HBase数据在写入的时候首先追加写入HLog，再写入Memstore，也就是说一份数据会以两种不同的形式存在于两个地方。

为什么需要sequenceId?

HBase数据在写入的时候首先追加写入HLog，再写入Memstore，也就是说一份数据会以两种不同的形式存在于两个地方。那两个地方的同一份数据需不需要一种机制将两者关联起来?有的朋友要问为什么需要关联这两者，那笔者这里提出三个相关问题：

1. Memstore中的数据flush到HDFS文件中后HLog对应的数据是不是就可以被删除了?不然HLog会无限增长!那问题来了，Memstore中被flush到HDFS的数据，如何映射到HLog中的相关日志数据?

2. HBase中单个HLog都有固定大小，日志文件最大个数也是固定设置的，默认最大HLog文件数量为8。如果日志数量超过这个数量，就必须删除最老的HLog日志。那问题来了，如何知道待删除HLog日志对应的所有数据都已经落盘了?(如果知道哪些数据没有落盘，就可以强制对其执行flush，之后就可以将HLog删除)

3. RegionServer宕机之后Memstore中数据必然会丢失，大家都知道可以通过HLog进行恢复。那问题来了，HLog中哪些数据需要恢复?哪些不需要恢复?

这三个问题从本质上来讲是一个问题，都需要一种介质来表示Memstore中数据Flush的那个点对应HLog哪个位置，这个介质就是本文要介绍的重点-sequenceId

HLog日志核心结构

要理解sequenceId，需要简单了解HBase中HLog文件的基本结构，如下图所示，关注点主要有两点：

1. 每个RegionServer拥有一个或多个HLog(默认只有1个，1.x版本可以开启 MultiWAL 功能，允许多个HLog)。 每个HLog是多个Region共享的 ，如图所示，Region A、Region B和Region C共享一个HLog文件。

2. HLog中日志单元WALEntry表示一次行级更新的最小追加单元(图中红色/黄色小方框) ，它由两部分组成：HLogKey和WALEdit，HLogKey中包含多个属性信息，包含table name、region name、 sequenceid 等; WALEdit用来表示一个事务中的更新集合， 一次行级事务可以原子操作同一行中的多个列。上图中WALEdit包含多个KeyValue。

什么是sequenceid?

sequenceid是region级别一次行级事务的自增序号。这个定义是我琢磨出来的，需要关注的地方有三个：

1. sequenceid是自增序号。很好理解，就是随着时间推移不断自增，不会减小。

2. sequenceid是一次行级事务的自增序号。行级事务是什么?简单点说，就是更新一行中的多个列族、多个列，行级事务能够保证这次更新的原子性、一致性、持久性以及设置的隔离性，HBase会为一次行级事务分配一个自增序号。

3. sequenceid是 region级别 的自增序号。每个region都维护属于自己的sequenceid，不同region的sequenceid相互独立。

在这样的定义条件下，HLog就会如下图所示：

HLog中有两个Region的日志记录，方框中的数字表示sequenceid，随着时间的推移，每个region的sequenceid都独立自增。

问题一：HLog在什么时候可以过期回收?

下图中虚线右侧部分为超过单个HLog大小阈值后切分形成的一个HLog文件，问题是这个文件什么时候可以被系统回收删除。理论上来说只需要这个文件上所有Region对应的最大sequenceid已经落盘就可以删除，比如下图中如果RegionA对应的最大sequenceid(5)已经落盘，同时RegionB对应的最大sequenceid(5)也落盘，那该HLog就可以被删除。那怎么实现的呢?

RegionServer会为每个Region维护了一个变量oldestUnflushedSequenceId(实际上是为每个Store，为了方便讲解，此处暂且认为是Region，不影响原理)，表示这个Region最早的还未落盘的seqid ，即这个seqid之前的所有数据都已经落盘。接下来看看这个值在flush的时候是怎么维护的，以及如何用这个值实现HLog的过期回收判断。

下图是flush过程中oldestUnflushedSequenceId变量变化的示意图，初始时为null，假设在某一时刻阶段二RegionA(红色方框)要执行flush，中间HLog中sequenceId为1~4对应的数据将会落盘，在执行flush之前，HBase会append一个空的Entry到HLog，仅为获取下一个sequenceId(5)，并将这个sequenceId赋给OldestUnflushedSequenceId-RegionA。如图中第三阶段OldestUnflushedSequenceId-RegionA指向sequenceId为5的Entry。

可见，每次flush之后这个变量就会往前移动一段距离。这个变量至关重要，是解决文初提到的三个问题的关键。基于上述对这个变量的理解，来看看下面两种场景下右侧HLog是否可以删除：

很显然，场景一中右侧HLog还有未落盘的数据(sequenceid=5还未落盘)，因此不能删除;而场景二中右侧HLog的所有数据都已经落盘，所以这个HLog理论上就已经可以被删除回收。

问题二：HLog数量超过阈值(maxlogs)之后删除最早HLog，应该强制刷新哪些Region?

假设当前系统设置了HLog的最大数量为32，即hbase.regionserver.maxlogs=32，上图中最左侧HLog是第33个，此时系统会获取到最老的日志(最右侧HLog)，并检查所有的Entry对应的数据是否都已经落盘，如图所示RegionC还有部分数据没有落地，为了安全删除这个HLog就必须强制对该Region执行flush操作，将所有数据落盘。

问题三：RegionServer宕机恢复replay日志时哪些WALEntry需要被回放，哪些会被skip?

理论上来说只需要回放Memstore中没有落地的数据对应的WALEntry，已经落地数据对应的WALEntry可以skip。可问题是RegionServer已经宕机了， 对应信息肯定没有了，如何是好?想办法持久化呗，上文分析oldestUnflushedSequenceId变量是flush时产生的一个变量，这个变量 完全 可以以flush的时候以元数据的形式写到HFile中 (代码见下图)：

这样Region在宕机迁移重新打开之后加载HFile元数据就可以恢复出这个核心变量oldestUnflushedSequenceId(本次flush所生成的所有HFlie中都存储同一个sequenceId)，这个sequenceId在恢复出来之后就可以用来在回放WALEntry的时候过滤哪些Entry需要被回放，哪些会被skip。

这里提一个问题：有没有可能一次flush所生成的所有HFile中存储的sequenceId出现不一致，比如：region中所有store(store1、store2)都执行flush，其中store1执行flush成功，此时oldestUnflushedSequenceId变量成功追加到对应的HFile中;但在store2执行flush之前RegionServer发生宕机异常，store2对应的oldestUnflushedSequenceId变量还是上个文件对应的sequenceId，这种情况下回放数据会不会有影响?如果有，为什么?如果没有，是什么机制保证的?

到目前为止，上面所有分析都基于一个事实：hbase中flush操作是region级别操作，即每次执行flush都需要整个region中的所有store全都执行flush。接下来作为延伸阅读内容，对Per-CF Flush比较感兴趣的可以继续阅读，Per-CF Flush允许系统对某个或某些列组单独执行flush。实现原理与上文所分析内容基本相似。不同的是上文中 oldestUnflushedSequenceId是与region一一对应的，Per-CF Flush中这个参数需要细化到store，与store一一对应。

延伸阅读：Per-CF Flush

region级别flush确实存在不少问题，在多个列族的情况下其中一个store大小超过了阈值(128M)，不论其他store多大多小都会强制落盘，有些很小的列族(几兆)落盘后形成很多特别小的文件，对hbase的读并不是一件好事。

per-cf flush允许单个store执行flush，该feature在1.0.0以上版本已经存在，在1.2.0版本设置为默认策略。 实现这个功能有两个必要的工作，其一是提出一种新的flush策略能够在多个列族中选择一个或者多个单独进行进行flush，目前新策略称为FlushLargerStoresPolicy，即选择当前最大的一个store进行flush。其二是必须将oldestUnflushedSequenceId的粒度从region细化到store，即从map改为map>，上文所述三个问题的判断逻辑也需要修改为store级别判断逻辑。这里使用store级别判断逻辑简单对问题一和问题三进行复盘。

Per-CF Flush策略下，HLog在什么时候可以过期回收?

region级别的判断逻辑主要依赖于map，详见上文。store级别的数据结构改为了map>，其实很容易经过简单的转化又变回region级别，map找到最小的oldestUnflushedSequenceId称为minSeqNum，这样region级别的数据结构就变出来了 – map，其他逻辑都不用变。

Per-CF Flush策略下，RegionServer宕机恢复replay日志时哪些数据需要被回放，哪些会被skip?

这个问题稍微复杂一点，第一个关注的问题是回放粒度的问题。需要回过头来看看HLog中Entry的组成，如图可以知道一个Entry由WALKey和WAKEdit两部分构成，WALKey包含一些基本信息，本文重点关注sequenceId这个变量; WALEdit包含插入\更新的KeyValue集合，这里需要重点注意， 这些KeyValue可能包含一行中多个列族(列)，因此可以说WALEdit会包含多个store更新的KeyValue 。

在All-CF Flush策略下，我们以HLog-Entry为粒度进行数据回放没有任何问题，但是在Per-CF Flush策略下就不再行得通。因为一个HLog-Entry中多个CF的KeyValue是混在一起的，可能部分KV已经落盘，其他部分还没有。因此需要将回放粒度减小到KeyValue级别，一个一个KeyValue分别进行检查回放。

回放粒度问题摸清了，再来关注哪些KeyValue需要被回放，哪些会被skip。上文说过，每次flush的时候对应的oldestUnflushedSequenceId会被持久化到HFile的元数据中。在All-CF Flush策略下，一次flush操作中整个region所有store所持久化的oldestUnflushedSequenceId都相同，因此回放的时候HLog-Entry的sequenceId只需要与这一个oldestUnflushedSequenceId比较就可以，大的话就需要回放，小的话就skip。但在Per-CF的场景下又不再行得通，一个region中不同store都有自己独立的oldestUnflushedSequenceId，因此回放的时候需要根据KeyValue找到对应store，在与该store中的oldestUnflushedSequenceId比较，大的话需要回放，小的话skip。

总结起来就是：skip hlog cells per store when replaying，注意这里蕴含两个点： hlog cells 以及 per store。

全文总结

本文从hbase中非常重要的一个变量(sequenceId)入手，将其所涉及到的WAL模块、Flush模块分别进行了说明。文中只讲了一个大概，很多细节知识并没有深究，有兴趣的同学可以根据文中所讲内容深入源码，相信会比较容易。接下来笔者将会继续根据sequenceId这个话题分析HBase中MVCC机制，敬请期待!

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