比特科技: 存儲、數(shù)據(jù)庫、大數(shù)據(jù)技術(shù) ? HBase原理和設(shè)計(jì) http://www.bitstech.net/2015/09/16/hbase-architecture/
簡介
HBase —— Hadoop Database的簡稱，Google BigTable的另一種開源實(shí)現(xiàn)方式，從問世之初，就為了解決用大量廉價(jià)的機(jī)器高速存取海量數(shù)據(jù)、實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)分布式存儲提供可靠的方案。從功能上來講，HBase不折不扣是一個(gè)數(shù)據(jù)庫，與我們熟悉的Oracle、MySQL、MSSQL等一樣，對外提供數(shù)據(jù)的存儲和讀取服務(wù)。而從應(yīng)用的角度來說，HBase與一般的數(shù)據(jù)庫又有所區(qū)別，HBase本身的存取接口相當(dāng)簡單，不支持復(fù)雜的數(shù)據(jù)存取，更不支持SQL等結(jié)構(gòu)化的查詢語言；HBase也沒有除了rowkey以外的索引，所有的數(shù)據(jù)分布和查詢都依賴rowkey。所以，HBase在表的設(shè)計(jì)上會有很嚴(yán)格的要求。架構(gòu)上，HBase是分布式數(shù)據(jù)庫的典范，這點(diǎn)比較像MongoDB的sharding模式，能根據(jù)鍵值的大小，把數(shù)據(jù)分布到不同的存儲節(jié)點(diǎn)上，MongoDB根據(jù)configserver來定位數(shù)據(jù)落在哪個(gè)分區(qū)上，HBase通過訪問Zookeeper來獲取-ROOT-表所在地址，通過-ROOT-表得到相應(yīng).META.表信息，從而獲取數(shù)據(jù)存儲的region位置。
架構(gòu)
上面提到，HBase是一個(gè)分布式的架構(gòu)，除去底層存儲的HDFS外，HBase本身從功能上可以分為三塊：Zookeeper群、Master群和RegionServer群。
Zookeeper群：HBase集群中不可缺少的重要部分，主要用于存儲Master地址、協(xié)調(diào)Master和RegionServer等上下線、存儲臨時(shí)數(shù)據(jù)等等。
Master群：Master主要是做一些管理操作，如：region的分配，手動(dòng)管理操作下發(fā)等等，一般數(shù)據(jù)的讀寫操作并不需要經(jīng)過Master集群，所以Master一般不需要很高的配置即可。
RegionServer群：RegionServer群是真正數(shù)據(jù)存儲的地方，每個(gè)RegionServer由若干個(gè)region組成，而一個(gè)region維護(hù)了一定區(qū)間rowkey值的數(shù)據(jù)，整個(gè)結(jié)構(gòu)如下圖：
HBase結(jié)構(gòu)圖
上圖中，Zookeeper(簡稱ZK)是一個(gè)集群，通常有奇數(shù)個(gè)ZK服務(wù)組成。Master為了服務(wù)可用性，也建議部署成集群方式，因?yàn)镸aster是整個(gè)管理操作的發(fā)起者，如果Master一旦發(fā)生意外停機(jī)，整個(gè)集群將會無法進(jìn)行管理操作，所以Master也必須有多個(gè)，當(dāng)然多個(gè)Master也有主從之分，如何區(qū)分哪個(gè)是主，哪個(gè)是從？關(guān)鍵看哪個(gè)Master能競爭到ZK上對應(yīng)Master目錄下的鎖，持有該目錄鎖的Master為主Master，其他從Master輪詢競爭該鎖，所以一旦主Master發(fā)生意外停機(jī)，從Master很快會因?yàn)楦偁幍組aster文件夾上的鎖而接管服務(wù)。RegionServer(簡稱RS)在非Replication模式下，整個(gè)系統(tǒng)中都是唯一的，也就是說，在整個(gè)非Replication的HBase集群中，每臺RS上保存的數(shù)據(jù)都不一樣，所以相對于前面兩者，該模式下的RS并不是高可用的，至少RS可能存在單點(diǎn)故障的問題，但是由于HBase內(nèi)部數(shù)據(jù)分region存儲和region可以遷移的機(jī)制，RS服務(wù)的單點(diǎn)故障可能會在極小代價(jià)下很快恢復(fù)，但是一旦停掉的RS上有-ROOT-或者.META.表的region，那后果還是比較嚴(yán)重，因?yàn)閿?shù)據(jù)節(jié)點(diǎn)的RS停機(jī)，只會在短時(shí)間內(nèi)影響該臺RS上的region不可訪問，等到region遷移完成后即可恢復(fù)，如果是-ROOT-、.META.所在的RS停機(jī)，整個(gè)HBase的新的求情都將受到影響，因?yàn)樾枰ㄟ^.META.表來路由，從而尋找到region所在RS的地址。
數(shù)據(jù)組織
整個(gè)架構(gòu)中，ZK用于服務(wù)協(xié)調(diào)和整個(gè)集群運(yùn)行過程中部分信息的保存和-ROOT-表地址定位，Master用于集群內(nèi)部管理，所以剩下的RS主要用于處理數(shù)據(jù)。RS是處理數(shù)據(jù)的主要場所，那么在RS內(nèi)部的數(shù)據(jù)是怎么分布的？其實(shí)RS本身只是一個(gè)容器，其定義了一些功能線程，比如：數(shù)據(jù)合并線程(compact thread)、storeFile分割線程(split thread)等等。容器中的主要對象就是region，region是一個(gè)表根據(jù)自身rowkey范圍劃分的一部分，一個(gè)表可以被劃分成若干部分，也就是若干個(gè)region，region可以根據(jù)rowkey范圍不同而被分布在不同的RS上(當(dāng)然也可以在同一個(gè)RS上，但不建議這么做)。一個(gè)RS上可以包含多個(gè)表的region，也可以只包含一個(gè)表的部分region，RS和表是兩個(gè)不同的概念。這里還有一個(gè)概念——列簇。對HBase有一些了解的人，或多或少聽說過：HBase是一個(gè)列式存儲的數(shù)據(jù)庫，而這個(gè)列式存儲中的列，其實(shí)是區(qū)別于一般數(shù)據(jù)庫的列，這里的列的概念，就是列簇，列簇，顧名思義就是很多列的集合，而在數(shù)據(jù)存儲上來講，不同列簇的數(shù)據(jù)，一定是分開存儲的，即使是在同一個(gè)region內(nèi)部，不同的列簇也存儲在不同的文件夾中，這樣做的好處是，一般我們定義列簇的時(shí)候，通常會把類似的數(shù)據(jù)放入同一個(gè)列簇，不同的列簇分開存儲，有利于數(shù)據(jù)的壓縮，并且HBase本身支持多種壓縮方式。
原理
前面介紹了HBase的一般架構(gòu)，我們知道了HBase有ZK、Master和RS等組成，本節(jié)我們來介紹下HBase的基本原理，從數(shù)據(jù)訪問、RS路由到RS內(nèi)部緩存、數(shù)據(jù)存儲和刷寫再到region的合并和拆分等等功能。
RegionServer定位
訪問HBase通過HBase客戶端(或API)進(jìn)行，整個(gè)HBase提供給外部的地址，其實(shí)是ZK的入口，前面也介紹了，ZK中有保存-ROOT-所在的RS地址，從-ROOT-表可以獲取.META.表信息，根據(jù).META.表可以獲取region在RS上的分布，整個(gè)region尋址過程大致如下：
RS定位過程
首先，Client通過訪問ZK來請求目標(biāo)數(shù)據(jù)的地址。
ZK中保存了-ROOT-表的地址，所以ZK通過訪問-ROOT-表來請求數(shù)據(jù)地址。
同樣，-ROOT-表中保存的是.META.的信息，通過訪問.META.表來獲取具體的RS。
.META.表查詢到具體RS信息后返回具體RS地址給Client。
Client端獲取到目標(biāo)地址后，然后直接向該地址發(fā)送數(shù)據(jù)請求。
上述過程其實(shí)是一個(gè)三層索引結(jié)構(gòu)，從ZK獲取-ROOT-信息，再從-ROOT-獲取.META.表信息，最后從.META.表中查到RS地址后緩存。這里有幾個(gè)問題：
既然ZK中能保存-ROOT-信息，那么為什么不把.META.信息直接保存在ZK中，而需要通過-ROOT-表來定位？
Client查找到目標(biāo)地址后，下一次請求還需要走ZK —> -ROOT- —> .META.這個(gè)流程么？
先來回答第一個(gè)問題：為什么不直接把.META.表信息直接保存到ZK中？主要是為了保存的數(shù)據(jù)量考慮，ZK中不宜保存大量數(shù)據(jù)，而.META.表主要是保存Region和RS的映射信息，region的數(shù)量沒有具體約束，只要在內(nèi)存允許的范圍內(nèi)，region數(shù)量可以有很多，如果保存在ZK中，ZK的壓力會很大。所以，通過一個(gè)-ROOT-表來轉(zhuǎn)存到RS中是一個(gè)比較理想的方案，相比直接保存在ZK中，也就多了一層-ROOT-表的查詢，對性能來說影響不大。第二個(gè)問題：每次訪問都需要走ZK –> -ROOT- —> .META.的流程么？當(dāng)然不需要，Client端有緩存，第一次查詢到相應(yīng)region所在RS后，這個(gè)信息將被緩存到Client端，以后每次訪問都直接從緩存中獲取RS地址即可。當(dāng)然這里有個(gè)意外：訪問的region若果在RS上發(fā)生了改變，比如被balancer遷移到其他RS上了，這個(gè)時(shí)候，通過緩存的地址訪問會出現(xiàn)異常，在出現(xiàn)異常的情況下，Client需要重新走一遍上面的流程來獲取新的RS地址?？傮w來說，region的變動(dòng)只會在極少數(shù)情況下發(fā)生，一般變動(dòng)不會很大，所以在整個(gè)集群訪問過程中，影響可以忽略。
Region數(shù)據(jù)寫入
HBase通過ZK —> -ROOT- —> .META.的訪問獲取RS地址后，直接向該RS上進(jìn)行數(shù)據(jù)寫入操作，整個(gè)過程如下圖：
RegionServer數(shù)據(jù)操作過程
Client通過三層索引獲得RS的地址后，即可向指定RS的對應(yīng)region進(jìn)行數(shù)據(jù)寫入，HBase的數(shù)據(jù)寫入采用WAL(write ahead log)的形式，先寫log，后寫數(shù)據(jù)。HBase是一個(gè)append類型的數(shù)據(jù)庫，沒有關(guān)系型數(shù)據(jù)庫那么復(fù)雜的操作，所以記錄HLog的操作都是簡單的put操作(delete/update操作都被轉(zhuǎn)化為put進(jìn)行)
HLog
HLog寫入
HLog是HBase實(shí)現(xiàn)WAL方式產(chǎn)生的日志信息，其內(nèi)部是一個(gè)簡單的順序日志，每個(gè)RS上的region都共享一個(gè)HLog，所有對于該RS上的region數(shù)據(jù)寫入都被記錄到該HLog中。HLog的主要作用就是在RS出現(xiàn)意外崩潰的時(shí)候，可以盡量多的恢復(fù)數(shù)據(jù)，這里說是盡量多，因?yàn)樵谝话闱闆r下，客戶端為了提高性能，會把HLog的auto flush關(guān)掉，這樣HLog日志的落盤全靠操作系統(tǒng)保證，如果出現(xiàn)意外崩潰，短時(shí)間內(nèi)沒有被fsync的日志會被丟失。
HLog過期
HLog的大量寫入會造成HLog占用存儲空間會越來越大，HBase通過HLog過期的方式進(jìn)行HLog的清理，每個(gè)RS內(nèi)部都有一個(gè)HLog監(jiān)控線程在運(yùn)行，其周期可以通過hbase.master.cleaner.interval進(jìn)行配置。HLog在數(shù)據(jù)從memstore flush到底層存儲上后，說明該段HLog已經(jīng)不再被需要，就會被移動(dòng)到.oldlogs這個(gè)目錄下，HLog監(jiān)控線程監(jiān)控該目錄下的HLog，當(dāng)該文件夾下的HLog達(dá)到hbase.master.logcleaner.ttl設(shè)置的過期條件后，監(jiān)控線程立即刪除過期的HLog。
Memstore
數(shù)據(jù)存儲
memstore是region內(nèi)部緩存，其大小通過HBase參數(shù)hbase.hregion.memstore.flush.size進(jìn)行配置。RS在寫完HLog以后，數(shù)據(jù)寫入的下一個(gè)目標(biāo)就是region的memstore，memstore在HBase內(nèi)部通過LSM-tree結(jié)構(gòu)組織，所以能夠合并大量對于相同rowkey上的更新操作。正是由于memstore的存在，HBase的數(shù)據(jù)寫入都是異步的，而且性能非常不錯(cuò)，寫入到memstore后，該次寫入請求就可以被返回，HBase即認(rèn)為該次數(shù)據(jù)寫入成功。這里有一點(diǎn)需要說明，寫入到memstore中的數(shù)據(jù)都是預(yù)先按照rowkey的值進(jìn)行排序的，這樣有利于后續(xù)數(shù)據(jù)查找。
數(shù)據(jù)刷盤
memstore中的數(shù)據(jù)在一定條件下會進(jìn)行刷寫操作，使數(shù)據(jù)持久化到相應(yīng)的存儲設(shè)備上，觸發(fā)memstore刷盤的操作有多種不同的方式如下圖：
Memstore刷寫流程
以上1,2,3都可以觸發(fā)memstore的flush操作，但是實(shí)現(xiàn)的方式不同：
1通過全局內(nèi)存控制，觸發(fā)memstore刷盤操作。memstore整體內(nèi)存占用上限通過參數(shù)hbase.regionserver.global.memstore.upperLimit進(jìn)行設(shè)置，當(dāng)然在達(dá)到上限后，memstore的刷寫也不是一直進(jìn)行，在內(nèi)存下降到hbase.regionserver.global.memstore.lowerLimit配置的值后，即停止memstore的刷盤操作。這樣做，主要是為了防止長時(shí)間的memstore刷盤，會影響整體的性能。
在該種情況下，RS中所有region的memstore內(nèi)存占用都沒達(dá)到刷盤條件，但整體的內(nèi)存消耗已經(jīng)到一個(gè)非常危險(xiǎn)的范圍，如果持續(xù)下去，很有可能造成RS的OOM，這個(gè)時(shí)候，需要進(jìn)行memstore的刷盤，從而釋放內(nèi)存。
2手動(dòng)觸發(fā)memstore刷盤操作
HBase提供API接口，運(yùn)行通過外部調(diào)用進(jìn)行memstore的刷盤
3 memstore上限觸發(fā)數(shù)據(jù)刷盤
前面提到memstore的大小通過hbase.hregion.memstore.flush.size進(jìn)行設(shè)置，當(dāng)region中memstore的數(shù)據(jù)量達(dá)到該值時(shí)，會自動(dòng)觸發(fā)memstore的刷盤操作。
刷盤影響
memstore在不同的條件下會觸發(fā)數(shù)據(jù)刷盤，那么整個(gè)數(shù)據(jù)在刷盤過程中，對region的數(shù)據(jù)寫入等有什么影響？memstore的數(shù)據(jù)刷盤，對region的直接影響就是：在數(shù)據(jù)刷盤開始到結(jié)束這段時(shí)間內(nèi)，該region上的訪問都是被拒絕的，這里主要是因?yàn)樵跀?shù)據(jù)刷盤結(jié)束時(shí)，RS會對改region做一個(gè)snapshot，同時(shí)HLog做一個(gè)checkpoint操作，通知ZK哪些HLog可以被移到.oldlogs下。從前面圖上也可以看到，在memstore寫盤開始，相應(yīng)region會被加上UpdateLock鎖，寫盤結(jié)束后該鎖被釋放。
StoreFile
memstore在觸發(fā)刷盤操作后會被寫入底層存儲，每次memstore的刷盤就會相應(yīng)生成一個(gè)存儲文件HFile，storeFile即HFile在HBase層的輕量級分裝。數(shù)據(jù)量的持續(xù)寫入，造成memstore的頻繁flush，每次flush都會產(chǎn)生一個(gè)HFile，這樣底層存儲設(shè)備上的HFile文件數(shù)量將會越來越多。不管是HDFS還是Linux下常用的文件系統(tǒng)如Ext4、XFS等，對小而多的文件上的管理都沒有大文件來的有效，比如小文件打開需要消耗更多的文件句柄；在大量小文件中進(jìn)行指定rowkey數(shù)據(jù)的查詢性能沒有在少量大文件中查詢來的快等等。
Compact
大量HFile的產(chǎn)生，會消耗更多的文件句柄，同時(shí)會造成RS在數(shù)據(jù)查詢等的效率大幅度下降，HBase為解決這個(gè)問題，引入了compact操作，RS通過compact把大量小的HFile進(jìn)行文件合并，生成大的HFile文件。RS上的compact根據(jù)功能的不同，可以分為兩種不同類型，即：minor compact和major compact。
Minor Compact
minor compact又叫small compact，在RS運(yùn)行過程中會頻繁進(jìn)行，主要通過參數(shù)hbase.hstore.compactionThreshold進(jìn)行控制，該參數(shù)配置了HFile數(shù)量在滿足該值時(shí)，進(jìn)行minor compact，minor compact只選取region下部分HFile進(jìn)行compact操作，并且選取的HFile大小不能超過hbase.hregion.max.filesize參數(shù)設(shè)置。
Major Compact
相反major compact也被稱之為large compact，major compact會對整個(gè)region下相同列簇的所有HFile進(jìn)行compact，也就是說major compact結(jié)束后，同一個(gè)列簇下的HFile會被合并成一個(gè)。major compact是一個(gè)比較長的過程，對底層I/O的壓力相對較大。major compact除了合并HFile外，另外一個(gè)重要功能就是清理過期或者被刪除的數(shù)據(jù)。前面提到過，HBase的delete操作也是通過append的方式寫入，一旦某些數(shù)據(jù)在HBase內(nèi)部被刪除了，在內(nèi)部只是被簡單標(biāo)記為刪除，真正在存儲層面沒有進(jìn)行數(shù)據(jù)清理，只有通過major compact對HFile進(jìn)行重組時(shí)，被標(biāo)記為刪除的數(shù)據(jù)才能被真正的清理。compact操作都有特定的線程進(jìn)行，一般情況下不會影響RS上數(shù)據(jù)寫入的性能，當(dāng)然也有例外：在compact操作速度跟不上region中HFile增長速度時(shí)，為了安全考慮，RS會在HFile達(dá)到一定數(shù)量時(shí)，對寫入進(jìn)行鎖定操作，直到HFile通過compact降到一定的范圍內(nèi)才釋放鎖。
Split
compact將多個(gè)HFile合并單個(gè)HFile文件，隨著數(shù)據(jù)量的不斷寫入，單個(gè)HFile也會越來越大，大量小的HFile會影響數(shù)據(jù)查詢性能，大的HFile也會，HFile越大，相對的在HFile中搜索的指定rowkey的數(shù)據(jù)花的時(shí)間也就越長，HBase同樣提供了region的split方案來解決大的HFile造成數(shù)據(jù)查詢時(shí)間過長問題。一個(gè)較大的region通過split操作，會生成兩個(gè)小的region，稱之為Daughter，一般Daughter中的數(shù)據(jù)是根據(jù)rowkey的之間點(diǎn)進(jìn)行切分的，region的split過程大致如下圖：
region split流程
region先更改ZK中該region的狀態(tài)為SPLITING。
Master檢測到region狀態(tài)改變。
region會在存儲目錄下新建.split文件夾用于保存split后的daughter region信息。
Parent region關(guān)閉數(shù)據(jù)寫入并觸發(fā)flush操作，保證所有寫入Parent region的數(shù)據(jù)都能持久化。
在.split文件夾下新建兩個(gè)region，稱之為daughter A、daughter B。
Daughter A、Daughter B拷貝到HBase根目錄下，形成兩個(gè)新的region。
Parent region通知修改.META.表后下線，不再提供服務(wù)。
Daughter A、Daughter B上線，開始向外提供服務(wù)。
如果開啟了balance_switch服務(wù)，split后的region將會被重新分布。
上面1 ~ 9就是region split的整個(gè)過程，split過程非?？?，速度基本會在秒級內(nèi)，那么在這么快的時(shí)間內(nèi)，region中的數(shù)據(jù)怎么被重新組織的？其實(shí)，split只是簡單的把region從邏輯上劃分成兩個(gè)，并沒有涉及到底層數(shù)據(jù)的重組，split完成后，Parent region并沒有被銷毀，只是被做下線處理，不再對外部提供服務(wù)。而新產(chǎn)生的region Daughter A和Daughter B，內(nèi)部的數(shù)據(jù)只是簡單的到Parent region數(shù)據(jù)的索引，Parent region數(shù)據(jù)的清理在Daughter A和Daughter B進(jìn)行major compact以后，發(fā)現(xiàn)已經(jīng)沒有到其內(nèi)部數(shù)據(jù)的索引后，Parent region才會被真正的清理。
HBase設(shè)計(jì)
HBase是一個(gè)分布式數(shù)據(jù)庫，其性能的好壞主要取決于內(nèi)部表的設(shè)計(jì)和資源的分配是否合理。
Rowkey設(shè)計(jì)
rowkey是HBase實(shí)現(xiàn)分布式的基礎(chǔ)，HBase通過rowkey范圍劃分不同的region，分布式系統(tǒng)的基本要求就是在任何時(shí)候，系統(tǒng)的訪問都不要出現(xiàn)明顯的熱點(diǎn)現(xiàn)象，所以rowkey的設(shè)計(jì)至關(guān)重要，一般我們建議rowkey的開始部分以hash或者M(jìn)D5進(jìn)行散列，盡量做到rowkey的頭部是均勻分布的。禁止采用時(shí)間、用戶id等明顯有分段現(xiàn)象的標(biāo)志直接當(dāng)作rowkey來使用。
列簇設(shè)計(jì)
HBase的表設(shè)計(jì)時(shí)，根據(jù)不同需求有不同選擇，需要做在線查詢的數(shù)據(jù)表，盡量不要設(shè)計(jì)多個(gè)列簇，我們知道，不同的列簇在存儲上是被分開的，多列簇設(shè)計(jì)會造成在數(shù)據(jù)查詢的時(shí)候讀取更多的文件，從而消耗更多的I/O。
TTL設(shè)計(jì)
選擇合適的數(shù)據(jù)過期時(shí)間也是表設(shè)計(jì)中需要注意的一點(diǎn)，HBase中允許列簇定義數(shù)據(jù)過期時(shí)間，數(shù)據(jù)一旦超過過期時(shí)間，可以被major compact進(jìn)行清理。大量無用歷史數(shù)據(jù)的殘余，會造成region體積增大，影響查詢效率。
Region設(shè)計(jì)
一般地，region不宜設(shè)計(jì)成很大，除非應(yīng)用對階段性性能要求很多，但是在將來運(yùn)行一段時(shí)間可以接受停服處理。region過大會導(dǎo)致major compact調(diào)用的周期變長，而單次major compact的時(shí)間也相應(yīng)變長。major compact對底層I/O會造成壓力，長時(shí)間的compact操作可能會影響數(shù)據(jù)的flush，compact的周期變長會導(dǎo)致許多刪除或者過期的數(shù)據(jù)不能被及時(shí)清理，對數(shù)據(jù)的讀取速度等都有影響。相反，小的region意味著major compact會相對頻繁，但是由于region比較小，major compact的相對時(shí)間較快，而且相對較多的major compact操作，會加速過期數(shù)據(jù)的清理。當(dāng)然，小region的設(shè)計(jì)意味著更多的region split風(fēng)險(xiǎn)，region容量過小，在數(shù)據(jù)量達(dá)到上限后，region需要進(jìn)行split來拆分，其實(shí)split操作在整個(gè)HBase運(yùn)行過程中，是被不怎么希望出現(xiàn)的，因?yàn)橐坏┌l(fā)生split，涉及到數(shù)據(jù)的重組，region的再分配等一系列問題。所以我們在設(shè)計(jì)之初就需要考慮到這些問題，盡量避免region的運(yùn)行過程中發(fā)生split。HBase可以通過在表創(chuàng)建的時(shí)候進(jìn)行region的預(yù)分配來解決運(yùn)行過程中region的split產(chǎn)生，在表設(shè)計(jì)的時(shí)候，預(yù)先分配足夠多的region數(shù)，在region達(dá)到上限前，至少有部分?jǐn)?shù)據(jù)會過期，通過major compact進(jìn)行清理后， region的數(shù)據(jù)量始終維持在一個(gè)平衡狀態(tài)。region數(shù)量的設(shè)計(jì)還需要考慮內(nèi)存上的限制，通過前面的介紹我們知道每個(gè)region都有memstore，memstore的數(shù)量與region數(shù)量和region下列簇的數(shù)量成正比,一個(gè)RS下memstore內(nèi)存消耗：
Memory = memstore大小 * region數(shù)量 * 列簇?cái)?shù)量
如果不進(jìn)行前期數(shù)據(jù)量估算和region的預(yù)分配，通過不斷的split產(chǎn)生新的region，容易導(dǎo)致因?yàn)閮?nèi)存不足而出現(xiàn)OOM現(xiàn)象。
