hbase中HRegionServer的作用

HRegionServer的作用

HRegionServer是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:

  1. <表名,startRowKey,创建时间>
  2. 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:

  1. 通过zookeeper里的文件/hbase/rs得到-ROOT-表的位置。-ROOT-表只有一个region。
  2. 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。
  3. 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。

-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)

HFileHLog File

1. HFile,HBase中Key-Value数据的存储格式,HFile是Hadoop的二进制格式文件,实际上StoreFile就是对HFile做了轻量级包装,即StoreFile底层就是HFile。

2. HLog File,HBase中WAL(Write Ahead Log)的存储格式,物理上是Hadoop的Sequence File

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