一文了解Hbase列式数据库

1. 什么是 Hbase ？

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，目标是存储并处理大型的数据。

HBase 是 Google Bigtable 的开源实现，不同之处在于：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 Bigtable 利用 Chubby 作为协同服务， HBASE 利用 Zookeeper 作为协同服务。

Hbase 是一个面向列存储的分布式存储系统，它的优点在于可以实现高性能的并发读写操作，同时 Hbase 还会对数据进行透明的切分，这样就使得存储本身具有了水平伸缩性。

2. Hbase 的数据模型是什么样的？

HBase 的数据存储模型当中包含以下几个概念：

• row ：一行数据包含一个唯一标识 Row-Key 、多个 column 以及对应的值。在 HBase 中，一张表中所有 row 都按照 Row-Key 的字典序（二进制位移计算）由小到大排序。
• column ：与关系型数据库中的列不同， HBase 中的 column 由 column family （列簇）以及 qualifier （列名）两部分组成。column family 在表创建的时候需要指定，用户不能随意增减。column family 下可以设置任意多个 qualifier ，因此可以理解为 HBase 中的列可以动态增加。
• cell ：单元格，由五元组（ row ， column ， timestamp ， type ， value ）组成的结构，其中 type 表示 Put/Delete 这样的操作类型， timestamp 代表这个 cell 的版本。这个结构在数据库中实际是以 KV 结构存储的，其中（ row ， column ， timestamp ， type ）是 K ， value 字段对应 KV 结构的 V 。
• timestamp ：每个 cell 在写入 HBase 的时候都会默认分配一个时间戳作为该 cell 的版本， HBase 支持多版本特性，即同一 Row-Key 、 column 下可以有多个 value 存在，这些 value 使用 timestamp 作为版本号。
• 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。

表 1 逻辑存储视图

表 2 物理存储视图

HBase 的逻辑存储视图由行键、时间戳、列族组成一个类似二维表一样的结构，但是在实际存储的时候，数据库存储的数据是以列族为单位进行存储的，是完全将行数据按列族的方式进行分列。

3. Hbase 的存储架构是什么样的？

图 1 Hbase 物理存储架构

Region 是 HBase 中分布式存储和负载均衡的最小单元，不同的 Region 分布到不同的 RegionServer 上，如图 Table1 、 Table2 中均有多个 Region ，这些 Region 分布在不同的 RegionServer 中。Region 虽然是分布式分布式存储的最小单元，但并不是存储的最小单元， Store 是存储的最小单元。Region 由一个或者多个 Store 组成，每个 Store 会保存一个 Column Family ；每个 Store 又由一个 MemStore 或 0 至多个 Hfile 组成；MemStore 存储在内存中， HFile 存储在 HDFS 中。

Hbase 在数据存储的过程当中，涉及到的物理对象分为如下：

• HMaster: 负责 DDL 创建或删除 tables ，同一时间只能有一个 active 状态的 master 存在。
• Zookeeper: 判定 HMaster 的状态，记录 Meta Table 的具体位置；
• Region: 一张 BigTable 的一个分片（ Shard ），记录着 key 的开始和结束；
• WAL: 预写日志，持久化且顺序存储，一个 RegionServer 维护一套 WAL ；
• RegionServer: RegionServer 中维护多个 region ， region 里包含 MemStore 以及多个 HFiles ；
• MemStore: 对应一个 BigTable 的 Column Family ，存在于文件缓存中，拥有文件句柄；
• BlockCache: 读缓存，存于内存；(Row-Key – > row) ；

HFiles: 从 MemStore Flush 出来的文件，本身是持久化的，存储于 HDFS 的 DataNode 之中，每次 Flush 生成一个新的 HFile 文件，文件包含有序的键值对序列。

4. Hbase 是如何进行数据的读写？

图 2 Hbase 读写原理图

数据写入流程（如左图）：

• 客户端首先从 Zookeeper 找到 meta 表的 region 位置，然后读取 meta 表中的数据， meta 表中存储了用户表的 region 信息。
• 根据 namespace 、表名和 Row-Key 信息。找到写入数据对应的 region 信息
• 找到这个 region 对应的 regionServer ，然后发送请求。
• 把数据分别写到 HLog （ write ahead log ）和 memstore 各一份。
• memstore 达到阈值后把数据刷到磁盘，生成 storeFile 文件。
• 删除 HLog 中的历史数据。

数据读出流程（如右图）：

• 客户端首先与 Zookeeper 进行连接；从 Zookeeper 找到 meta 表的 region 位置，即 meta 表的数据存储在某一 HRegionServer 上；客户端与此 HRegionServer 建立连接，然后读取 meta 表中的数据；meta 表中存储了所有用户表的 region 信息，我们可以通过 scan 'hbase:meta' 来查看 meta 表信息。
• 根据要查询的 namespace 、表名和 Row-Key 信息。找到写入数据对应的 region 信息。
• 找到这个 region 对应的 regionServer 发送请求，并找到相应 region 。
• 先从 memstore 查找数据，如果没有，再从 BlockCache 上读取。
• 如果 BlockCache 中也没有找到，再到 StoreFile 上进行读取，从 storeFile 中读取到数据之后，不是直接把结果数据返回给客户端，而是把数据先写入到 BlockCache 中，目的是为了加快后续的查询；然后在返回结果给客户端。

5. Hbase 的存储引擎是什么类型的？

首先需要确定的是 Hbase 的存储引擎是 LSM-Tree （可以参考之前的文章：DB 存储引擎知识系列之三：LSM-Tree 存储引擎详细分解）。

通过之前文章对 LSM-Tree 的介绍，我们知道 LSM-Tree 相比较 B+Tree 而言，最大的特点就是在于通过牺牲部分读性能，利用分层合并的思想，将小树合并为大树，将无序数据合并为有序数据，然后统一刷入磁盘，从而大大提高了写的性能。那么 HBase 套用到 LSM 中， Memstore 就是 LSM 当中的 Memtable ，也就是 C0 层的小树写入， HFiles 就是 LSM 当中的 SSTables ，也就是 Cn 层的合并之后的树的顺序写入。

除此之外 Hbase 在实现 Hbase 的时候，其实还是有自己独到的地方：

• Minor vs Major Compaction ：Minor Compaction ，根据配置策略，自动检查小文件，合并到大文件，从而减少碎片文件，然而并不会立马删除掉旧 HFile 文件；Major Compaction ，每个 CF 中，不管有多少个 HFiles 文件，最终都是将 HFiles 合并到一个大的 HFile 中，并且把所有的旧 HFile 文件删除，即 CF 与 HFile 最终变成一一对应的关系。
• BlockCache ：除了 MemStore （也就是 MemTable ） 以外， HBase 还提供了另一种缓存结构， BlockCache 。BlockCache 本质上是将热数据放到内存里维护起来，避免 Disk I/O ，当然即使 BlockCache 找不到数据还是可以去 MemStore 中找的，只有两边都不存在数据的时候，才会读内存里的 HFile 索引寻址到硬盘，进行一次 I/O 操作。HBase 将 BucketCache 和 LRUBlockCache 搭配使用，称之为 CombinedBlockCache 。系统在 LRUBlockCache 中主要存储 Index Block ，而将 Data Block 存储在 BucketCache 中。因此一次随机读需要首先在 LRUBlockCache 中查到对应的 Index Block ，然后再到 BucketCache 查找对应数据块。
• HFile ：HFile 的数据结构也是 Hbase 的重要改进之处。

图示是 HFile 的数据结构，主要包含四个部分：数据块、头信息、索引信息、地址信息。索引就是 HFile 内置的一个 B+ 树索引，当 RegionServer 启动后并且 HFile 被打开的时候，这个索引会被加载到 Block Cache 即内存里；KeyValues 存储在增长中的队列中的数据块里，数据块可以指定大小，默认 64k ，数据块越大，顺序检索能力越强；数据块越小，随机读写能力越强，需要权衡。

6. Hbase 与传统的 RDBMS 有什么区别？

表 4 列式数据库与关系型数据库的区别

介绍了很多 HBase 与 RDBMS 的区别。那么什么时候最需要 HBase ，或者说 HBase 是否可以替代原有的 RDBMS ？对于这个问题，我们必须时刻谨记 HBase 并不适合所有场景，其最终目标并不是完全替代 RDBMS ，而是对 RDBMS 的一个重要补充。当需要考量 HBase 作为一个备选选型产品的时候，我们需要考虑以下几个关键问题。

• 业务场景是否符合非 ACID 事务原则？
• 数据的业务特性上是否需要复杂查询，例如 SQL 实现的复杂连接、排序、复杂条件等？
• 业务场景是不是可以通过读取列族数据的方式更有效地实现，数据是否可以用字符型表示？
• 数据量是否足够发挥 Hbase 列式数据库的优势？
• 是否可以找到合适的 Row-key ？随机性的 Row-key 适合频繁写，有序的 Row-key 适合大量的读。

7. Hbase 如何解决热点的问题？

HBase 中的行是按照 Row-Key 的字典顺序排序的，这种设计优化了扫描操作，可以将相关的行存放在临近位置，便于扫描。然而糟糕的 Row-Key 设计是热点的源头。一旦由于 Row-Key 设计与业务场景不相符，大量访问会使热点 region 所在的单个机器超出自身承受能力，引起性能下降甚至不可用，这也会影响同一个 RegionServer 上的其他 region 。

那么如何避免这样的问题发生呢？通常会有以下几种设计思想可供参考：

• 反转：将 Row-Key 的字符串可变的部分提到前面，相对固定的部分提到后面。这样就会打乱 Row-Key 的有序性，在一定程度上降低了批量数据写的性能，但是读的时候就会减少热点查询，通过牺牲部分写的性能而提升读的性能。
• 前缀：将每一个 Row-Key 加一个随机字符前缀，使得数据分散在多个不同的 Region ，达到 Region 负载均衡的目标。最终消除局部热点，解决热点读写的问题。
• 散列：通过哈希散列的方式将 Row-Key 重新设计，使得数据分散在不同的 Region ，同时效果要比前缀的方式更好，因为在读的时候，它是可以通过哈希的计算减少读性能的损耗。既解决了热点问题，同时也不必消耗太多的读性能。

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