种数据版本回收方式。一是保存数据的最后n个版本,而是保存最近一段时间内的版本(比如最近7天)。用户可以针对每个列族进行设置。
HBase原理
HBase系统架构体系图

组成部件说明
Client:
使用HBase RPC机制与HMaster和HRegionServer进行通信
Client与HMaster进行管理类操作
Client与HRegionServer进行数据读写类操作
Zookeeper:
Zookeeper Quorum存储-ROOT-表地址、HMaster地址
HRegionServer把自己以Ephedral方式注册到Zookeeper中,HMaster随时感知各个HRegionServer的健康状况
Zookeeper避免HMaster单点问题
Zookeeper的主要作用:客户端首先联系ZooKeeper子集群(quorum)(一个由ZooKeeper节点组成的单独集群)查找行健。上述过程是通过ZooKeeper获取含有-ROOT-的region服务器名(主机名)来完成的。通过含有-ROOT-的region服务器可以查询到含有.META.表中对应的region服务器名,其中包含请求的行健信息。这两处的主要内容都被缓存下来了,并且都只查询一次。最终,通过查询.META服务器来获取客户端查询的行健数据所在region的服务器名。一旦知道了数据的实际位置,即region的位置,HBase会缓存这次查询的信息,同时直接联系管理实际数据的HRegionServer。所以,之后客户端可以通过缓存信息很好地定位所需的数据位置,而不用再次查找.META.表。
HMaster:
HMaster没有单点问题,HBase可以启动多个HMaster,通过Zookeeper的Master Election机制保证总有一个Master在运行
主要负责Table和Region的管理工作:
- 管理用户对表的增删改查操作
- 管理HRegionServer的负载均衡,调整Region分布
- Region Split后,负责新Region的分布
- 在HRegionServer停机后,负责失效HRegionServer上Region迁移
HRegionServer:
HBase中最核心的模块,主要负责响应用户I/O请求,向HDFS文件系统中读写

HRegionServer管理一系列HRegion对象;
每个HRegion对应Table中一个Region,HRegion由多个HStore组成;
每个HStore对应Table中一个Column Family的存储;
Column Family就是一个集中的存储单元,故将具有相同IO特性的Column放在一个Column Family会更高效。
可以看到,client访问hbase上的数据并不需要master参与(寻址访问zookeeper和region server,数据读写访问region server),master仅仅维护table和region的元数据信息(table的元数据信息保存在zookeeper上),负载很低。HRegionServer存取一个子表时,会创建一个HRegion对象,然后对表的每个列族创建一个Store实例,每个Store都会有一个MemStore和0个或多个StoreFile与之对应,每个StoreFile都会对应一个HFile,HFile就是实际的存储文件。因此,一个HRegion(表)有多少个列族就有多少个Store。一个HRegionServer会有多个HRegion和一个HLog。
HRegion:
table在行的方向上分隔为多个Region。Region是HBase中分布式存储和负载均衡的最小单元,即不同的region可以分别在不同的Region Server上,但同一个Region是不会拆分到多个server上。
Region按大小分隔,每个表一般是只有一个region。随着数据不断插入表,region不断增大,当region的某个列族达到一个阀值(默认256M)时就会分成两个新的region。
每个region由以下信息标识:
<表名,startRowKey,创建时间>
由目录表(-ROOT-和.META.)记录该region的endRowKey
HRegion定位:Region被分配给哪个RegionServer是完全动态的,所以需要机制来定位Region具体在哪个region server。
HBase使用三层结构来定位region:
通过zookeeper里的文件/hbase/rs得到-ROOT-表的位置。-ROOT-表只有一个region。
通过-ROOT-表查找.META.表的第一个表中相应的region的位置。其实-ROOT-表是.META.表的第一个region;.META.表中的每一个region在-ROOT-表中都是一行记录。
通过.META.表找到所要的用户表region的位置。用户表中的每个region在.META表中都是一行记录。
注意:
-ROOT-表永远不会被分隔为多个region,保证了最多需要三次跳转,就能定位到任意的region。client会将查询的位置信息缓存起来,缓存不会主动失效,因此如果client上的缓存全部失效,则需要进行6次网络来回,才能定位到正确的region,其中三次用来发现缓存失效,另外三次用来获取位置信息。
table和region的关系
table默认最初只有一个region,随着记录数的不断增加而变大,起初的region会逐渐分裂成多个region,一个region有【startKey, endKey】表示,不同的region会被master分配给相应的regionserver管理。
region是hbase分布式存储和负载均衡的最小单元,不同的region分不到不同的regionServer。
注意:region虽然是分布式存储的最小单元,但并不是存储的最小单元。region是由一个或者多个store组成的,每个store就是一个column family。每个store又由memStore和1至多个store file 组成(memstore到一个阀值会刷新,写入到storefile,有hlog来保证数据的安全性,一个regionServer有且只有一个hlog)
HStore:
HBase存储的核心。由MemStore和StoreFile组成。MemStore是Stored Memory Buffer。
HLog:
引入HLog原因:在分布式系统环境中,无法避免系统出错或者宕机,一旦HRegionServer意外退出,MemStore中的内存数据就会丢失,引入HLog就是防止这种情况。
工作机制:
每个HRegionServer中都会有一个HLog对象,HLog是一个实现Write Ahead Log的类,每次用户操作写入MemStore的同时,也会写一份数据到HLog文件,HLog文件定期会滚动出新,并删除旧的文件(已持久化到StoreFile中的数据)。当HRegionServer意外终止后,HMaster会通过Zookeeper感知,HMaster首先处理遗留的HLog文件,将不同region的log数据拆分,分别放到相应region目录下,然后再将失效的region重新分配,领取到这些region的HRegionServer在Load Region的过程中,会发现有历史HLog需要处理,因此会Replay HLog中的数据到MemStore中,然后flush到StoreFiles,完成数据恢复。
搭建hbase
1、配置java环境变量
1 | vim /etc/profile |
2、下载Hbase,http://archive.apache.org/dist/hbase/
3、配置Hbase环境变量
1 | vim /etc/profile |
4、单价模式配置hbase
1 | vim /opt/hbase/conf/hbase-env.sh |
5、配置外置的zookeeper
1 | https://www-us.apache.org/dist/zookeeper/ |
JAVA实际操作
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参考文章:
Hbase批量查询-scan介绍 https://blog.csdn.net/kangkangwanwan/article/details/89332536
Ubuntu下HBase安装与使用(shell+Java API) https://blog.csdn.net/flyfish111222/article/details/51893096
- 本文作者: th3ee9ine
- 本文链接: https://www.blog.ajie39.top/2021/05/05/HBase学习笔记/
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