内容简介：HBase原理－迟到的‘数据读取流程’
笔者去年年底分享了一篇关于HBase中数据读取（scan）逻辑的文章（戳 这里 ），主要介绍了scan的基本流程以及实现框架，看官反应甚是强烈。文章最后还挖了一个不大不小的坑，承诺后期会就部分细节进行深入分析，然而因为部分原因这个坑一直没填上。HBase-Scan的细节其实并不好讲，涉及太多代码层面的底层逻辑，大部分童鞋应该都不会太过关心。虽说如此，挖了的坑，含着泪也要填上，当然为了把坑填好，笔者将会使出洪荒之力将这些核心细节通过各种辅助化方式（示例、图解等）进行解读，方便读者理解。注：笔者能力有限、水平一般，如有不对还望指教。
简单地回顾一下scan的整个流程，如下图所示：
上图是一个简单的示意图，用户如果对整个流程比较感兴趣，可以阅读之前的文章，本文将会关注于隐藏在这个示意图中的核心细节。这里笔者挑出了其中五个比较重要的问题来说明，这些问题都是本人之前或早或晚比较困惑的问题，拿出来与大家分享。当然，如果大家有反馈想了解的其他细节，也可以单独交流探讨。
1. 常说HBase数据读取要读Memstore、HFile和Blockcache，为什么上面Scanner只有StoreFileScanner和MemstoreScanner两种？没有BlockcacheScanner?
HBase中数据仅仅独立地存在于Memstore和StoreFile中，Blockcache中的数据只是StoreFile中的部分数据（热点数据），即所有存在于Blockcache的数据必然存在于StoreFile中。因此MemstoreScanner和StoreFileScanner就可以覆盖到所有数据。实际读取时StoreFileScanner通过索引定位到待查找key所在的block之后，首先检查该block是否存在于Blockcache中，如果存在直接取出，如果不存在再到对应的StoreFile中读取。
2. 数据更新操作先将数据写入Memstore，再落盘。落盘之后需不需要更新Blockcache中对应的kv？如果不更新，会不会读到脏数据？
如果理清楚了第一个问题，相信很容易得出这个答案：不需要更新Blockcache中对应的kv，而且不会读到脏数据。数据写入Memstore落盘会形成新的文件，和Blockcache里面的数据是相互独立的，以多版本的方式存在。
3. 读取流程中如何使用BloomFilter(简称BF)对StoreFile进行过滤？
过滤StoreFile发生在上图中第三步，过滤手段主要有三种：根据KeyRange过滤、根据TimeRange过滤、根据BF过滤。下面分别进行介绍：
（1）根据KeyRange过滤：因为StoreFile是中所有KV数据都是有序排列的，所以如果待检索row范围［startrow，stoprow］与文件起始key范围［firstkey，lastkey］没有交集，比如stoprow < firstkey 或者 startrow > lastkey，就可以过滤掉该StoreFile。
（2）根据TimeRange过滤：StoreFile中元数据有一个关于该File的TimeRange属性［minimumTimestamp, maxmumTimestamp］，因此待检索的TimeRange如果与该文件时间范围没有交集，就可以过滤掉该StoreFile；另外，如果该文件所有数据已经过期，也可以过滤淘汰。
（3）根据BF过滤：BF在几乎所有的LSM模型存储领域都会用到，可说是标配，比如HBase、Kudu、RocksDB等等，用法也是如出一辙，和HBase一样，主要用来读取数据时过滤部分文件；除此之外，BF在大数据计算（分布式Join实现）中也扮演重要的角色，参考Impala中Hash Join的实现（戳 这里 ）。BF的具体工作原理笔者假设童鞋都了解（不了解的童鞋可以参考上述链接文章）。
现在来看看HBase中如何利用BF对StoreFile进行过滤(注：接下来所有关于HBase BF的说明都按照Row类型来，Row-Column类型类似)，原理其实很简单：首先把BF数据加载到内存；然后使用hash函数对待检索row进行hash，根据hash后的结果在BF数据中进行寻址查看即可确定是否存在该HFile。第二步就是BF的原理，并没有什么好讲的，主要来看看HBase是如何将BF数据加载到内存的。
看过笔者之前文章的童鞋都知道，BF数据实际上是和用户KV数据一样存储在HFile中的，那就需要先看看BF信息是如何存储在HFile中的，查看 官方文档 中HFile(v2)组织结构图如下：
HFile组织结构中关于BF有两个非常重要的结构－Bloom Block与Bloom Index。Bloom Block主要存储BF的实际数据，可能这会大家要问为什么Bloom Block要分布在整个HFile？分布的具体位置如何确定？其实很简单，HBase在写数据的时候就会根据row生成对应的BF信息并写到一个Block中，随着用户数据的不断写入，这个BF Block就会不断增大，当增大到一定阈值之后系统就会重新生成一个新Block，旧Block就会顺序加载到Data Block之后。这里隐含了一个关键的信息，随着单个文件的增大，BF信息会逐渐变的很大，并不适合一次性全部加载到内存，更适合的使用方式是使用哪块加载哪块！
这些Bloom Block分散在HFile中的各个角落，就会带来一个问题：如何有效快速定位到这些BF Block？这就是Bloom Index的核心作用，与Data Index相同，Bloom Index也是一颗B+树，Bloom Index Block结构如下图所示：
上图需要重点关注Bloom Block的Block Key：Block中第一个原始KV的RowKey。这样给定一个待检索的 rowkey，就可以很容易地通过Bloom Index定位到具体的Bloom Block，将Block加载到内存进行过滤。通常情况下，热点Bloom Block会常驻内存的！
到此为止，笔者已经解释清楚了HBase是如何利用BF在读取数据时根据rowkey过滤StoreFile的，相信Kudu、RocksDB中BF的原理基本相同。
再回到出发的地方，我们说在实际scan之前就要使用BF对StoreFile进行过滤，那仔细想下，到底用哪个rowkey过滤？实际实现中系统使用scan的startrow作为过滤条件进行过滤，这是不是有问题？举个简单的例子，假设小明检索的数据为［row1, row4］，如果此文件不包含row1，而包含row2，这样在scan前你利用row1就把该文件淘汰掉了，row2这条数据怎么办？不是会被遗漏？
这里系统实现有个隐藏点，scan之前使用BF进行过滤只针对get查询以及scan单条数据的场景，scan多条数据并不会执行实际的BF过滤，而是在实际seek到新一行的时候才会启用BF根据新一行rowkey对所有StoreFile过滤。
4. 最小堆中弹出cell之后如何对该cell进行检查过滤，确保满足用户设置条件？检查过滤之后是继续弹出下一个cell，还是跳过部分cell重新seek到下一列或者下一行？
scan之所以复杂，很大程度上是因为scan可以设置的条件非常之多，下面所示代码为比较常规的一些设置：
Scan scan = new Scan();
scan.withStartRow(startRow) //设置检索起始row
.withStopRow(stopRow) //设置检索结束row
.setFamilyMap(Map<byte[], Set<byte[]> familyMap>) //设置检索的列族和对应列族下的列集合
.setTimeRange(minStamp, maxStamp) // 设置检索TimeRange
.setMaxVersions(maxVersions) //设置检索的最大版本号
.setFilter(filter) //设置检索过滤器
…
在整个Scan流程的第6步，将堆顶kv元素出堆进行检查，实际上主要检查两个方面，其一是非用户条件检查，比如kv是否已经过期（列族设置TTL）、kv是否已经被删除，这些检查和用户设置查询条件没有任何关系；其二就是检查该kv是否满足用户设置的这些查询条件，代码逻辑还是比较清晰的，在此不再赘述。核心代码主要参考ScanQueryMatcher.match(cell)方法。
相比堆顶元素检查流程，笔者更想探讨堆顶元素kv检查之后的返回值－MatchCode，这个Code可不简单，它会告诉scanner是继续seek下一个cell，还是直接跳过部分cell直接seek到下一列（对应INCLUDE_AND_SEEK_NEXT_COL或SEEK_NEXT_COL），抑或是直接seek到下一行(对应INCLUDE_AND_SEEK_NEXT_ROW或SEEK_NEXT_ROW)。还是举一个简单的例子：
上图是待查表，含有一个列族cf，列族下有四个列[c1, c2, c3, c4]，列族设置MaxVersions为2，即允许最多存在2个版本。现在简单构造一个查询语句如下：
Scan scan = new Scan(r1, r4); // 表示检索范围为［r1, r4］
scan.setFamilyMap(Map<cf, Set<c1,c2>>) //仅检索列族cf下的c1列和c2列
.setMaxVersions(1) //设置检索的最大版本号为1
下面分别模拟直接跳过部分纪录seek到下一列（INCLUDE_AND_SEEK_NEXT_COL）的场景以及跳过部分列直接seek到下一行（INCLUDE_AND_SEEK_NEXT_ROW）的场景：
（1）假设当前检索r1行，堆顶元素为cf:c1下的kv1(版本为v1)，按照设置条件中检索的最大版本号为1，其他条件都满足的情况下就可以直接跳过kv2直接seek到下一列－c2列。这种场景下就会返回INCLUDE_AND_SEEK_NEXT_COL。
（2）假设当前检索r1行，堆顶元素为cf:c2下的kv3(仅有1个版本)，满足设置的版本条件，系统检测到c2是检索的最后一列之后（c3、c4并不需要检索），就会返回指示－略过c3、c4直接seek到下一行。这种场景下就会返回INCLUDE_AND_SEEK_NEXT_ROW。
至此，笔者针对scan流程中的第6步进行了比较详细的解读，对认为比较重要的点进行了简单演示。其实还是有很多内容，但大多都大同小异，原理类似。有兴趣读HBase源码的同学可以参考这里的解读，相信会有所帮助。
5. 每次seek（key）命令是不是都需要所有scanner真正seek到指定key？延迟seek是如何优化读性能的？
这是本文探讨的最后一个话题，严格来说，这个话题并不涉及scan的流程，而仅仅是对scan的一项优化。但是个人认为理解这项优化对scan的流程理解有着相当重要的意义，同时也是阅读HBase-Scan模块源码必须要迈过的一道坎。
先回到scan的流程，根据之前的理解，如果堆顶元素出堆检查之后指示scanner需要跳过部分cell直接seek到下一列或者下一行，此时所有scanner都需要按照指示执行seek命令定位指定位置，这本身没有毛病。然而这可能并不高效，试想这么一种场景：
（1）当前有3个StoreFile文件，因此对应3个StoreFileScanner，现在接到指示需要seek 到(rowk, cf:c1)位置，刚好这三个文件中都存在这样的KV，差别在于时间戳不同
（2）于是这3个Scanner很顺从地在文件中找到指定位置，然后等待最小KV出堆接受检查
（3）最小KV出堆接受检查之后满足用户条件，而且用户只需要检索最新版本。因此检查之后告诉所有scanner直接seek到下一行。
有没有发现一些小小的问题？没错，3个scanner只有1个scanner做了’有用功’，其他两个scanner都做了’无用seek’。这很显然一定程度上会影响scan性能。
HBase提出了一个很巧妙的应对方案－延迟seek，就是3个scanner接到seek指示的时候，实际上并没有真正去做，而只是将scanner的指针指向指定位置。那童鞋就会问了，那什么时候真正去seek呢？只需要在堆顶元素弹出来的时候真正去执行就可以。这样，就可以有效避免大量’无用seek’。
好了，本文核心内容就基本介绍完了，接下来扯点闲篇。任何存储系统的核心模块无非读写模块，但不同类型的数据库侧重不同。MySQL类系统（Oracle、SQLServer等）侧重于写，写就是它的灵魂！为了实现事务原子性，数据更新之前要先写undo log，为了实现数据持久性，又引入redo log，为了实现事务隔离性，还需要实现各种锁，还有类似double write等一系列机制…… ，个人认为，搞懂了数据更新写入流程基本就搞懂了 MySQL 存储引擎。与MySQL相对，HBase类系统（RocksDB、Kudu ）更侧重读，读是它的灵魂！HBase将所有更新操作、删除操作都简单的当作写入操作来处理，对于更新删除来说确实简单了，但却给数据读取带来了极大的负担，数据读取的时候需要额外过滤删除数据、处理多版本数据，除此之外，LSM所特有的多文件存储、BloomFilter过滤特性支持等等无不增加了数据读取的难度。个人认为，只有搞懂了数据读取才可能真正理解HBase内核。
以上就是本文的全部内容，希望本文的内容对大家的学习或者工作能带来一定的帮助，也希望大家多多支持 码农网
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