Hbase_Hbase的读写流程&Region管理&Master工作机制

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Hbase运行架构图

1.读写过程

1、读请求过程：
(1) HRegionServer保存着meta表以及表数据，要访问表数据，首先Client先去访问zookeeper，从zookeeper里面获取meta表所在的位置信息，即找到这个meta表在哪个HRegionServer上保存着。

(2) 接着Client通过刚才获取到的HRegionServer的IP来访问Meta表所在的HRegionServer，从而读取到Meta，进而获取到Meta表中存放的元数据。

(3) Client通过元数据中存储的信息，访问对应的HRegionServer，然后扫描所在HRegionServer的Memstore和Storefile来查询数据。

(4) 最后HRegionServer把查询到的数据响应给Client。

2、写请求过程：
(1) Client也是先访问zookeeper，找到Meta表，并获取Meta表元数据。

(2) 确定当前将要写入的数据所对应的HRegion和HRegionServer服务器。

(3)Client向该HRegionServer服务器发起写入数据请求，然后HRegionServer收到请求并响应。

(4) Client先把数据写入到HLog，以防止数据丢失。然后将数据写入到Memstore。如果HLog和Memstore均写入成功，则这条数据写入成功

如果Memstore达到阈值，会把Memstore中的数据flush到Storefile中。
当Storefile越来越多，会触发Compact合并操作，把过多的Storefile合并成一个大的Storefile。
当Storefile越来越大，Region也会越来越大，达到阈值后，会触发Split操作，将Region一分为二。

细节描述：
hbase使用MemStore和StoreFile存储对表的更新。
数据在更新时首先写入Log(WAL log)和内存(MemStore)中，MemStore中的数据是排序的，当MemStore累计到一定阈值时，就会创建一个新的MemStore，并且将老的MemStore添加到flush队列，由单独的线程flush到磁盘上，成为一个StoreFile。于此同时，系统会在zookeeper中记录一个redo point，表示这个时刻之前的变更已经持久化了。当系统出现意外时，可能导致内存(MemStore)中的数据丢失，此时使用Log(WAL log)来恢复checkpoint之后的数据。

StoreFile是只读的，一旦创建后就不可以再修改。因此Hbase的更新其实是不断追加的操作。当一个Store中的StoreFile达到一定的阈值后，就会进行一次合并(minor_compact, major_compact),将对同一个key的修改合并到一起，形成一个大的StoreFile，当StoreFile的大小达到一定阈值后，又会对 StoreFile进行split，等分为两个StoreFile。

由于对表的更新是不断追加的，compact时，需要访问Store中全部的StoreFile和MemStore，将他们按row key进行合并，由于StoreFile和MemStore都是经过排序的，并且StoreFile带有内存中索引，合并的过程还是比较快。

2.Region管理

(1) region分配
任何时刻，一个region只能分配给一个region server。master记录了当前有哪些可用的region server。以及当前哪些region分配给了哪些region server，哪些region还没有分配。当需要分配的新的region，并且有一个region server上有可用空间时，master就给这个region server发送一个装载请求，把region分配给这个region server。region server得到请求后，就开始对此region提供服务。

(2) region server上线
master使用zookeeper来跟踪region server状态。当某个region server启动时，会首先在zookeeper上的server目录下建立代表自己的znode。由于master订阅了server目录上的变更消息，当server目录下的文件出现新增或删除操作时，master可以得到来自zookeeper的实时通知。因此一旦region server上线，master能马上得到消息。

(3) region server下线
当region server下线时，它和zookeeper的会话断开，zookeeper而自动释放代表这台server的文件上的独占锁。master就可以确定：
1 region server和zookeeper之间的网络断开了。
2 region server挂了。
无论哪种情况，region server都无法继续为它的region提供服务了，此时master会删除server目录下代表这台region server的znode数据，并将这台region server的region分配给其它还活着的同志。

3.Master工作机制

master上线：
步骤:
1 从zookeeper上获取唯一一个代表active master的锁，用来阻止其它master成为master。
2 扫描zookeeper上的server父节点，获得当前可用的region server列表。
3 和每个region server通信，获得当前已分配的region和region server的对应关系。
4 扫描.META.region的集合，计算得到当前还未分配的region，将他们放入待分配region列表。

master下线：
由于master只维护表和region的元数据，而不参与表数据IO的过程，master下线仅导致所有元数据的修改被冻结(无法创建删除表，无法修改表的schema，无法进行region的负载均衡，无法处理region 上下线，无法进行region的合并，唯一例外的是region的split可以正常进行， 因为只有region server参与)，表的数据读写还可以正常进行。因此master下线短时间内对整个hbase集群没有影响。
从上线过程可以看到，master保存的信息全是可以冗余信息
因此，一般hbase集群中总是有一个master在提供服务，还有一个以上的‘master’在等待时机抢占它的位置。