Hbase是主从架构，Hmaster是主，Hregionserver是从
1、HBase 有两张特殊表：
.meta.：记录了用户表的 Region 信息，.META.可以有多个 regoin
-root-：记录了.META.表的 Region 信息，-ROOT-只有一个 region
2、Client 访问用户数据前需要首先访问 zookeeper，找到-root-表的 region 所在的位置，然后 访问-root-表，接着访问.meta.表，最后才能找到用户数据的位置去访问，中间需要多次网络 操作，不过 client 端会做 cache 缓存。
1、ZooKeeper 为 HBase 提供 Failover （故障切换）机制，选举 master，避免单点 master 单点故障问题
2、存储所有 Region 的寻址入口：-root-表在哪台服务器上。-root-这张表的位置信息
3、实时监控 RegionServer 的状态，将 RegionServer 的上线和下线信息实时通知给 Master
4、存储 HBase 的 schema，包括有哪些 table，每个 table 有哪些 column family
1、为 RegionServer 分配 region
2、负责 RegionServer 的负载均衡
3、发现失效的 RegionServer 并重新分配其上的 region
4、HDFS 上的垃圾文件（hbase）回收
5、处理 schema 更新请求（表的创建，删除，修改，列簇的增加等等）
1、RegionServer 维护 Master 分配给它的 region，处理对这些 region 的 IO 请求
2、RegionServer 负责 Split 在运行过程中变得过大的 region，负责 Compact 操作
任何时刻，一个 region 只能分配给一个 region server。master 记录了当前有哪些可用的 region server。以及当前哪些 region 分配给了哪些 region server，哪些 region 还没有分配。当需要 分配的新的 region，并且有一个 region server 上有可用空间时，master 就给这个 region server 发送一个装载请求，把 region 分配给这个 region server。region server 得到请求后，就开始 对此 region 提供服务。
master 使用 zookeeper 来跟踪 region server 状态。当某个 region server 启动时，会首先在 zookeeper 上的 server 目录下建立代表自己的 znode。由于 master 订阅了 server 目录上的变 更消息，当 server 目录下的文件出现新增或删除操作时，master 可以得到来自 zookeeper 的 实时通知。因此一旦 region server 上线，master 能马上得到消息。
当 region server 下线时，它和 zookeeper 的会话断开，zookeeper 而自动释放代表这台 server 的文件上的独占锁。master 就可以确定：
region server 和 zookeeper 之间的网络断开了。region server 挂了。无论哪种情况，region server 都无法继续为它的 region 提供服务了，此时 master 会删除 server 目录下代表这台 region server 的 znode 数据，并将这台 region server 的 region 分配给其它还 活着的同志。
master 启动进行以下步骤: 1、从zookeeper上获取唯一一个代表 active master 的锁，用来阻止其它 master 成为 master。 2、扫描 zookeeper 上的 server 父节点，获得当前可用的 region server 列表。 3、和每个 region server 通信，获得当前已分配的 region 和 region server 的对应关系。 4、扫描.META.region 的集合，计算得到当前还未分配的 region，将他们放入待分配 region 列表。
由于 master 只维护表和 region 的元数据，而不参与表数据 IO 的过程，master 下线仅导致所有元数据的修改被冻结(无法创建删除表，无法修改表的 schema，无法进行 region 的负载均衡，无法处理 region 上下线，无法进行 region 的合并，唯一例外的是 region 的 split 可以正常进行，因为只有 region server 参与)，表的数据读写还可以正常进行。因此 master 下线短时间内对整个 hbase 集群没有影响。从上线过程可以看到，master 保存的信息全是可以冗余信息（都可以从系统其它地方收集到或者计算出来）因此，一般 hbase 集群中总是有一个 master 在提供服务，还有一个以上的 master 在等待时机抢占它的位置。
可以看到，client 访问 hbase 上数据的过程并不需要 master 参与（寻址访问 zookeeper 和 RegioneServer，数据读写访问 RegioneServer），master 仅仅维护者 table 和 region 的元数据 信息，负载很低。 .meta. 存的是所有的 region 的位置信息，那么 RegioneServer 当中 region 在进行分裂之后 的新产生的 region，是由 master 来决定发到哪个 RegioneServer，这就意味着，只有 master 知道 new region 的位置信息，所以，由 master 来管理.meta.这个表当中的数据的 CRUD ，所以结合以上两点表明，在没有 region 分裂的情况，master 宕机一段时间是可以忍受的。
1、Table 中的所有行都按照 row key 的字典序排列。
2、Table 在行的方向上分割为多个 Hregion。
3、Hregion 按大小分割的( 任何一个列族的 storefiles大小达到10G的时候分裂)，每个表一开始只有一个 Hregion，随着数据不断插入表， Hregion 不断增大，当增大到一个阀值的时候，Hregion 就会等分会两个新的 Hregion。当表 中的行不断增多，就会有越来越多的 Hregion。
4、Hregion 是 Hbase 中分布式存储和负载均衡的最小单元。最小单元就表示不同的 Hregion
可以分布在不同的 HRegion server 上。但一个 Hregion 是不会拆分到多个 server 上的。
5、HRegion 虽然是负载均衡的最小单元，但并不是物理存储的最小单元。事实上，HRegion
由一个或者多个 Store 组成，每个 Store 保存一个 Column Family。每个 Strore 又由一个
memStore 和 0 至多个 StoreFile 组成
1、Store： 每一个region内部 物理存储可以进行细分的 每一个Store— 一个列族 每一个Store — hdfs的底层的文件夹 每一个Store中都会进行存储行健信息 每一个store中 包含一个memstore 和 0到多个storefile
2、memstore: 每一个store中的内存存储 默认大小：
<property> <name>hbase.hregion.memstore.flush.size</name> <value>134217728</value> </property> 默认大小是128M 3、Storefile: memstore flush出来的一个磁盘文件
注意：
写操作先写入 memstore，当 memstore 中的数据量达到某个阈值，HRegionServer 启动 flushcache 进程写入 storefile，每次写入形成单独一个 Hfile ，当某一个storefile 大小超过一定阈值后，会把当前的 region 分割成两个，并由 HMaster 分配给相应region 服务器，实现负载均衡客户端检索数据时，先在 memstore 找，找不到再找 storefile1.StoreFile通过客户端写出来的文件格式是Hfile，HFile是hbase指定结构 ，hbase专有存储结构
HFile格式如下: 2.首先 HFile 文件是不定长的，长度固定的只有其中的两块：Trailer 和 FileInfo。
Trailer 中有指针指向其他数据块的起始点。FileInfo 中记录了文件的一些 Meta 信息，例如：AVG_KEY_LEN, AVG_VALUE_LEN, LAST_KEY, COMPARATOR, MAX_SEQ_ID_KEY 等。3.HFile 分为六个部分：
Data Block 段–保存表中的数据，这部分可以被压缩Meta Block 段 (可选的)–保存用户自定义的 kv 对，可以被压缩。File Info 段–Hfile 的元信息，不被压缩，用户也可以在这一部分添加自己的元信息。Data Block Index 段–Data Block 的索引。每条索引的 key 是被索引的 block 的第一条记录的 key。Meta Block Index 段 (可选的)–Meta Block 的索引。Trailer 段–这一段是定长的。保存了每一段的偏移量，读取一个 HFile 时，会首先读取 Trailer， Trailer保存了每个段的起始位置(段的Magic Number用来做安全校验)，然后，DataBlock Index 会被读取到内存中，这样，当检索某个 key 时，不需要扫描整个 HFile，而只需从内存中找到key所在的block，通过一次磁盘io将整个block读取到内存中，再找到需要的key。DataBlock Index 采用 LRU 机制淘汰。 HFile 的 Data Block，Meta Block 通常采用压缩方式存储，压缩之后可以大大减少网络 IO 和磁 盘 IO，随之而来的开销当然是需要花费 cpu 进行压缩和解压缩。 目标 Hfile 的压缩支持两种方式：Gzip，LZO。 Data Index 和 Meta Index 块记录了每个 Data 块和 Meta 块的起始点。 Data Block 是 HBase I/O 的基本单元，为了提高效率，HRegionServer 中有基于 LRU 的 Block Cache 机制。每个 Data 块的大小可以在创建一个 Table 的时候通过参数指定，大号的 Block 有利于顺序 Scan，小号 Block 利于随机查询。 每个 Data 块除了开头的 Magic 以外就是一个 个 KeyValue 对拼接而成, Magic 内容就是一些随机数字，目的是防止数据损坏。 HFile 里面的每个 KeyValue 对就是一个简单的 byte 数组。但是这个 byte 数组里面包含了很 多项，并且有固定的结构。
Data的结构：
开始是两个固定长度的数值，分别表示 Key 的长度和 Value 的长度。紧接着是 Key，开始是 固定长度的数值，表示 RowKey 的长度，紧接着是 RowKey，然后是固定长度的数值，表示 Family 的长度，然后是 Family，接着是 Qualifier，然后是两个固定长度的数值，表示 Time Stamp 和 Key Type（Put/Delete）。Value 部分没有这么复杂的结构，就是纯粹的二进制数据了。
write-ahead-log 写前日志 | 预写日志文件,记录文件写的日志的 向hbase写入数据,会先把日志（操作）写入wal文件中,目的：避免数据丢失 进行数据恢复
每个 Region Server 维护一个 Hlog,而不是每个 Region 一个。这样不同 region(来自不同 table) 的日志会混在一起，这样做的目的是不断追加单个文件相对于同时写多个文件而言，可以减 少磁盘寻址次数，因此可以提高对 table 的写性能。带来的麻烦是，如果一台 region server 下线，为了恢复其上的 region，需要将 region server 上的 log 进行拆分，然后分发到其它 region server 上进行恢复。
