Hbase为啥存取速度快--第四弹
B+ 树
b+树在查询过程中应该是不会慢的，但如果数据插入比较无序的时候，比如先插入5 ，然后10000，然后3，然后800， 这样跨度很大的数据的时候，就需要先“找到这个数据应该被插入的位置”，然后插入数据。这个查找到位置的过程，如果非常离散，那么就意味着每次查找的时候，他的叶子节点都不在内存中，这时候就必须使用磁盘寻道时间来进行查找了。更新基本与插入是相同的。
LSM 树
那么，LSM Tree采取了什么样的方式来优化这个问题呢？简单来说，就是 放弃磁盘读性能 来换取 写的顺序性。
- 内存的速度远超磁盘，1000倍以上。而读取的性能提升，主要还是依靠内存命中率而非磁盘读的次数
- 写入不占用磁盘的io，读取就能获取更长时间的磁盘io使用权，从而也可以提升读取效率。
我们假设要写入一个1000个节点的key是随机数的数据。
对磁盘来说，最快的写入方式一定是顺序的将每一次写入都直接写入到磁盘中即可。
但这样带来的问题是，我没办法查询，因为每次查询一个值都需要遍历整个数据才能找到，这个读性能就太悲剧了。。
那么如果我想获取磁盘读性能最高，应该怎么做呢？把数据全部排序就行了，b树就是这样的结构。
那么，b树的写太烂了，我需要提升写，可以放弃部分磁盘读性能，怎么办呢？
简单，那就弄很多个小的有序结构，比如每m个数据，在内存里排序一次，下面100个数据，再排序一次……这样依次做下去，我就可以获得N/m个有序的小的有序结构。
在查询的时候，因为不知道这个数据到底是在哪里，所以就从最新的一个小的有序结构里做二分查找，找得到就返回，找不到就继续找下一个小有序结构，一直到找到为止。
很容易可以看出，这样的模式，读取的时间复杂度是(N/m)*log2N 。读取效率是会下降的。
这就是最本来意义上的LSM tree的思路。
那么这样做，性能还是比较慢的，于是需要再做些事情来提升，怎么做才好呢？
于是引入了以下的几个东西来改进它
1. Bloom filter : 就是个带随即概率的bitmap,可以快速的告诉你，某一个小的有序结构里有没有指定的那个数据的。于是我就可以不用二分查找，而只需简单的计算几次就能知道数据是否在某个小集合里啦。效率得到了提升，但付出的是空间代价。
2. 小树合并为大树： 也就是大家经常看到的compact的过程，因为小树他性能有问题，所以要有个进程不断地将小树合并到大树上，这样大部分的老数据查询也可以直接使用log2N的方式找到，不需要再进行(N/m)*log2n的查询了。
这就是LSMTree的核心思路和优化方式。
B树存储引擎是B树的持久化实现，不仅支持单条记录的增、删、读、改操作，还支持顺序扫描（B+树的叶子节点之间的指针），对应的存储系统就是关系数据库（Mysql等）。
LSM树（Log-Structured Merge Tree）存储引擎和B树存储引擎一样，同样支持增、删、读、改、顺序扫描操作。而且通过批量存储技术规避磁盘随机写入问题。当然凡事有利有弊，LSM树和B+树相比，LSM树牺牲了部分读性能，用来大幅提高写性能。
LSM树的设计思想非常朴素：将对数据的修改增量保持在内存中，达到指定的大小限制后将这些修改操作批量写入磁盘，不过读取的时候稍微麻烦，需要合并磁盘中历史数据和内存中最近修改操作，所以写入性能大大提升，读取时可能需要先看是否命中内存，否则需要访问较多的磁盘文件。极端的说，基于LSM树实现的HBase的写性能比Mysql高了一个数量级，读性能低了一个数量级。
LSM树原理把一棵大树拆分成N棵小树，它首先写入内存中，随着小树越来越大，内存中的小树会flush到磁盘中，磁盘中的树定期可以做merge操作，合并成一棵大树，以优化读性能。
以上这些大概就是HBase存储的设计主要思想，这里分别对应说明下：
因为小树先写到内存中，为了防止内存数据丢失，写内存的同时需要暂时持久化到磁盘，对应了HBase的MemStore和HLog
MemStore上的树达到一定大小之后，需要flush到HRegion磁盘中（一般是Hadoop DataNode），这样MemStore就变成了DataNode上的磁盘文件StoreFile，定期HRegionServer对DataNode的数据做merge操作，彻底删除无效空间，多棵小树在这个时机合并成大树，来增强读性能。
