【HBase】HBase笔记：HBase的Region机制

HBase 的机制里包含了许多优秀的算法，如 Region 定位、Region 分配、Region Server的上线和下线、Master 的上线和下线。在谈到这些之前，先把 HBase 的基本架构里的一些概念列在这里。

一、HBase组成

1.Client：利用 RPC 机制与 HMaster 和HRegionServer通信；

2.Zookeeper：协调，避免 HMaster 单点问题；HMaster没有单点问题，HBase 中可以启动多个HMaster，通过 ZooKeeper 的 Master Election 机制保证总有一个 Master 在运行。

3.HMaster：负责 Table 和 Region 的管理工作；

(1) 管理用户对 Table 的 CRUD 操作；

(2) 管理 HRegionServer的负载均衡，调整Region 分布；

(3) 在 RegionSplit 后，负责新Region 分配；

(4) 在 HRegionServer停机后，负责失效 HRegionServer 上的Region 迁移；

4.HRegionServer：HBase 最核心模块，响应用户IO请求，向 HDFS 中读写数据；

HRegionServer 内部管理了一系列 HRegion对象，每个 HRegion 对应 Table 中的一个Region，HRegion 由多个 HStore 组成，每个 HStore 对应 Table 中的一个 Column Familiy 的存储。

HStore 是 HBase 存储的核心，其中由两部分构成，一部分是 MemStore，一部分是 StoreFile。StoreFile 文件数量增长到一定阈值后，会触发 Compact合并操作，将多个StoreFile 合并成一个 StoreFile，合并过程中会进行版本合并和数据删除。StoreFile 在完成 Compact 合并操作后，会逐步形成越来越大的 StoreFile，当单个StoreFile
大小超过一定阈值后，会触发 Split 操作，同时把当前Region 分裂成2个Region，父Region 会下线，新分裂出的2个孩子Region 会被 HMaster 分配到相应的 HRegionServer 上，使得原先1个Region 压力得以分流到2个Region 上。

二、Table 与Region

Region是 HBase集群分布数据的最小单位。

Region 是部分数据，所以是所有数据的一个自己，但Region包括完整的行，所以Region 是行为单位表的一个子集。

每个Region 有三个主要要素:

它所属于哪张表
它所包含的的第一行(第一个Region 没有首行)
他所包含的最后一行(末一个Region 没有末行)

当表初写数据时，此时表只有一个Region，当随着数据的增多，Region 开始变大，等到它达到限定的阀值大小时，变化把Region 分裂为两个大小基本相同的Region，而这个阀值就是StoreFile 的设定大小(参数:hbase.hRegion.max.filesize 新版本默认10G) ,在第一次分裂Region之前，所有加载的数据都放在原始区域的那台服务器上，随着表的变大，Region
的个数也会相应的增加，而Region 是HBase集群分布数据的最小单位。

(但Region 也是由block组成，Region是属于单一的RegionServer，除非这个RegionServer 宕机，或者其它方式挂掉，再或者执行balance时，才可能会将这部分Region的信息转移到其它机器上。)

这也就是为什么 Region比较少的时候，导致Region 分配不均，总是分派到少数的节点上，读写并发效果不显著，这就是HBase 读写效率比较低的原因。

三、元数据表 .META.和 -ROOT-

HBase内部维护着两个元数据表，分别是-ROOT- 和 .META. 表。他们分别维护者当前集群所有Region 的列表、状态和位置。

(1) .META. 记录用户表的 Region 信息，可以有多个 Region，.META.会随需要被Split。

(2) -ROOT- 记录 .META. 表的 Region 信息，只有一个 Region，-ROOT-永不会被Split。

(3) ZooKeeper 中记录 -ROOT- 表的 Location，.META. 和 -ROOT- 的关系见下图。

-ROOT- 表包含.META. 表的Region 列表，因为.META. 表可能会因为超过Region 的大小而进行分裂，所以-ROOT-才会保存.META.表的Region索引，-ROOT-表是不会分裂的。而.META. 表中则包含所有用户Region（user-space Region）的列表。表中的项使用Region 名作为键。Region 名由所属的表名、Region 的起始行、创建的时间以及对其整体进行MD5 hash值。

四、Region 定位流程

算法：B+树定位，通过ZooKeeper 来查找 -ROOT-，然后是.META.，然后找到Table里的Region。

Client 访问用户数据之前需要访问 ZooKeeper，然后访问 -ROOT- 表，接着访问 .META. 表，最后才能找到用户数据的位置去访问。中间需要多次网络操作，不过 Client 端会执行 Cache 缓存。

(1) 客户端client首先连接到ZooKeeper这是就要先查找-ROOT-的位置。

(2) 然后client通过-ROOT-获取所请求行所在范围所属的.META.Region的位置。

(3) client接着查找.META.Region来获取user-space Region所在的节点和位置。

(4) 接着client就可以直接和管理者那个Region的RegionServer进行交互。

每个行操作可能要访问三次远程节点，为了节省这些代价，client会缓存他们遍历-ROOT-和.META. 的位置以及user-space Region的开始行和结束行，这样每次访问就不会再从表中去查询了，但如果变动了怎么办？却是存在这个问题，这样的话client 会出现错误，那此时Region毫无疑问是移动了，这时，client 会再次从.META.查找Region 的新位置并再次将其放入到缓存中去，周而复始。同样道理如果.META.的Region移动了，client
也才会去-ROOT-表查询.META.Region的新位置。