浅谈HBase数据结构和系统架构

发布时间：2025-11-05 05:54:53 来源：码上建站 作者：域名

常见的浅谈的关系型数据库，如MySQL、据结架构SQL Server、构和Oracle等，系统使用B+ Tree作为数据存储与索引的浅谈基本结构，非叶子节点只存放索引数据，据结架构叶子节点存放所有数据和指向相邻节点的构和指针，具有高效的系统范围查询和稳定的查找效率，以及具有较小的浅谈读放大和空间放大。采用磁盘随机读写方式，据结架构且以磁盘数据页作为最小的构和读写单元，随着数据大量插入，系统导致叶子节点不断分裂，浅谈最终导致逻辑连续的据结架构数据存放到不同物理磁盘块位置，产生大量的构和读随机 I/O，从而导致范围查询效率下降和读写放大，磁盘随机读写成为 B+Tree 的瓶颈，适用于读多写少的场景。

Log Structured Merge Tree (日志结构合并树) ，一种先于BigTable出现的文件组织方式，最早可以追溯到1996年 Patrick ONeil等人的源码下载论文，因其独特的数据组织方式(Log Structured)和需要在后台通过不断合并(Merge)的维护方式而得名，在BigTable出现之后，开始被重视被广泛应用于 HBase、Cassandra、ClickHouse、LevelDB、RocksDB 和 TiDB 等写密集型 KV 数据库和存储引擎上。

LSM 树实际上并非是一种具体的数据结构，而是一种具备顺序追加、多层数据结构和定期合并等特性的数据处理逻辑。将离散的随机写转化为批量的顺序写，减少了磁盘寻道时间提高了写入性能，适用于写密集型应用，在Patrick ONeil的论文中给出了多级的日志结构合并树的结构。

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C0 tree在内存中，C1到Ck tree在磁盘上，Ck tree是一个有序的树状结构，数据的写入流转从C0 tree 内存开始，免费源码下载不断被合并到磁盘上更大容量的Ck tree上。由于内存的读写速率都比外存要快非常多，因此数据写入的效率很高。并且数据从内存刷入磁盘时是预排序的，也就是说，LSM树将原本的随机写操作转化成了顺序写操作，写性能大幅提升。但是读取时需要将内存中的数据和磁盘中的数据合并，牺牲了一部分读性能。

HBase基LSM树模型构建一个分布式的列数据库，HBase采用Master/Slave架构搭建集群，隶属于Hadoop生态系统，数据存储于HDFS中，其整体的系统架构如下图所示：

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一个RegionServer由一个(或多个)HLog、一个 BlockCache以及多个Region组成

· HLog用来保证数据写入的可靠性;

· BlockCache可以将数据块缓存在内存中以提升数据读取性能;

· Region是HBase中数据表的一个数据分片，一个RegionServer上通常会负责多个Region 的数据读写。

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一张表会被水平切分成多个Region，云服务器每个 Region负责自己区域的数据读写请求。一个Region由多个Store组成，每个Store存放对应列簇的数据，比如一个表中有两个列簇，这个表的所有Region就都会包含两个Store。每个Store包含一个MemStore和多个HFile，用户数据写入时会将对应列簇数据写入相应的 MemStore，一旦写入数据的内存大小超过设定阈值，系统就会将MemStore中的数据落盘形成HFile文件。HFile存放在HDFS上，是一种定制化格式的数据存储文件，方便用户进行数据读取。

MemStore是LSM中C0 Tree的实现，由一个可写的Segment，以及一个或多个不可写的Segments构成，所有的数据写入操作，会按顺序先写入日志HLog，再写入MemStore，当MemStore中数据大小超过阈值之后，再将这些数据批量写入磁盘，生成一个新的StoreFile(HFile)，最后多个StoreFile(HFile)又会进行Compact。

· 通过MemStoreLAB(Local Allocation Buffer)，使用堆外一段固定的内存段Chunk来存储KeyValue数据，当Region执行flush之后释放的就是一段Chunk所占有的连续内存，而不是KeyValue占有的零散内存，很好地解决了内存碎片的问题。

· 使用CellSet存放所有的KeyValue的数据，CellSet核心是一个ConcurrentSkipListMap，数据按照Key值有序存放，而且在高并发写入时，性能远高于ConcurrentHashMap，通过跳表实现高效插入、更高的并发性。

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在HBaseV2.x后，使用带合并写内存的CompactingMemStore，MemStore中的Active的Segment数据先Flush成一个Immutable的Segment，多个Immutable Segments可在内存中进行Compaction，当达到一定阈值以后才将内存中的数据持久化成HDFS中的HFile文件。

HBase使用列族式存储，列族数据是存储在一起的，列族式存储介于行数存储和列式存储之间。

· 一张表，只设置一个列族，等同于行式存储;

· 一张表，设置大量列族，每个列族下仅有一列，等同于行数存储。

在将文件结构前，先看下数据存储格式，当put到hbase一个key和value的时候，会增加一条记录：

(Table, RowKey, Family, Qualifier, Timestamp) -> Value

该记录以字节流的方式存储，对应到磁盘中的存储格式为：

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从HBase开始到现在，HFile经历了三个版本，主要变更如下：

· HFile V1 ，HBase 0.92之前，结构简单，参考了Bigtable的SSTable以及Hadoop的TFile，Region Open的时候，需要加载所有的Data Block Index数据，另外，第一次读取时需要加载所有的Bloom Filter数据到内存中。一个HFile中的Bloom Filter的数据大小可达百MB级别，一个RegionServer启动时可能需要加载数GB的Data Block Index数据

· HFile V2 ，使用分层索引，按需读取Data Block的索引数据和Bloom Filter数据，避免在Region Open阶段或读取阶段一次读入大量的数据，有效降低时延。等load-on-open加载到完，regions server可以认为完成启动，加速启动时间

· HFile V3 ，从0.98版本开始引，主要是为了支持Tag特性，在HFile V2基础上只做了微量改动

在下文内容中，主要围绕HFile V2的设计展开。

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无论是Data Block Index，还是Bloom Filter，都采用了分层索引的设计，最多可支持三层索引：

· 最上层为Root Data Index，放在一个称之为Load-on-open Section区域，Region Open时会被加载到内存中，从Root Data Index 索引到 Intermediate Block Index

· 中间层为Intermediate Index Block，从Intermediate Block Index 索引到 Leaf Index Block

· 最底层为Leaf Index Block，可直接索引到Data Block

在实际场景中，Intermediate Block Index基本上不会存在，因此，索引逻辑被简化为：由Root Data Index直接索引到Leaf Index Block，再由Leaf Index Block查找到的对应的Data Block。

HBase Compaction分为两种：Minor Compaction和Major Compaction，通常我们简称为小合并、大合并，以短时间内的IO消耗，以换取相对稳定的读取性能，下面是一个简单示意图：

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Minor Compaction，指选取一些小的、相邻的HFile将他们合并成一个更大的HFile。通过少量的 IO 减少文件个数，提高读取操作的性能，适合较高频率的跑。缺点是只合并了局部的数据，对于那些全局删除操作，无法在合并过程中完全删除。默认情况下，minor compaction会删除选取HFile中的TTL过期数据。

Major Compaction，指将一个Store中所有的HFile合并成一个HFile，这个过程会清理三类没有意义的数据：被删除的数据(打了Delete标记的数据)、TTL过期数据、版本号超过设定版本号的数据。另外，一般情况下，Major Compaction时间会持续比较长，整个过程会消耗大量系统资源，对上层业务有比较大的影响。因此，生产环境下通常关闭自动触发Major Compaction功能，改为手动在业务低峰期触发。

HBase基于LSM Tree模型，通过MemStore和StoreFile实现内存和磁盘中的日志合并，使用顺序追加、定期合并方式，提高数据的写入性能，支持海量数据的存储。通过Compaction合并，以短时间内的IO消耗，获取相对稳定的读取性能。在实际业务中，需要配置合适的合并策略，在读放大、写放大和空间放大中，做好权衡和取舍。

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