HStore：它是HBase存储的核心，由MemStore和StoreFiles两部分组成。MemStore是内存缓冲区，用户写入的数据首先会放入MemStore，当MemStore满了以后会Flush成一个StoreFile（底层实现是HFile），当StoreFile的文件数量增长到一定阈值后，会触发Compact合并操作，将多个StoreFiles合并成一个StoreFile，合并过程中会进行版本合并和数据删除操作。因此，可以看出HBase其实只有增加数据，所有的更新和删除操作都是在后续的Compact过程中进行的，这样使得用户的写操作只要进入内存就可以立即返回，保证了HBaseI/O的高性能。当StoreFiles Compact后，会逐步形成越来越大的StoreFile，当单个StoreFile大小超过一定阈值后，会触发Split操作，同时把当前的HRegion Split成2个HRegion，父HRegion会下线，新分出的2个子HRegion会被HMaster分配到相应的HRegionServer，使得原先1个HRegion的负载压力分流到2个HRegion上。
HLog：每个HRegionServer中都有一个HLog对象，它是一个实现了Write Ahead Log的预写日志类。在每次用户操作将数据写入MemStore的时候，也会写一份数据到HLog文件中，HLog文件会定期滚动刷新，并删除旧的文件（已持久化到StoreFile中的数据）。当HMaster通过Zookeeper感知到某个HRegionServer意外终止时，HMaster首先会处理遗留的 HLog文件，将其中不同HRegion的HLog数据进行拆分，分别放到相应HRegion的目录下，然后再将失效的HRegion重新分配，领取到这些HRegion的HRegionServer在加载 HRegion的过程中，会发现有历史HLog需要处理，因此会Replay HLog中的数据到MemStore中，然后Flush到StoreFiles，完成数据恢复。
2.3 ROOT表和META表HBase的所有HRegion元数据被存储在.META.表中，随着HRegion的增多，.META.表中的数据也会增大，并分裂成多个新的HRegion。为了定位.META.表中各个HRegion的位置，把.META.表中所有HRegion的元数据保存在-ROOT-表中，最后由Zookeeper记录-ROOT-表的位置信息。所有客户端访问用户数据前，需要首先访问Zookeeper获得-ROOT-的位置，然后访问-ROOT-表获得.META.表的位置，最后根据.META.表中的信息确定用户数据存放的位置，如下图所示。
-ROOT-表永远不会被分割，它只有一个HRegion，这样可以保证最多只需要三次跳转就可以定位任意一个HRegion。为了加快访问速度，.META.表的所有HRegion全部保存在内存中。客户端会将查询过的位置信息缓存起来，且缓存不会主动失效。如果客户端根据缓存信息还访问不到数据，则询问相关.META.表的Region服务器，试图获取数据的位置，如果还是失败，则询问-ROOT-表相关的.META.表在哪里。最后，如果前面的信息全部失效，则通过ZooKeeper重新定位HRegion的信息。所以如果客户端上的缓存全部是失效，则需要进行6次网络来回，才能定位到正确的HRegion。
3 HBase数据模型HBase是一个类似于BigTable的分布式数据库，它是一个稀疏的长期存储的（存在HDFS上）、多维度的、排序的映射表。这张表的索引是行关键字、列关键字和时间戳。HBase的数据都是字符串，没有类型。
可以将一个表想象成一个大的映射关系，通过行键、行键+时间戳或行键+列（列族：列修饰符），就可以定位特定数据。由于HBase是稀疏存储数据的，所以某些列可以是空白的。上表给出了com.cnn.www网站的数据存放逻辑视图，表中仅有一行数据，行的唯一标识为“com.cnn.www”，对这行数据的每一次逻辑修改都有一个时间戳关联对应。表中共有四列：contents:html、anchor:cnnsi.com、anchor:my.look.ca、mime:type，每一列以前缀的方式给出其所属的列族。
行键（RowKey）是数据行在表中的唯一标识，并作为检索记录的主键。在HBase中访问表中的行只有三种方式：通过某个行键访问、给定行键的范围访问、全表扫描。行键可以是任意字符串（最大长度64KB）并按照字典序进行存储。对于那些经常一起读取的行，需要对键值精心设计，以便它们能放在一起存储。
4 HBase读写流程