物理模型

• 每个column family存储在HDFS上的一个单独文件中，空值不会被保存。
• Key 和 Version number在每个column family中均有一份；
• HBase为每个值维护了多级索引，即：<key, columnfamily, columnname, timestamp>；
• 表在行的方向上分割为多个Region；
• Region是Hbase中分布式存储和负载均衡的最小单元，不同Region分布到不同RegionServer上。
• Region按大小分割的，随着数据增多，Region不断增大，当增大到一个阀值的时候，Region就会分成两个新的Region；
• Region虽然是分布式存储的最小单元，但并不是存储的最小单元。每个Region包含着多个Store对象。每个Store包含一个MemStore或若干StoreFile，StoreFile包含一个或多个HFile。MemStore存放在内存中，StoreFile存储在HDFS上。

Region的数量设计

这里需要提一下，每个regionsServer的region数量不要太多，以免造成RS不响应或其它问题。Region的数量由memstore内存使用情况来决定的，

每个region都有至少一个memstore,这个存储的值可分配，一般来说都是128M-256M范围，每个memstore占堆内存的默认值为40%

以下是region的计算公式。

MemStore

将修改信息缓存在内存当中

信息格式为Cell/KeyValue

当flush触发时，MemStore会生成快照保存起来，新的MemStore会继续接收修改信息，指导flush完成之后快照会被删除

当一个MemStore flush发生时，属于同一个region的memStore会一起flush

MemStore Flush刷入触发机制

MemStore的大小达到单个MemStore阀值 

　　hbase.hregion.memstore.flush.size

RegionServer中所有MemStore的使用率超过RS中MemStore上限值，该Server上所有MemStore会执行flush直到完成或者小于RS中MemStore安全值

　　hbase.regionserver.global.memstore.upperLimit

　　或者

　　hbase.regionserver.global.memstore.size

RegionServer中WAL超过WAL阀值

　　hbase.regionserver.max.logs

ROOT表和META表

HBase的所有Region元数据被存储在.META.表中，随着Region的增多，.META.表中的数据也会增大，并分裂成多个新的Region。为了定位.META.表中各个Region的位置，把.META.表中所有Region的元数据保存在-ROOT-表中，最后由Zookeeper记录-ROOT-表的位置信息。所有客户端访问用户数据前，需要首先访问Zookeeper获得-ROOT-的位置，然后访问-ROOT-表获得.META.表的位置，最后根据.META.表中的信息确定用户数据存放的位置，如下图所示。

-ROOT-表永远不会被分割，它只有一个Region，这样可以保证最多只需要三次跳转就可以定位任意一个Region。为了加快访问速度，.META.表的所有Region全部保存在内存中。客户端会将查询过的位置信息缓存起来，且缓存不会主动失效。如果客户端根据缓存信息还访问不到数据，则询问相关.META.表的Region服务器，试图获取数据的位置，如果还是失败，则询问-ROOT-表相关的.META.表在哪里。最后，如果前面的信息全部失效，则通过ZooKeeper重新定位Region的信息。所以如果客户端上的缓存全部是失效，则需要进行6次网络来回，才能定位到正确的Region。

一个完整分布式的HBase的组成示意图如下

Hbase高可用

Write-Ahead-Log（WAL）保障数据高可用

由于HBase的数据是先写入内存，数据累计达到内存阀值时才往磁盘中flush数据，所以，如果在数据还没有flush进硬盘时，regionserver down掉了，内存中的数据将丢失。要想解决这个场景的问题就需要用到WAL（Write-Ahead-Log），tableDesc.setDurability(Durability. SYNC_WAL ) 就是设置写WAL日志的级别，该方式安全性较高，但无疑会一定程度影响性能，请根据具体场景选择使用；

我们理解下HLog的作用。HBase中的HLog机制是WAL的一种实现，而WAL（一般翻译为预写日志）是事务机制中常见的一致性的实现方式。每个RegionServer中都会有一个HLog的实例，RegionServer会将更新操作（如 Put，Delete）先记录到 WAL（也就是HLog）中，然后将其写入到Store的MemStore，最终MemStore会将数据写入到持久化的HFile中（MemStore 到达配置的内存阀值）。这样就保证了HBase的写的可靠性。如果没有 WAL，当RegionServer宕掉的时候，MemStore 还没有写入到HFile，或者StoreFile还没有保存，数据就会丢失。或许有的读者会担心HFile本身会不会丢失，这是由 HDFS 来保证的。在HDFS中的数据默认会有3份。因此这里并不考虑 HFile 本身的可靠性。

HFile由很多个数据块（Block）组成，并且有一个固定的结尾块。其中的数据块是由一个Header和多个Key-Value的键值对组成。在结尾的数据块中包含了数据相关的索引信息，系统也是通过结尾的索引信息找到HFile中的数据。

组件高可用

• Master容错：Zookeeper重新选择一个新的Master。如果无Master过程中，数据读取仍照常进行，但是，region切分、负载均衡等无法进行；
• RegionServer容错：定时向Zookeeper汇报心跳，如果一旦时间内未出现心跳，Master将该RegionServer上的Region重新分配到其他RegionServer上，失效服务器上“预写”日志由主服务器进行分割并派送给新的RegionServer；
• Zookeeper容错：Zookeeper是一个可靠地服务，一般配置3或5个Zookeeper实例。