[官方文档]http://hbase.apache.org/book.html#regions.arch
[模型论文]http://0b4af6cdc2f0c5998459-c0245c5c937c5dedcca3f1764ecc9b2f.r43.cf2.rackcdn.com/9353-login1210_khurana.pdf
大数据量存储，大数据量高并发操作
需要对数据随机读写操作
读写访问均是非常简单的操作
1.HBase数据模型术语
Table（表格）
一个HBase表格由多行组成。
Row（行）
HBase中的行里面包含一个key和一个或者多个包含值的列。行按照行的key字母顺序存储在表格中。因为这个原因，行的key的设计就显得非常重要。数据的存储目标是相近的数据存储到一起。一个常用的行的key的格式是网站域名。如果你的行的key是域名，你应该将域名进行反转(org.apache.www, org.apache.mail, org.apache.jira)再存储。这样的话，所有Apache域名将会存储在一起，好过基于子域名的首字母分散在各处。
Column（列）
HBase中的列包含用：分隔开的列族和列的限定符。
Column Family（列族）
因为性能的原因，列族物理上包含一组列和它们的值。每一个列族拥有一系列的存储属性，例如值是否缓存在内存中，数据是否要压缩或者他的行key是否要加密等等。表格中的每一行拥有相同的列族，尽管一个给定的行可能没有存储任何数据在一个给定的列族中。
Column Qualifier（列的限定符）
列的限定符是列族中数据的索引。例如给定了一个列族content，那么限定符可能是content:html，也可以是content:pdf。列族在创建表格时是确定的了，但是列的限定符是动态地并且行与行之间的差别也可能是非常大的。
Cell（单元）
单元是由行、列族、列限定符、值和代表值版本的时间戳组成的。
Timestamp（时间戳）
时间戳是写在值旁边的一个用于区分值的版本的数据。默认情况下，时间戳表示的是当数据写入时RegionSever的时间点，但你也可以在写入数据时指定一个不同的时间戳。
2.概念视图
一个名为webable的表格，表格中有两行（com.cnn.www 和 com.example.www）和三个列族（contents, anchor, 和 people）。在这个例子当中，第一行(com.cnn.www)中anchor包含两列（anchor:cssnsi.com, anchor:my.look.ca）和content包含一列（contents:html）。这个例子中com.cnn.www拥有5个版本而com.example.www有一个版本。contents:html列中包含给定网页的整个HTML。anchor限定符包含能够表示行的站点以及链接中文本。People列族表示跟站点有关的人。
在HBase中，表格中的单元如果是空将不占用空间或者事实上不存在。这就使得HBase看起来“稀疏”。
下面的方式以多维度映射的方式来表达相同的信息。下面只是一个用于说明目的的模型可能不是百分百的精确。
{
"com.cnn.www": {
contents: {
t6: contents:html: "<html>..."
t5: contents:html: "<html>..."
t3: contents:html: "<html>..."
}
anchor: {
t9: anchor:cnnsi.com = "CNN"
t8: anchor:my.look.ca = "CNN.com"
}
people: {}
}
"com.example.www": {
contents: {
t5: contents:html: "<html>..."
}
anchor: {}
people: {
t5: people:author: "John Doe"
}
}
}
```
####2.物理视图
尽管一个概念层次的表格可能看起来是由一些列稀疏的行组成，但他们是通过**列族来存储**的。一个新建的限定符(column_family:column_qualifier)可以随时地添加到已存在的列族中。
概念视图中的空单元实际上是没有进行存储的。因此对于返回时间戳为t8的contents:html的值的请求，结果为空。同样的，一个返回时间戳为t9的anchor:my.look.ca的值的请求，结果也为空。然而，如果没有指定时间戳的话，那么会返回特定列的最新值。对有多个版本的列，优先返回最新的值，因为时间戳是按照递减顺序存储的。因此对于一个返回com.cnn.www里面所有的列的值并且没有指定时间戳的请求，返回的结果会是时间戳为t6的contents:html 的值、时间戳 t9的anchor:cnnsi.com f的值和时间戳t8的 anchor:my.look.ca 。
####物理存储
```
1.Table 中所有行按照row key 的字典排序
2.Table 在行的分割方向上分割为多个Region
3. Region 按大小分割的，每个表开始只有一个Region 随着数据增多，region 不断增大，当增
大到一个阀值的时候。Region 就会等分成2个Region 之后会有越来越多的Region
4. Region是Hbase 中分布式存储和负载均衡的最小单元，不同的Region 分布在不同的RegionServer
5.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由一个或者多个Store组成，每个store保存一个columns family；每个Strore又由一个memStore和0至多个StoreFile组成，StoreFile包含HFile；memStore存储在内存中，StoreFile存储在HDFS上
```
####2.Hbase基本组件
######Client
包含访问HBase的接口，并维护cache来加快对HBase的访问，比如region的位置信息
######Master
为Region server分配region
负责Region server的负载均衡
发现失效的Region server并重新分配其上的region
管理用户对table的增删改查操作
######Region Server
Regionserver维护region，处理对这些region的IO请求
Regionserver负责切分在运行过程中变得过大的region
######Zookeeper作用
通过选举，保证任何时候，集群中只有一个master，Master与RegionServers 启动时会向ZooKeeper注册
存贮所有Region的寻址入口
实时监控Region server的上线和下线信息。并实时通知给Master
存储HBase的schema和table元数据
默认情况下，HBase 管理ZooKeeper 实例，比如， 启动或者停止ZooKeeper
Zookeeper的引入使得Master不再是单点故障
**该机制用于数据的容错和恢复：**
每个HRegionServer中都有一个HLog对象，HLog是一个实现Write AheadLog的类，在每次用户操作写入MemStore的同时，也会写一份数据到HLog文件中（HLog文件格式见后续），HLog文件定期会滚动出新的，并删除旧的文件（已持久化到StoreFile中的数据）。当HRegionServer意外终止后，HMaster会通过Zookeeper感知到，HMaster首先会处理遗留的HLog文件，将其中不同Region的Log数据进行拆分，分别放到相应region的目录下，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HLog需要处理，因此ReplayHLog中的数据到MemStore中，然后flush到StoreFiles，完成数据恢复
**HBase容错性**
Master容错：Zookeeper重新选择一个新的Master
无Master过程中，数据读取仍照常进行；
无master过程中，region切分、负载均衡等无法进行；
**RegionServer容错：**
定时向Zookeeper汇报心跳，如果一旦时间内未出现心跳，Master将该RegionServer上的Region重新分配到其他RegionServer上，失效服务器上“预写”日志由主服务器进行分割并派送给新的RegionServer
***Region定位流程：***
**(1)寻找RegionServer**
ZooKeeper-->-ROOT-(单Region)-->.META.-->用户表
**(2)-ROOT-**
表包含.META.表所在的region列表，该表只会有一个Region；
Zookeeper中记录了-ROOT-表的location。
**(3).META.**
表包含所有的用户空间region列表，以及RegionServer的服务器地址。
