插入一條資料到某個表，因為hbase通過zookeeper協調
client 首先連線zookeeper，從zookeeper中獲取表region相關資訊。
根據要插入的rowkey，獲取指定的regionserver資訊，如果是批量提交的話，會把rowkey根據hregion location進行分組。
當得到了需要訪問的regionserver之後，client，會向對應的regionserver發起寫請求，並將對應的資料傳送到該regionserver檢查操作，看region是不是唯讀狀態，blockmemorysize大小限制等。
資料寫入流程，依次將資料寫入memorystore 和hlog，只有這兩個都寫入成功，此次寫入才算成功。
寫入memorystore 和hlog的過程比較複雜，需要獲取相關的鎖，而且寫入memorystore 和hlog是原子性的，要麼都成功，要麼都失敗。
當寫入memorystore的資料大小達到我們設定的閾值之後，會將memorystore flush 成 stroefile檔案，當storefile檔案增長到一定數量之後，會觸發 compact合併機制，將多個storefile 合併為乙個大的storefile檔案，如果region大到一定的閾值，會將region一分為二，hbase給兩個region分配相應的regionserver進行管理，從而分擔壓力。
regionserver處理資料的輸入輸出請求，regionserver管理多個region，region是資料儲存的基本單元。
乙個region只儲存乙個column family的資料，或者乙個column family的一部分。當region達到一定大小之後，會根據rowkey的排序，劃分多個region每乙個region又劃分多個store物件，每個store物件，包括乙個memorystore 和乙個到多個storefile，memorystore是資料在記憶體中的實體，並且是有序的。
當有資料寫入的時候，會先寫入memorystore，當memorystore達到一定大小的時候會flush到storefile，storefile是hfile的一層封裝，hfile儲存在hdfs上,所以儲存到hbase中的資料最終會儲存到hdfs。
那麼hbase怎麼保證記憶體中資料不會丟失，hlog 是wal的一種實現，預寫日誌。他是事務中常見的一種保證一致性實現方式,每乙個regionserver都有乙個hlog例項，每乙個hbase的更新操作，都會先寫入memorystore中，然後更新到hlog中，只有成功更新到hlog之後，這條資料才會更新成功。這樣，就算memorystore中資料丟失，也可以通過hlog恢復。 注意，一般的wal預寫日誌，是先寫入日誌，再寫入記憶體的，而hbase是先寫入記憶體，後寫入日誌，依託mvcc模式，確保資料不會丟失。
rowkey讀取為例，跟寫流程一樣，先跟zookeeper簡歷連線，通過訪問meta regionserver節點資訊，hbase的meta表快取到本地，獲取要訪問的表的region的資訊。
當client知道要訪問的表在哪個regionserver之後，client就對那個regionserver 發起讀請求。
regionserver接收該讀請求之後，經過複雜的處理之後，就將結果返回給客戶端。
(regionserver先掃瞄自己的memorystore，如果沒有找到，就會掃瞄blockcache加速讀內容的緩衝區，如果還沒有找到，就會到storefile中查詢這條資料，然後將這條資料返回給client
)通過對讀寫流程的描述，發現client對hbase讀寫請求，跟hmaster沒有任何關係，客戶端只需要知道zookeeper的位址即可。
為什麼client只需要知道zookeeper位址就可以了呢？
hmaster啟動的時候，會把meta資訊表載入到zookeeper。
meta資訊表儲存了hbase所有的表，所有的region的詳細的資訊，比如region開始的key，結束的key，所在regionserver的位址。meta資訊表就相當於乙個目錄，通過它，可以快速定位到資料的實際位置，所以讀寫資料，只需要跟zookeeper對應的regionserver進行互動就可以了。hmaster只需要儲存region和表的元資料資訊，協調各個regionserver，所以他的負載就小了很多。
hbase三大模組如何一起協作的。(hmaster,regionserver,zookeeper)
通過三個問題解釋
1.當hbase啟動的時候發生了什麼？
hmaster啟動的時候會連線zookeeper，將自己註冊到zookeeper，首先將自己註冊到backup master上，因為可能會有很多的節點搶占master，最終的active master要看他們搶占鎖的速度。
將會把自己從backup master刪除，成為active master之後，才會去例項化一些類，比如master filesytem，table state manager
當乙個節點成為active master之後，他就會等待regionserver匯報。
首先regionserver註冊zookeeper，之後向hmaster匯報。hmaster現在手裡就有乙份關於regionserver狀態的清單，對各個regionserver（包括失效的）的資料進行整理，
最後hmaster整理出了一張meta表，這張表中記錄了，所有表相關的region，還有各個regionserver到底負責哪些資料等等。然後將這張表，交給zookeeper。
之後的讀寫請求，都只需要經過zookeeper就行了。
backup master 會定期同步 active master資訊，保證資訊是最新的。
2.如果regionserver失效了，會發生什麼？
如果某乙個regionserver掛了，hmaster會把該regionserver刪除，之後將regionserver儲存的資料，分配給其他的regionserver，將更新之後meta表，交給zookeeper
所以當某乙個regionserver失效了，並不會對系統穩定性產生任何影響。
3.當hmaster失效後會發生什麼？
如果active 的hmaster出現故障
處於backup狀態的其他hmaster節點會推選出乙個轉為active狀態。
當之前出現故障的hmaster從故障中恢復，他也只能成為backup hmaster，等待當前active hmaster失效了，他才有機會重新成為active hmaster
對於ha高可用集群，當active狀態的hmaster失效，會有處於backup 的hmaster可以頂上去，集群可以繼續正常執行。
如果沒有配置ha，那麼對於客戶端的新建表，修改表結構等需求，因為新建表，修改表結構，需要hmaster來執行，會涉及meta表更新。那麼 會丟擲乙個hmaster 不可用的異常，但是不會影響客戶端正常的讀寫資料請求。
HDFS讀寫流程詳細解讀
在這裡插入描述 讀取檔案過程簡述 1 客戶端向namenode發起讀資料請求 2 namenode響應請求並告訴客戶端要讀的檔案的資料塊位置 存在哪個datanode上 3 客戶端到對應datanode讀取資料，當資料讀取到達末端，關閉與這個datanode的連線，並查詢下乙個資料塊，直到檔案資料全...
HBase 讀寫流程
1.讀流程 client先訪問zookeeper，從meta表讀取region的位置，然後讀取meta表中的資料。meta中又儲存了使用者表的region資訊 根據namespace 表名和rowkey在meta表中找到對應的region資訊 找到這個region對應的regionserver 查詢...
HBase讀寫流程
1 client先訪問zookeeper，從meta表讀取region的位置，然後讀取meta表中的資料。meta中又儲存了使用者表的region資訊 2 根據namespace 表名和rowkey在meta表中找到對應的region資訊 3 找到這個region對應的regionserver 4 ...