4.1 概述

HBase与传统的关系数据库的区别主要体现在以下几个方面：

（1）数据类型：关系数据库采用关系模型，具有丰富的数据类型和存储方式， HBase则采用了更加简单的数据模型，它把数据存储为未经解释的字符串

（2）数据操作：关系数据库中包含了丰富的操作，其中会涉及复杂的多表连接。 HBase操作则不存在复杂的表与表之间的关系，只有简单的插入、查询、删除、 清空等，因为HBase在设计上就避免了复杂的表和表之间的关系

（3）存储模式：关系数据库是基于行模式存储的。HBase是基于列存储的，每个 列族都由几个文件保存，不同列族的文件是分离的

（4）数据索引：关系数据库通常可以针对不同列构建复杂的多个索引，以提高数 据访问性能。HBase只有一个索引——行键，通过巧妙的设计，HBase中的所有访 问方法，或者通过行键访问，或者通过行键扫描，从而使得整个系统不会慢下来

（5）数据维护：在关系数据库中，更新操作会用最新的当前值去替换记录中原来 的旧值，旧值被覆盖后就不会存在。而在HBase中执行更新操作时，并不会删除数 据旧的版本，而是生成一个新的版本，旧有的版本仍然保留

（6）可伸缩性：关系数据库很难实现横向扩展，纵向扩展的空间也比较有限。相 反，HBase和BigTable这些分布式数据库就是为了实现灵活的水平扩展而开发的， 能够轻易地通过在集群中增加或者减少硬件数量来实现性能的伸缩

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4.2 HBase接口

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4.3 HBase数据模型

4.3.1 数据坐标

HBase中需要根据行键、列族、列限定符和时间戳来确定一个单元格，因此，可以视为一 个“四维坐标”，即[行键, 列族, 列限定符, 时间戳]

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4.3.2 概念视图

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4.4 HBase的实现原理

4.4.1 HBase的功能组件

HBase的实现包括三个主要的功能组件：

（1）库函数：链接到每个客户端

（2）一个Master主服务器

（3）许多个Region服务器

主服务器Master负责管理和维护HBase表的分区信息，维护Region服务器列表，分配Region，负载均衡

Region服务器负责存储和维护分配给自己的Region，处理来自客户端的读写请求

客户端并不是直接从Master主服务器上读取数据，而是在获得Region的存储位置信 息后，直接从Region服务器上读取数据

客户端并不依赖Master，而是通过Zookeeper来获得Region位置信息，大多数客户 端甚至从来不和Master通信，这种设计方式使得Master负载很小

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4.4.2 表和Region

•同一个Region不会被分拆到多个Region服务器

•每个Region服务器存储10-1000个Region

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4.4.3 Region的定位

HBase的三层结构中各层次的名称和作用：

层次	名称	作用
第一层	Zookeeper文件	记录了-ROOT-表的位置信息
第二层	-ROOT-表	记录了.META.表的Region位置信息，-ROOT-表只能有一个Region。通过-ROOT-表就可以访问.META.表中的数据。
第三层	.META.表	记录了用户数据表的Region的位置信息，.META.表可以有多个Region，保存了HBase中所有用户数据表的Region位置信息

•元数据表，又名.META.表，存储了Region和Region服务器的映射关系

•当HBase表很大时， .META.表也会被分裂成多个Region •根数据表，又名-ROOT-表，记录所有元数据的具体位置

•-ROOT-表只有唯一一个Region，名字是在程序中被写死的

•Zookeeper文件记录了-ROOT-表的位置

客户端访问数据时的“三级寻址”

•为了加速寻址，客户端会缓存位置信息，同时，需要解决缓存失效问题

•寻址过程客户端只需要询问Zookeeper服务器，不需要连接Master服务器

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4.5 HBase运行机制

4.5.1 HBase系统架构

1. 客户端 – 客户端包含访问HBase的接口，同时在缓存中维护着已经访问过的Region位置信息，用来加快后续数据访问过程.HBase客户端使用HBase的RPC（远程过程调用）机制与Master和Region服务器进行通信。

2. Zookeeper服务器 – Zookeeper可以帮助选举出一个Master作为集群的总管，并保证在任何时刻总 有唯一一个Master在运行，这就避免了Master的“单点失效”问题 。

3. Master – 主服务器Master主要负责表和Region的管理工作

4. Region服务器 – Region服务器是HBase中最核心的模块，负责维护分配给自己的Region，并响应用户的读写请求

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4.5.2 Region服务器的工作原理

1.用户读写数据过程

•用户写入数据时，被分配到相应Region服务器去执行

•用户数据首先被写入到MemStore和Hlog中

•只有当操作写入Hlog之后，commit()调用才会将其返回给客户端

•当用户读取数据时，Region服务器会首先访问MemStore缓存，如果 找不到，再去磁盘上面的StoreFile中寻找 2

2.缓存的刷新

•系统会周期性地把MemStore缓存里的内容刷写到磁盘的StoreFile文 件中，清空缓存，并在Hlog里面写入一个标记

•每次刷写都生成一个新的StoreFile文件，因此，每个Store包含多个 StoreFile文件

•每个Region服务器都有一个自己的HLog 文件，每次启动都检查该文件，确认最近一次执行缓存刷新操作之后是否发生新的写入操作；如 果发现更新，则先写入MemStore，再刷写到StoreFile，最后删除旧 的Hlog文件，开始为用户提供服务

3.StoreFile的合并

•每次刷写都生成一个新的StoreFile，数量太多，影响查找速度

•调用Store.compact()把多个合并成一个 •合并操作比较耗费资源，只有数量达到一个阈值才启动合并

4.5.3 Store工作原理

•Store是Region服务器的核心

•多个StoreFile合并成一个

•单个StoreFile过大时，又触发分裂操作，1个父Region被分裂成两个子 Region

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4.5.4 HLog的工作原理

• 分布式环境必须要考虑系统出错。HBase采用HLog保证系统恢复

• HBase系统为每个Region服务器配置了一个HLog文件，它是一种预写式日志（Write Ahead Log）

• 用户更新数据必须首先写入日志后，才能写入MemStore缓存，并且 ，直到MemStore缓存内容对应的日志已经写入磁盘，该缓存内容才 能被刷写到磁盘

• Zookeeper会实时监测每个Region服务器的状态，当某个Region服务器发生故障时，Zookeeper会通知Master Master首先会处理该故障Region服务器上面遗留的HLog文件，这个遗留的HLog文件中包含了来自多个Region对象的日志记录

• 系统会根据每条日志记录所属的Region对象对HLog数据进行拆分， 分别放到相应Region对象的目录下，然后，再将失效的Region重新分配到可用的Region服务器中，并把与该Region对象相关的HLog日记录也发送给相应的Region服务器

• Region服务器领取到分配给自己的Region对象以及与之相关的HLog 日志记录以后，会重新做一遍日志记录中的各种操作，把日志记录中 的数据写入到MemStore缓存中，然后，刷新到磁盘的StoreFile文件 中，完成数据恢复

• 共用日志优点：提高对表的写操作性能；缺点：恢复时需要分拆日志