HBase的物理模型和读写流程（二）

1. HBase的物理模型

Region是按大小进行分割的，每个表开始只有一个Region。随着数据量的增多，Region不断增大，当增大到液体个阈值的时候，Region就会分出一个新的Region，之后会有越来越多的Region。

Region是HBase中分布式存储和负载均衡的最小单元，不同的Region分布到不同的RegionServer上，如下所示：

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。Region是由一个或多个Store组成的，每个Store由一个MemStore和多个StoreFile组成，数据写入时首先进入到MemStor中并存储在内存中，MemStore中的数据是排序的，当MemStore累计到一定阈值时，就会创建一个新的MemStore，并且将老的MemStore添加到Flush队列，由单独的线程Flush到磁盘上，成为一个StoreFile。当一个Store中的StoreFile达到一定的阈值后，就会进行一次合并操作，将对同一个key的值修改合并到一起，形成一个大的StoreFile。当StoreFile的大小达到一定的阈值后，又会对StoreFile进行切分操作，等分为两个StroeFile。

2. HBase的读写流程

正如HDFS和MapReduce由客户端、数据节点和主节点组成一样，HBase也是采用相同的主从结构模型，他由一个Master节点协调管理一个或多个RegionServer节点。
HBase主节点负责启动整个HBase集群，通过“心跳机制”得到RegionServer节点工作状态，并管理Region数据的分发。当一个RegionServer节点发生故障或宕机后，Master节点中中的HMaster进程将把该节点标记为故障，并协调其他负载较轻的RegionServer节点，将故障RegionServer节点中的数据复制到自己的节点中，以保证数据的完整性。
RegionServer节点主要负责响应客户端的读写请求和数据的存储，定期地通过“心跳机制”向HMaster节点反馈自己的健康状态和数据位置。

2.1 写操作流程

1. Client通过Zookeeper的调度，向HRegionServer发出写数据请求，在HRegion中写数据。
2. 数据被写入HRegion的MemStore，直到MemStore达到预设的阈值。
3. MemStore中的数据被Flush成一个StoreFile
4. 随着StoreFile文件的不断增多，当其数量增长到一定阈值后，触发Compact合并操作，将多个StoreFile合并成一个StoreFile，同时进行版本合并和数据删除。
5. StoreFile通过不断的Compact合并操作，逐步形成越来越大的StoreFile。
6. 单个StoreFile大小超过一定的阈值后，触发Split操作，把当前的HRegion Split成两个新的HRegion。父HRegion会下线，新的Split出的两个HRegion会被HMaster分配到相应的HRegionServer上，使得原先一个HRegion的压力得以分流到两个HRegion上。

2.2 读操作流程

1. Client访问Zookeeper，查找-ROOT-表，获取.META.表信息。
2. 从.META.表查找，获取存放目标数据的HRegion信息，从而找到对应的HRegionServer。
3. 通过HRegionServer获取需要查找的数据。
4. HRegionServer的内存分为MemStore和BlockCache两部分，MemStore主要用于写数据，BlockCache主要用于读数据。读请求将先到MemStore中查数据，如果无法查询到就会转到BlockCache，再查询不到就会到StoreFile，并把读的结果放入BlockCache。