hbase 学习(十三)集群间备份原理

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2)在前一天程序运行当中,edit被从log当中读取来,因此不到并能备份的KeyValues(列族为scoped为GLOBAL的,因此有的是catalog,catalog指的是.META. 和 -ROOT-)

因此1.1.1.3又自己倒腾了一会儿,假设它也挂了,最后的內部会是前一天

1)选择哪个region server去复制

4-2)当目标集群可用了,master的region server会复制积压的日志。

3-1)你这些edit因此被打上master群集的UUID,当buffer写满的前一天因为着读完文件,buffer会发到slave集群的随机的另一3个 region server同步的,收到朋友 的region server把edit分开,另一3个 表另一3个 buffer,当所有的edits被读完前一天,每另一3个 buffer会通过HTable来flush,edits后面 的master集群的UUID被应用到了备份节点,以此并能进行循环备份。

1)当客户端通过api发送Put、Delete因为着ICV到region server,哪些KeyValue被转添加WALEdit,你这些过程会被replication检测到,每另一3个 设置了replication的列族,会把scope添加到edit的日志,因此追加到WAL中,并被应用到MemStore中。

第一层节点记录着region server的机器名,端口号以及start code。

state节点是记录是是是不是并能进行备份的,它后面 记录你这些另一3个 boolean值,true因为着false,它是由hbase.replication决定的,同事它会在ReplicationZookeeper当中缓存,它总也不因为着在shell中执行了stop_replication而改变

2、add_peer

下面朋友 了解一下master和另一3个 slave节点的整个过程。

2)错误恢复,直接来个实际的例子

4、list_peers 查看一下状态

下面是许多具体的操作:

(6)集群间的zookeeper.znode.parent不到相同

下面你这些是设计的內部图:

输入你这些命令,查看它的具体用法,因此添加

现在让1.1.1.2的zookeeper丢失session,观察者会创建另一3个 lock,你这些前一天1.1.1.3完成了,它会把1.1.1.2的给接手过来,在自己的znode下面创建另一3个 新的znode,因此添加dead的server的名称,就像下面前一天子,前一天的1.1.1.2的下面多了一层lock,1.1.1.3下面多了另一3个 ,和它原始的状态也不一样,前面多了个2。

集群之间备份的网址,说明朋友 是为啥么工作的:

假设zookeeper当中的节点是/hbase/replication , 它会有另一3个 子节点。

3-2)这后面 ,因为着slave的region server没有响应,master的region server会停止等待,因此重试,因为着目标的region server还是不可用,它会重新选择别的slave的region server去发送哪些buffer。

0.90.1 并能向0.90.0推送因此0.90.1不到否向0.89.203000725推送

http://hbase.apache.org/replication.html

下一层是需求复制的HLog的队列:

1.1.1.1把1.1.1.3的未完成事业给接过了过来,也不朋友 看完1.1.1.1下面有个三手货和多少二手货。。。

4-1)回到master的region server上,当前WAL的位移offset因为着被注册到了zookeeper后面 。

队列后面 时要复制的HLog,值因为着被复制的最新的位置position。

你这些备份操作是异步的,这因为着,有前一天朋友 的连接因为着是断开的,master的变化不想马上反应到slave当中。备份个格式在设计上是和mysql的statement-based replication是一样的,全部的WALEdits(多种来自Delete和Put的Cell单元)为了保持原子性,会一次性提交。

1、修改hbase-site.xml文件

队列中的每个znode有的是hdfs上的真实的文件名,“地址,端口.时间戳”。

(3)集群间的备份的表名和列族有的是一致

HLogs是region server备份的基础,当朋友 要进行备份时时要保占据 hdfs上,每个region server从它时要的最老的日志始于进行备份,因此把当前的指针保占据 zookeeper当中来比较复杂错误恢复,你这些位置对于每另一3个 slave 集群是不同的,因此对于同另一3个 队列的HLogs是相同的。

3、修改表的REPLICATION_SCOPE

另一3个 有3个region server集群正在和另一3个 peer id为2的集群进行备份,每个region server下面都另一3个 队列

同时WALs会被回滚,因此保存另一3个 队列在zookeeper当中,哪些被region server存档的Logs会更新朋友 在复制程序运行中的内存中的queue的地址。

你这些节点下面记录着所有时要备份的集群和朋友 当前的备份状态,如下:

(5)集群间并能互相访问

peer的id是自己在add_peer前一天,自己提供的,后面 的value是slave集群所使用的zookeeper集群,最后是所在的znode的父节点。

rs的节点下面包括了复制的region server以及需求复制的HLog的队列,看图就知道啦!

(1)hbase的大的版本要一致

在每另一3个 peer节点的下面还另一3个 表示状态的节点:

 要使用你这些集群建备份的功能时要先进行以下的设置:

过程是上述的过程,下面展开讲一下具体的细节。

(2)独立部署的zookeeper集群

5、备份完成前一天要怎样进行数据校验,VerifyReplication也不专门来补救你这些校验的。朋友 时要提供peer的id还有表名,verifyrep是它的简称,要用hadoop jar来运行。

原理说完了,从下面一段话进行你这些备份操作是哪些要求吧

(4)多个slave集群一段话,要0.92以上版本

当master节点准备好备份前一天,它首没有通过slave集群的zookeeper,因此查看朋友 的rs的节点下面有多少可用的rs,因此随机选择朋友 中的一帕累托图,默认是10%,因为着有3000个机器一段话,会选择13个机器去发送。你这些前一天是另一3个 watcher在监视着slave集群的rs下面的变化,因为着节点占据 了变化,它会通知master节点的region server重发。

集群建备份,它是master/slaves內部式的备份,由master推送,前一天更容易跟踪现在备份到哪里了,况且region server是有的是自己的WAL 和HLog日志,它就像mysql的主从备份內部一样,只另一3个 日志来跟踪。另一3个 master集群并能向多个slave集群推送,收到推送的集群会覆盖它本地的edits日志。