從hbase的架構圖上可以看出，hbase中的儲存包括hmaster、hregionserver、hregion、store、memstore、storefile、hfile、hlog等，本篇文章統一介紹他們的作用即儲存結構。
以下是網路上流傳的hbase儲存架構圖:
hbase中的每張表都通過行鍵按照一定的範圍被分割成多個子表（hregion），預設乙個hregion超過256m就要被分割成兩個，這個過程由hregionserver管理，而hregion的分配由hmaster管理。
可以看到，client訪問hbase上的資料並不需要master參與（定址訪問zookeeper和region server，資料讀寫訪問region server），master僅僅維護table和region的元資料資訊（table的元資料資訊儲存在zookeeper上），負載很低。
hregionserver訪問乙個子表時，會建立乙個hregion物件，然後對錶的每個列族建立乙個store例項，每個store都會有乙個memstore和0個或多個storefile與之對應，每個storefile都會對應乙個hfile， hfile就是實際的儲存檔案。因此，乙個hregion有多少個列族就有多少個store。
乙個hregionserver會有多個hregion和乙個hlog。
table在行的方向上分隔為多個region。region是hbase中分布式儲存和負載均衡的最小單元，即不同的region可以分別在不同的region server上，但同乙個region是不會拆分到多個server上。
region按大小分隔，每個表一行是只有乙個region。隨著資料不斷插入表，region不斷增大，當region的某個列族達到乙個閾值（預設256m）時就會分成兩個新的region。
每個region由以下資訊標識：
hregion定位：
region被分配給哪個region server是完全動態的，所以需要機制來定位region具體在哪個region server。
hbase使用三層結構來定位region：
-root-表永遠不會被分隔為多個region，保證了最多需要三次跳轉，就能定位到任意的region。client會講查詢的位置資訊儲存快取起來，快取不會主動失效，因此如果client上的快取全部失效，則需要進行6次網路來回，才能定位到正確的region，其中蠶絲用來發現快取失效，另外三次用來獲取位置資訊。
每乙個region有乙個或多個store組成，至少是乙個store，hbase會把一起訪問的資料放在乙個store裡面，即為每個columnfamily建乙個store，如果有幾個columnfamily，也就有幾個store。乙個store由乙個memstore和0或者多個storefile組成。
hbase以store的大小來判斷是否需要切分region。
memstore 是放在記憶體裡的。儲存修改的資料即keyvalues。當memstore的大小達到乙個閥值（預設64mb）時，memstore會被flush到檔案，即生成乙個快照。目前hbase 會有乙個執行緒來負責memstore的flush操作。
memstore記憶體中的資料寫到檔案後就是storefile，storefile底層是以hfile的格式儲存。
hbase中keyvalue資料的儲存格式，是hadoop的二進位制格式檔案。
首先hfile檔案是不定長的，長度固定的只有其中的兩塊：trailer和fileinfo。trailer中又指標指向其他資料塊的起始點，fileinfo記錄了檔案的一些meta資訊。
data block是hbase io的基本單元，為了提高效率，hregionserver中又基於lru的block cache機制。每個data塊的大小可以在建立乙個table的時候通過引數指定（預設塊大小64kb），大號的block有利於順序scan，小號的block利於隨機查詢。每個data塊除了開頭的magic以外就是乙個個keyvalue對拼接而成，magic內容就是一些隨機數字，目的是煩著資料損壞，結構如下。
hfile結構圖如下：
data block段用來儲存表中的資料，這部分可以被壓縮。
meta block段（可選的）用來儲存使用者自定義的kv段，可以被壓縮。
fileinfo段用來儲存hfile的元資訊，本能被壓縮，使用者也可以在這一部分新增自己的元資訊。
data block index段（可選的）用來儲存meta blcok的索引。
trailer這一段是定長的。儲存了每一段的偏移量，讀取乙個hfile時，會首先讀取trailer，trailer儲存了每個段的起始位置(段的magic number用來做安全check)，然後，datablock index會被讀取到記憶體中，這樣，當檢索某個key時，不需要掃瞄整個hfile，而只需從記憶體中找到key所在的block，通過一次磁碟io將整個 block讀取到記憶體中，再找到需要的key。datablock index採用lru機制淘汰。
hfile的data block，meta block通常採用壓縮方式儲存，壓縮之後可以大大減少網路io和磁碟io，隨之而來的開銷當然是需要花費cpu進行壓縮和解壓縮。目標hfile的壓縮支援兩種方式：gzip、lzo。
另外，針對目前針對現有hfile的兩個主要缺陷：
提出了hfile version2設計：
其實hlog檔案就是乙個普通的hadoop sequence file， sequence file的value是key時hlogkey物件，其中記錄了寫入資料的歸屬資訊，除了table和region名字外，還同時包括sequence number和timestamp，timestamp是寫入時間，equence number的起始值為0，或者是最近一次存入檔案系統中的equence number。
sequence file的value是hbase的keyvalue物件，即對應hfile中的keyvalue。
hlog(wal log)：wal意為write ahead log，用來做災難恢復使用，hlog記錄資料的所有變更，一旦region server 宕機，就可以從log中進行恢復。
logflusher
前面提到，資料以keyvalue形式到達hregionserver，將寫入wal，之後，寫入乙個sequencefile。看過去沒問題，但是因為資料流在寫入檔案系統時，經常會快取以提高效能。這樣，有些本以為在日誌檔案中的資料實際在記憶體中。這裡，我們提供了乙個logflusher的類。它呼叫hlog.optionalsync(),後者根據hbase.regionserver.optionallogflushintervalhbase.regionserver.flushlogentrieslogroller
hbase.regionserver.logroll.period每個region server維護乙個hlog，而不是每乙個region乙個，這樣不同region（來自不同的table）的日誌會混在一起，這樣做的目的是不斷追加單個檔案相對於同時寫多個檔案而言，可以減少磁碟定址次數，因此可以提高table的寫效能。帶來麻煩的時，如果乙個region server下線，為了恢復其上的region，需要講region server上的log進行拆分，然後分發到其他region server上進行恢復。
HBase筆記 儲存結構
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