From:

https://blog.csdn.net/wuxintdrh/article/details/69056188

写操作：

Client写入，存入Memstore，Memstore满则Flush成一个Storefile，Storefile文件数量增长到一定的阈值，触发Compact合并操作，多个Storefile合并成一个Storefile，同时进行版本合并和数据删除，当Storefile compact后，逐步形成越来越大的store file，单个store file大小超过一定的阈值后触发split操作，把当前region分裂为两个region，原来的region下线，新的2个region会被hmaster分配到hregionserver上（负载均衡），使得原先1个Region的压力分流到两个上，Hbase只是增加数据，所有的更新和删除操作都是在COMPACT阶段做的。所以用户操作只需要写入到内存即返回，保证IO性能

写入先memstore, storefile,compact,split

读操作：

Client->zookeeper->.ROOT->.META->用户数据表zookeeper记录了.ROOT的路径信息（root只有一个region），.ROOT理记录了.META的region信息（.META信息可能有多个region）

Hbase中，所有的存储文件都被划分成若干小块存储，这些小存储块在get或scan操作时会加载到内存中

Hbase顺序的读取一个数据块到内存缓存中，其读取相邻的数据时就可以在内存中读取而不是从磁盘中再次读取，减少IO次数

HLog

每个HRegionServer中都会有一个HLog（Write Ahead Log），每次用户操作写入Memstore的同时，也写入一份到HLog文件，该文件定期滚动出新，并删除旧的文件（已经持久化到Storefile中的数据）。当HRegionServer意外终止后，HMaster会通过zookeeper感知，HMaster首先处理遗留的HLog文件，将不同的region的log数据拆分，分别放到相应的region目录下，然后再将失效的region重新分配，领取到这些region的HRegionServer在load region的过程中，会发现有历史的HLog需要处理，因此会replay HLog中的数据到memstore中，然后flush到storefile，完成数据恢复