HBase原理、设计与优化实践

转自：http://www.open-open.com/lib/view/open1449891885004.html

 

1、HBase 简介

HBase —— Hadoop Database的简称，Google BigTable的另一种开源实现方式，从问世之初，就为了解决用大量廉价的机器高速存取海量数据、实现数据分布式存储提供可靠的方案。从功能上来 讲，HBase不折不扣是一个数据库，与我们熟悉的Oracle、MySQL、MSSQL等一样，对外提供数据的存储和读取服务。而从应用的角度来 说，HBase与一般的数据库又有所区别，HBase本身的存取接口相当简单，不支持复杂的数据存取，更不支持SQL等结构化的查询语言；HBase也没 有除了rowkey以外的索引，所有的数据分布和查询都依赖rowkey。所以，HBase在表的设计上会有很严格的要求。架构上，HBase是分布式数 据库的典范，这点比较像MongoDB的sharding模式，能根据键值的大小，把数据分布到不同的存储节点上，MongoDB根据 configserver来定位数据落在哪个分区上，HBase通过访问Zookeeper来获取-ROOT-表所在地址，通过-ROOT-表得到相 应.META.表信息，从而获取数据存储的region位置。

2、架构

上面提到，HBase是一个分布式的架构，除去底层存储的HDFS外，HBase本身从功能上可以分为三块：Zookeeper群、Master群和RegionServer群。

• Zookeeper群：HBase集群中不可缺少的重要部分，主要用于存储Master地址、协调Master和RegionServer等上下线、存储临时数据等等。

• Master群：Master主要是做一些管理操作，如：region的分配，手动管理操作下发等等，一般数据的读写操作并不需要经过Master集群，所以Master一般不需要很高的配置即可。

• RegionServer群：RegionServer群是真正数据存储的地方，每个RegionServer由若干个region组成，而一个region维护了一定区间rowkey值的数据，整个结构如下图：

• 

HBase结构图

上 图中，Zookeeper(简称ZK)是一个集群，通常有奇数个ZK服务组成。Master为了服务可用性，也建议部署成集群方式，因为Master是整 个管理操作的发起者，如果Master一旦发生意外停机，整个集群将会无法进行管理操作，所以Master也必须有多个，当然多个Master也有主从之 分，如何区分哪个是主，哪个是从？关键看哪个Master能竞争到ZK上对应Master目录下的锁，持有该目录锁的Master为主Master，其他 从Master轮询竞争该锁，所以一旦主Master发生意外停机，从Master很快会因为竞争到Master文件夹上的锁而接管服务。
RegionServer(简 称RS)在非Replication模式下，整个系统中都是唯一的，也就是说，在整个非Replication的HBase集群中，每台RS上保存的数据 都不一样，所以相对于前面两者，该模式下的RS并不是高可用的，至少RS可能存在单点故障的问题，但是由于HBase内部数据分region存储和 region可以迁移的机制，RS服务的单点故障可能会在极小代价下很快恢复，但是一旦停掉的RS上有-ROOT-或者.META.表的region，那 后果还是比较严重，因为数据节点的RS停机，只会在短时间内影响该台RS上的region不可访问，等到region迁移完成后即可恢复，如果是 -ROOT-、.META.所在的RS停机，整个HBase的新的求情都将受到影响，因为需要通过.META.表来路由，从而寻找到region所在RS 的地址。

3、数据组织

整个架构中，ZK用于服务协调和整个集群运行过程中部分信息的保存和-ROOT-表地址定位，Master用于集群内部管理，所以剩下的RS主要用于处理数据。
RS 是处理数据的主要场所，那么在RS内部的数据是怎么分布的？其实RS本身只是一个容器，其定义了一些功能线程，比如：数据合并线程(compact thread)、storeFile分割线程(split thread)等等。容器中的主要对象就是region，region是一个表根据自身rowkey范围划分的一部分，一个表可以被划分成若干部分，也就 是若干个region，region可以根据rowkey范围不同而被分布在不同的RS上(当然也可以在同一个RS上，但不建议这么做)。一个RS上可以 包含多个表的region，也可以只包含一个表的部分region，RS和表是两个不同的概念。
这里还有一个概念——列簇。对HBase有一些了 解的人，或多或少听说过：HBase是一个列式存储的数据库，而这个列式存储中的列，其实是区别于一般数据库的列，这里的列的概念，就是列簇，列簇，顾名 思义就是很多列的集合，而在数据存储上来讲，不同列簇的数据，一定是分开存储的，即使是在同一个region内部，不同的列簇也存储在不同的文件夹中，这 样做的好处是，一般我们定义列簇的时候，通常会把类似的数据放入同一个列簇，不同的列簇分开存储，有利于数据的压缩，并且HBase本身支持多种压缩方 式。

4、原理

前面介绍了HBase的一般架构，我们知道了HBase有ZK、Master和RS等组成，本节我们来介绍下HBase的基本原理，从数据访问、RS路由到RS内部缓存、数据存储和刷写再到region的合并和拆分等等功能。

4.1 RegionServer定位

访 问HBase通过HBase客户端(或API)进行，整个HBase提供给外部的地址，其实是ZK的入口，前面也介绍了，ZK中有保存-ROOT-所在的 RS地址，从-ROOT-表可以获取.META.表信息，根据.META.表可以获取region在RS上的分布，整个region寻址过程大致如下：

RS定位过程

1. 首先，Client通过访问ZK来请求目标数据的地址。

2. ZK中保存了-ROOT-表的地址，所以ZK通过访问-ROOT-表来请求数据地址。

3. 同样，-ROOT-表中保存的是.META.的信息，通过访问.META.表来获取具体的RS。

4. .META.表查询到具体RS信息后返回具体RS地址给Client。

5. Client端获取到目标地址后，然后直接向该地址发送数据请求。

上述过程其实是一个三层索引结构，从ZK获取-ROOT-信息，再从-ROOT-获取.META.表信息，最后从.META.表中查到RS地址后缓存。这里有几个问题：

• 既然ZK中能保存-ROOT-信息，那么为什么不把.META.信息直接保存在ZK中，而需要通过-ROOT-表来定位？

• Client查找到目标地址后，下一次请求还需要走ZK  —> -ROOT- —> .META.这个流程么？

先 来回答第一个问题：为什么不直接把.META.表信息直接保存到ZK中？主要是为了保存的数据量考虑，ZK中不宜保存大量数据，而.META.表主要是保 存Region和RS的映射信息，region的数量没有具体约束，只要在内存允许的范围内，region数量可以有很多，如果保存在ZK中，ZK的压力 会很大。所以，通过一个-ROOT-表来转存到RS中是一个比较理想的方案，相比直接保存在ZK中，也就多了一层-ROOT-表的查询，对性能来说影响不 大。
第二个问题：每次访问都需要走ZK –> -ROOT- —> .META.的流程么？当然不需要，Client端有缓存，第一次查询到相应region所在RS后，这个信息将被缓存到Client端，以后每次访问都 直接从缓存中获取RS地址即可。当然这里有个意外：访问的region若果在RS上发生了改变，比如被balancer迁移到其他RS上了，这个时候，通 过缓存的地址访问会出现异常，在出现异常的情况下，Client需要重新走一遍上面的流程来获取新的RS地址。总体来说，region的变动只会在极少数 情况下发生，一般变动不会很大，所以在整个集群访问过程中，影响可以忽略。

4.2 Region数据写入

HBase通过ZK —> -ROOT-  —> .META.的访问获取RS地址后，直接向该RS上进行数据写入操作，整个过程如下图：

RegionServer数据操作过程

Client 通过三层索引获得RS的地址后，即可向指定RS的对应region进行数据写入，HBase的数据写入采用WAL(write ahead log)的形式，先写log，后写数据。HBase是一个append类型的数据库，没有关系型数据库那么复杂的操作，所以记录HLog的操作都是简单的 put操作(delete/update操作都被转化为put进行)

4.3 HLog

4.3.1 HLog写入

HLog 是HBase实现WAL方式产生的日志信息，其内部是一个简单的顺序日志，每个RS上的region都共享一个HLog，所有对于该RS上的region 数据写入都被记录到该HLog中。HLog的主要作用就是在RS出现意外崩溃的时候，可以尽量多的恢复数据，这里说是尽量多，因为在一般情况下，客户端为 了提高性能，会把HLog的auto flush关掉，这样HLog日志的落盘全靠操作系统保证，如果出现意外崩溃，短时间内没有被fsync的日志会被丢失。

4.3.2 HLog过期

HLog的大量写入会造成HLog占用存储空间会越来越大，HBase通过HLog过期的方式进行HLog的清理，每个RS内部都有一个HLog监控线程在运行，其周期可以通过hbase.master.cleaner.interval进行配置。
HLog 在数据从memstore flush到底层存储上后，说明该段HLog已经不再被需要，就会被移动到.oldlogs这个目录下，HLog监控线程监控该目录下的HLog，当该文 件夹下的HLog达到hbase.master.logcleaner.ttl设置的过期条件后，监控线程立即删除过期的HLog。

4.4 Memstore

4.4.1 数据存储

memstore 是region内部缓存，其大小通过HBase参数hbase.hregion.memstore.flush.size进行配置。RS在写完HLog以 后，数据写入的下一个目标就是region的memstore，memstore在HBase内部通过LSM-tree结构组织，所以能够合并大量对于相 同rowkey上的更新操作。
正是由于memstore的存在，HBase的数据写入都是异步的，而且性能非常不错，写入到memstore后， 该次写入请求就可以被返回，HBase即认为该次数据写入成功。这里有一点需要说明，写入到memstore中的数据都是预先按照rowkey的值进行排 序的，这样有利于后续数据查找。

4.4.2 数据刷盘

memstore中的数据在一定条件下会进行刷写操作，使数据持久化到相应的存储设备上，触发memstore刷盘的操作有多种不同的方式如下图：

Memstore刷写流程

以上1,2,3都可以触发memstore的flush操作，但是实现的方式不同：

• 1通过全局内存控制，触发memstore刷盘操作。memstore整体内存占用上限通过参数 hbase.regionserver.global.memstore.upperLimit进行设置，当然在达到上限后，memstore的刷写也不 是一直进行，在内存下降到hbase.regionserver.global.memstore.lowerLimit配置的值后，即停止 memstore的刷盘操作。这样做，主要是为了防止长时间的memstore刷盘，会影响整体的性能。

• 在该种情况下，RS中所有region的memstore内存占用都没达到刷盘条件，但整体的内存消耗已经到一个非常危险的范围，如果持续下去，很有可能造成RS的OOM，这个时候，需要进行memstore的刷盘，从而释放内存。

• 2手动触发memstore刷盘操作

• HBase提供API接口，运行通过外部调用进行memstore的刷盘

• 3 memstore上限触发数据刷盘

• 前面提到memstore的大小通过hbase.hregion.memstore.flush.size进行设置，当region中memstore的数据量达到该值时，会自动触发memstore的刷盘操作。

4.4.3 刷盘影响

memstore 在不同的条件下会触发数据刷盘，那么整个数据在刷盘过程中，对region的数据写入等有什么影响？memstore的数据刷盘，对region的直接影 响就是：在数据刷盘开始到结束这段时间内，该region上的访问都是被拒绝的，这里主要是因为在数据刷盘结束时，RS会对改region做一个 snapshot，同时HLog做一个checkpoint操作，通知ZK哪些HLog可以被移到.oldlogs下。从前面图上也可以看到，在 memstore写盘开始，相应region会被加上UpdateLock锁，写盘结束后该锁被释放。

4.5 StoreFile

memstore 在触发刷盘操作后会被写入底层存储，每次memstore的刷盘就会相应生成一个存储文件HFile，storeFile即HFile在HBase层的轻 量级分装。数据量的持续写入，造成memstore的频繁flush，每次flush都会产生一个HFile，这样底层存储设备上的HFile文件数量将 会越来越多。不管是HDFS还是Linux下常用的文件系统如Ext4、XFS等，对小而多的文件上的管理都没有大文件来的有效，比如小文件打开需要消耗 更多的文件句柄；在大量小文件中进行指定rowkey数据的查询性能没有在少量大文件中查询来的快等等。

4.6 Compact

大量HFile的产生，会消耗更多的文件句柄，同时会造成RS在数据查询等的效率大幅度下降，HBase为解决这个问题，引入了compact操作，RS通过compact把大量小的HFile进行文件合并，生成大的HFile文件。
RS上的compact根据功能的不同，可以分为两种不同类型，即：minor compact和major compact。

• Minor Compact

minor compact又叫small compact，在RS运行过程中会频繁进行，主要通过参数hbase.hstore.compactionThreshold进行控制，该参数配置了 HFile数量在满足该值时，进行minor compact，minor compact只选取region下部分HFile进行compact操作，并且选取的HFile大小不能超过 hbase.hregion.max.filesize参数设置。

• Major Compact

相 反major compact也被称之为large compact，major compact会对整个region下相同列簇的所有HFile进行compact，也就是说major compact结束后，同一个列簇下的HFile会被合并成一个。major compact是一个比较长的过程，对底层I/O的压力相对较大。
major compact除了合并HFile外，另外一个重要功能就是清理过期或者被删除的数据。前面提到过，HBase的delete操作也是通过append的 方式写入，一旦某些数据在HBase内部被删除了，在内部只是被简单标记为删除，真正在存储层面没有进行数据清理，只有通过major compact对HFile进行重组时，被标记为删除的数据才能被真正的清理。
compact操作都有特定的线程进行，一般情况下不会影响RS上 数据写入的性能，当然也有例外：在compact操作速度跟不上region中HFile增长速度时，为了安全考虑，RS会在HFile达到一定数量时， 对写入进行锁定操作，直到HFile通过compact降到一定的范围内才释放锁。

4.7 Split

compact 将多个HFile合并单个HFile文件，随着数据量的不断写入，单个HFile也会越来越大，大量小的HFile会影响数据查询性能，大的HFile也 会，HFile越大，相对的在HFile中搜索的指定rowkey的数据花的时间也就越长，HBase同样提供了region的split方案来解决大的 HFile造成数据查询时间过长问题。
一个较大的region通过split操作，会生成两个小的region，称之为Daughter，一般Daughter中的数据是根据rowkey的之间点进行切分的，region的split过程大致如下图：

region split流程

1. region先更改ZK中该region的状态为SPLITING。

2. Master检测到region状态改变。

3. region会在存储目录下新建.split文件夹用于保存split后的daughter region信息。

4. Parent region关闭数据写入并触发flush操作，保证所有写入Parent region的数据都能持久化。

5. 在.split文件夹下新建两个region，称之为daughter A、daughter B。

6. Daughter A、Daughter B拷贝到HBase根目录下，形成两个新的region。

7. Parent region通知修改.META.表后下线，不再提供服务。

8. Daughter A、Daughter B上线，开始向外提供服务。

9. 如果开启了balance_switch服务，split后的region将会被重新分布。

上面1 ~ 9就是region split的整个过程，split过程非常快，速度基本会在秒级内，那么在这么快的时间内，region中的数据怎么被重新组织的？
其 实，split只是简单的把region从逻辑上划分成两个，并没有涉及到底层数据的重组，split完成后，Parent region并没有被销毁，只是被做下线处理，不再对外部提供服务。而新产生的region Daughter A和Daughter B，内部的数据只是简单的到Parent region数据的索引，Parent region数据的清理在Daughter A和Daughter B进行major compact以后，发现已经没有到其内部数据的索引后，Parent region才会被真正的清理。

5、HBase设计

HBase是一个分布式数据库，其性能的好坏主要取决于内部表的设计和资源的分配是否合理。

5.1 Rowkey设计

rowkey 是HBase实现分布式的基础，HBase通过rowkey范围划分不同的region，分布式系统的基本要求就是在任何时候，系统的访问都不要出现明显 的热点现象，所以rowkey的设计至关重要，一般我们建议rowkey的开始部分以hash或者MD5进行散列，尽量做到rowkey的头部是均匀分布 的。禁止采用时间、用户id等明显有分段现象的标志直接当作rowkey来使用。

5.2 列簇设计

HBase的表设计时，根据不同需求有不同选择，需要做在线查询的数据表，尽量不要设计多个列簇，我们知道，不同的列簇在存储上是被分开的，多列簇设计会造成在数据查询的时候读取更多的文件，从而消耗更多的I/O。

5.3 TTL设计

选择合适的数据过期时间也是表设计中需要注意的一点，HBase中允许列簇定义数据过期时间，数据一旦超过过期时间，可以被major compact进行清理。大量无用历史数据的残余，会造成region体积增大，影响查询效率。

5.4 Region设计

一 般地，region不宜设计成很大，除非应用对阶段性性能要求很多，但是在将来运行一段时间可以接受停服处理。region过大会导致major compact调用的周期变长，而单次major compact的时间也相应变长。major compact对底层I/O会造成压力，长时间的compact操作可能会影响数据的flush，compact的周期变长会导致许多删除或者过期的数据 不能被及时清理，对数据的读取速度等都有影响。
相反，小的region意味着major compact会相对频繁，但是由于region比较小，major compact的相对时间较快，而且相对较多的major compact操作，会加速过期数据的清理。
当 然，小region的设计意味着更多的region split风险，region容量过小，在数据量达到上限后，region需要进行split来拆分，其实split操作在整个HBase运行过程中，是 被不怎么希望出现的，因为一旦发生split，涉及到数据的重组，region的再分配等一系列问题。所以我们在设计之初就需要考虑到这些问题，尽量避免 region的运行过程中发生split。
HBase可以通过在表创建的时候进行region的预分配来解决运行过程中region的split 产生，在表设计的时候，预先分配足够多的region数，在region达到上限前，至少有部分数据会过期，通过major compact进行清理后， region的数据量始终维持在一个平衡状态。
region数量的设计还需要考虑内存上的限制，通过前面的介绍我们知道每个region都有memstore，memstore的数量与region数量和region下列簇的数量成正比,一个RS下memstore内存消耗：

Memory = memstore大小 * region数量 * 列簇数量

如果不进行前期数据量估算和region的预分配，通过不断的split产生新的region，容易导致因为内存不足而出现OOM现象。

6、优化背景与历史现状

Datastream 一直以来在使用HBase分流日志，每天的数据量很大，日均大概在80亿条，10TB的数据。对于像Datastream这种数据量巨大、对写入要求非常 高，并且没有复杂查询需求的日志系统来说，选用HBase作为其数据存储平台，无疑是一个非常不错的选择。

HBase 是一个相对较复杂的分布式系统，并发写入的性能非常高。然而，分布式系统从结构上来讲，也相对较复杂，模块繁多，各个模块之间也很容易出现一些问题，所以 对像HBase这样的大型分布式系统来说，优化系统运行，及时解决系统运行过程中出现的问题也变得至关重要。正所谓：“你”若安好，便是晴天；“你”若有 恙，我便没有星期天。

HBase 交接到我们团队手上时，已经在线上运行有一大段时间了，期间也偶尔听到过系统不稳定的、时常会出现一些问题的言论，但我们认为：一个能被大型互联网公司广 泛采用的系统(包括Facebook，twitter，淘宝，小米等)，其在性能和可用性上是毋庸置疑的，何况像Facebook这种公司，是在经过严格 选型后，放弃了自己开发的Cassandra系统，用HBase取而代之。既然这样，那么，HBase的不稳定、经常出问题一定有些其他的原因，我们所要 做的，就是找出这些HBase的不稳定因素，还HBase一个“清白”。“查案”之前，先来简单回顾一下我们接手HBase时的现状(我们运维着好几个 HBase集群，这里主要介绍问题最多那个集群的调优)：

名称	数量	备注
服务器数量	17	配置不同，HBase、HDFS都部署在这些机器上
表数量	30+	只有部分表的数据量比较大，其他基本没多少数据
Region数量	600+	基本上都是数据量较大的表划分的region较多
请求量	50000+	服务器请求分布极其不均匀

应用反应经常会过段时间出现数据写入缓慢，导致应用端数据堆积现象，是否可以通过增加机器数量来解决？

其 实，那个时候，我们本身对HBase也不是很熟悉，对HBase的了解，也仅仅在做过一些测试，了解一些性能，对内部结构，实现原理之类的基本上都不怎么 清楚。于是刚开始几天，各种问题，每天晚上拉着一男一起摸索，顺利的时候，晚上8，9点就可以暂时搞定线上问题，更多的时候基本要到22点甚至更晚(可能 那个时候流量也下去了)，通过不断的摸索，慢慢了解HBase在使用上的一些限制，也就能逐渐解决这一系列过程中发现的问题。后面挑几个相对比较重要，效 果较为明显的改进点，做下简单介绍。

7、调优

首先根据目前17台机器，50000+的QPS，并且观察磁盘的I/O利用率和CPU利用率都相当低来判断：当前的请求数量根本没有达到系统的性能瓶颈，不需要新增机器来提高性能。如果不是硬件资源问题，那么性能的瓶颈究竟是什么？

7.1 Rowkey设计问题

7.1.1 现象

打开HBase的Web端，发现HBase下面各个RegionServer的请求数量非常不均匀，第一个想到的就是HBase的热点问题，具体到某个具体表上的请求分布如下：

HBase表请求分布

上面是HBase下某张表的region请求分布情况，从中我们明显可以看到，部分region的请求数量为0，而部分的请求数量可以上百万，这是一个典型的热点问题。

7.1.2 原因

HBase 出现热点问题的主要原因无非就是rowkey设计的合理性，像上面这种问题，如果rowkey设计得不好，很容易出现，比如：用时间戳生成rowkey， 由于时间戳在一段时间内都是连续的，导致在不同的时间段，访问都集中在几个RegionServer上，从而造成热点问题。

7.1.3 解决

知道了问题的原因，对症下药即可，联系应用修改rowkey规则，使rowkey数据随机均匀分布，效果如下：

Rowkey重定义后请求分布

7.1.4 建议

对于HBase来说，rowkey的范围划定了RegionServer，每一段rowkey区间对应一个RegionServer，我们要保证每段时间内的rowkey访问都是均匀的，所以我们在设计的时候，尽量要以hash或者md5等开头来组织rowkey。

编者注：如果业务需求是按时间范围批量或者最左前缀查询呢？此时你hash或者md5必然带来效率下降，这种场景可以思考下如何来优化呢？

7.2 Region重分布

7.2.1 现象

HBase 的集群是在不断扩展的，分布式系统的最大好处除了性能外，不停服横向扩展也是其中之一，扩展过程中有一个问题：每次扩展的机器的配置是不一样的，一般，后 面新加入的机器性能会比老的机器好，但是后面加入的机器经常被分配很少的region，这样就造成了资源分布不均匀，随之而来的就是性能上的损失，如下：

HBase各个RegionServer请求

上图中我们可以看到，每台RegionServer上的请求极为不均匀，多的好几千，少的只有几十

7.2.2 原因

资源分配不均匀，造成部分机器压力较大，部分机器负载较低，并且部分Region过大过热，导致请求相对较集中。

7.2.3 解决

迁移部分老的RegionServer上的region到新加入的机器上，使每个RegionServer的负载均匀。通过split切分部分较大region，均匀分布热点region到各个RegionServer上。

HBase region请求分布

对比前后两张截图我们可以看到，Region总数量从1336增加到了1426，而增加的这90个region就是通过split切分大的region得到的。而对region重新分布后，整个HBase的性能有了大幅度提高。

7.2.4 建议

Region 迁移的时候不能简单开启自动balance，因为balance主要的问题是不会根据表来进行balance，HBase的自动balance只会根据每 个RegionServer上的Region数量来进行balance，所以自动balance可能会造成同张表的region会被集中迁移到同一个台 RegionServer上，这样就达不到分布式的效果。

基本上，新增RegionServer后的region调整，可以手工进行，尽量使表的Region都平均分配到各个RegionServer上，另外一点，新增的RegionServer机器，配置最好与前面的一致，否则资源无法更好利用。

对于过大，过热的region，可以通过切分的方法生成多个小region后均匀分布(注意：region切分会触发major compact操作，会带来较大的I/O请求，请务必在业务低峰期进行)

7.3 HDFS写入超时

7.3.1 现象

HBase写入缓慢，查看HBase日志，经常有慢日志如下：

WARN org.apache.hadoop.ipc.HBaseServer- (responseTooSlow): {“processingtimems”:36096, “call”:”multi(org.apache.hadoop.hbase.client.MultiAction@7884377e), rpc version=1, client version=29, methodsFingerPrint=1891768260″, “client”:”xxxx.xxx.xxx.xxxx:44367″, “starttimems”:1440239670790, “queuetimems”:42081, “class”:”HRegionServer”, “responsesize”:0, “method”:”multi”}

并且伴有HDFS创建block异常如下：

INFO  org.apache.hadoop.hdfs.DFSClient – Exception in createBlockOutputStream

org.apache.hadoop.hdfs.protocol.HdfsProtoUtil.vintPrefixed(HdfsProtoUtil.java:171)

org.apache.hadoop.hdfs.DFSOutputStream$DataStreamer.createBlockOutputStream(DFSOutputStream.java:1105)

org.apache.hadoop.hdfs.DFSOutputStream$DataStreamer.nextBlockOutputStream(DFSOutputStream.java:1039)

org.apache.hadoop.hdfs.DFSOutputStream$DataStreamer.run(DFSOutputStream.java:487)

一般地，HBase客户端的写入到RegionServer下某个region的memstore后就返回，除了网络外，其他都是内存操作，应该不会有长达30多秒的延迟，外加HDFS层抛出的异常，我们怀疑很可能跟底层数据存储有关。

7.3.2 原因

定 位到可能是HDFS层出现了问题，那就先从底层开始排查，发现该台机器上10块盘的空间利用率都已经达到100%。按理说，作为一个成熟的分布式文件系 统，对于部分数据盘满的情况，应该有其应对措施。的确，HDFS本身可以设置数据盘预留空间，如果部分数据盘的预留空间小于该值时，HDFS会自动把数据 写入到另外的空盘上面，那么我们这个又是什么情况？

最 终通过多方面的沟通确认，发现了主要原因：我们这批机器，在上线前SA已经经过处理，每块盘默认预留100G空间，所以当通过df命令查看盘使用率为 100%时，其实盘还有100G的预留空间，而HDFS层面我们配置的预留空间是50G，那么问题就来了：HDFS认为盘还有100G空间，并且多于 50G的预留，所以数据可以写入本地盘，但是系统层面却禁止了该写入操作，从而导致数据写入异常。

7.3.3 解决

解 决的方法可以让SA释放些空间出来便于数据写入。当然，最直接有效的就是把HDFS的预留空间调整至100G以上，我们也正是这样做的，通过调整后，异常 不再出现，HBase层面的slow log也没有再出现。同时我们也开启了HDFS层面的balance，使数据自动在各个服务器之间保持平衡。

7.3.4 建议

磁盘满了导致的问题很难预料，HDFS可能会导致部分数据写入异常，MySQL可能会出现直接宕机等等，所以最好的办法就是：不要使盘的利用率达到100%。

7.4 网络拓扑

7.4.1 现象

通过rowkey调整，HDFS数据balance等操作后，HBase的确稳定了许多，在很长一段时间都没有出现写入缓慢问题，整体的性能也上涨了很多。但时常会隔一段时间出现些slow log，虽然对整体的性能影响不大，但性能上的抖动还是很明显。

7.4.2 原因

由 于该问题不经常出现，对系统的诊断带来不小的麻烦，排查了HBase层和HDFS层，几乎一无所获，因为在大多数情况下，系统的吞吐量都是正常的。通过脚 本收集RegionServer所在服务器的系统资源信息，也看不出问题所在，最后怀疑到系统的物理拓扑上，HBase集群的最大特点是数据量巨大，在做 一些操作时，很容易把物理机的千兆网卡都吃满，这样如果网络拓扑结构存在问题，HBase的所有机器没有部署在同一个交换机上，上层交换机的进出口流量也 有可能存在瓶颈。网络测试还是挺简单的，直接ping就可以，我们得到以下结果：共17台机器，只有其中一台的延迟存在问题，如下：

网络延迟测试：Ping结果

同一个局域网内的机器，延迟达到了毫秒级别，这个延迟是比较致命的，因为分布式存储系统HDFS本身对网络有要求，HDFS默认3副本存在不同的机器上，如果其中某台机器的网络存在问题，这样就会影响到该机器上保存副本的写入，拖慢整个HDFS的写入速度。

7.4.3 解决

网络问题，联系机房解决，机房的反馈也验证了我们的想法：由于HBase的机器后面进行了扩展，后面加入的机器有一台跟其他机器不在同一个交换机下，而这台机器正是我们找出的有较大ping延时这台，整个HBase物理结构如下：

HBase物理拓扑结构

跟机房协调，调整机器位置，使所有的HBase机器都位于同一个交换机下，问题迎刃而解。

7.4.4 建议

对于分布式大流量的系统，除了系统本身，物理机的部署和流量规划也相当重要，尽量使集群中所有的机器位于相同的交换机下(有容灾需求的应用除外)，集群较大，需要跨交换机部署时，也要充分考虑交换机的出口流量是否够用，网络硬件上的瓶颈诊断起来相对更为困难。

7.5 JVM参数调整

解决了网络上面的不稳定因素，HBase的性能又得到进一步的提高，随之也带来了另外的问题。

7.5.1 现象

根据应用反应，HBase会阶段性出现性能下降，导致应用数据写入缓慢，造成应用端的数据堆积，这又是怎么回事？经过一系列改善后HBase的系统较之以前有了大幅度增长，怎么还会出现数据堆积的问题？为什么会阶段性出现？

HBase流量统计

从上图看，HBase平均流量QPS基本能达到12w，但是每过一段时间，流量就会下降到接近零点，同时这段时间，应用会反应数据堆积。

7.5.2 原因

这个问题定位相对还是比较简单，结合HBase的日志，很容易找到问题所在：

org.apache.hadoop.hbase.util.Sleeper – We slept 41662ms instead of 3000ms, this is likely due to a long garbage collecting pause and it’s usually bad

通过上述日志，基本上可以判定是HBase的某台RegionServer出现GC问题，导致了服务在很长一段时间内禁止访问。

HBase通过一系列的调整后，整个系统的吞吐量增加了好几倍，然而JVM的堆大小没有进行相应的调整，整个系统的内存需求变大，而虚拟机又来不及回收，最终导致出现Full GC

7.5.3 解决

GC问题导致HBase整个系统的请求下降，通过适当调整JVM参数的方式，解决HBase RegionServer的GC问题。

7.5.4 建议

对 于HBase来说，本身不存在单点故障，即使宕掉1,2台RegionServer，也只是使剩下几台的压力有所增加，不会导致整个集群服务能力下降很 多。但是，如果其中某台RegionServer出现Full GC问题，那么这台机器上所有的访问都会被挂起，客户端请求一般都是batch发送的，rowkey的随机分布导致部分请求会落到该台 RegionServer上，这样该客户端的请求就会被阻塞，导致客户端无法正常写数据到HBase。所以，对于HBase来说，宕机并不可怕，但长时间 的Full GC是比较致命的，配置JVM参数的时候，尽量要考虑避免Full GC的出现。

8、后记

经过前面一系列的优化，目前Datastream的这套HBase线上环境已经相当稳定，连续运行几个月都没有任何HBase层面由于系统性能不稳定导致的报警，平均性能在各个时间段都比较稳定，没有出现过大幅度的波动或者服务不可用等现象。

Refer：

[1] HBase原理和设计

http://www.bitstech.net/2015/09/16/hbase-architecture/

[2] HBase优化实战

http://www.bitstech.net/2015/12/04/hbase-optmization/

[3] HBase 数据库检索性能优化策略

https://www.ibm.com/developerworks/cn/java/j-lo-HBase/

[4] 一种基于HBase表的条件查询优化方法 

http://www.google.com/patents/CN103646073A?cl=zh

[5] HBase 实战(2)--时间序列检索和面检索的应用场景实战

http://www.cnblogs.com/mumuxinfei/p/3869998.html

[6] HBase性能优化方法总结（一）：表的设计

http://www.cnblogs.com/panfeng412/archive/2012/03/08/hbase-performance-tuning-section1.html

[7] 日志系统之HBase日志存储设计优化 

http://blog.csdn.net/yanghua_kobe/article/details/46482319