當今信息化時代，信息就是利潤，數據就是企業(yè)的命根子。世界運行在數據之上。當代量子學的最新理論是：量子其實是一種信息，而不是物質。持有這種觀點的量子科學家認為，我們目前的所謂“物質”世界，只不過都是反映在人腦中的一種信息，而不是實實在在的物質。這就像黑客帝國中的情景一樣，人們以為周圍的環(huán)境都是實實在在的，卻不知自己正生活在一個虛擬世界，這個虛擬世界，由一個超級程序員創(chuàng)造。而這個程序員，就是理想中的上帝。這些科學家認為，只有把所有東西理解成信息，才能解釋量子理論。乍一看，這有點唯心主義。但是唯物主義者就能自圓其說了么？不能。你能肯定你所觸摸到的，所看見的，都是實實在在的所謂“物質”么？不能。因為你眼睛所感知到的，只不過是光線，光觸發(fā)了你的視網膜細胞，產生一系列的生化反應，蛋白質相互作用，神經網絡傳導，直到你的大腦中樞，產生一系列的脈沖，一系列的邏輯，在你大腦中產生一個刺激。這一系列的脈沖刺激，就是信息，就是邏輯，因為這樣，所以那樣。如果人為制造出和現實世界相同的光線環(huán)境，來刺激你的眼睛，如果絲毫不差 ，那么你同樣會認為你所處的是現實世界，然而，卻不是。一個球體，你看見它是圓的，那是因為它在你大腦中產生的刺激，你認為他是圓的，而且可以在平面上平滑滾動，這一系列的性質，其實也是在你大腦中產生的，是你認為他會平滑滾動，而你不能保證，客觀實在情況下，它一定就是平滑滾動。而如果把這個球體拿到一個外星生物，對他進行刺激，它可能會“看”到，這個東西，是個正方體，或者是個無規(guī)則形狀的東西。它不會平滑滾動，只能一蹦一蹦的滾動。為什么兩種生物可能會對一個東西產生不同的概念呢？很簡單，因為他們大腦組成不同，生化反應進行的不同，蛋白質相互作用不同，所以產生的邏輯不同，產生的刺激就不同。為什么會產生色盲？因為色盲的視網膜產生的邏輯和正常人不同，所以產生不同的刺激。當然如果一種顏色，比如紅色，對一個人產生的刺激，比如抽象的叫做刺激A，而對另一個人產生的刺激，叫做刺激B，但是如果從小就接受顏色訓練，就把這種刺激叫做“紅色”，不管他是刺激A還是刺激B，那么對正常交流就不會有影響，也就是不同的刺激而已，但是如果接受到的教育，是把這種刺激叫做“綠色”，那么就和其他大多數人不一樣了，這是第一種色盲，可以說這種所謂“色盲”完全是由于后天教育不同而造成的，可以很容易的改正，只要告訴他，你看到的這種信息，這種刺激，用語言表達的話，應該叫做“紅色”，你小時候，父母對你說錯了。第二種色盲，就是果真色盲了，因為它看到兩種顏色，對他的刺激都是相同的，因為他的視網膜上缺少某種生化反應，或者缺少某種蛋白質，也就造成了他缺少區(qū)分這兩種刺激的邏輯。這種色盲，是不可逆的，因為刺激相同，已經無法區(qū)分了?
通過上面的論述，我們能初步認識到：所謂“物質”，最后都是通過信息來表現，你永遠不知道理想中的所謂“客觀真實”，他到底是什么東西，永遠不知道。所謂“不識廬山真面目，只緣身在此山中”，這個道理，古人早就知道了。唯一知道的，就是那個超級程序員，也就是“上帝”。一個東西，在生物眼中，或者觸摸感覺中，都是一串電脈沖，都是邏輯，都是信息?？梢哉f，世界在生物眼中就是信息，世界通過信息來反映，脫離了信息，“世界”什么都不是。說到這里，我們完全迷茫了。我們所看到的東西，到底是世界的刺激，還是一場虛幻的刺激？就像玩3D仿真游戲一樣，你所看到的，也許只是一場虛幻的刺激，而不是真實世界的刺激。每當想到這里，我不自主的產生一種渺小感，一種失落感，感覺生命已經失去它所存在的意義。每當看見我的身體，我的手腳，它可能只是虛幻的，它只是在刺激你的大腦而已，你割一刀，會產生一個疼痛的刺激，就這么簡單的邏輯。
還是那句話，“不識廬山真面目，只緣身在此山中”。不管是否是虛幻的，我們還是要按照程序邏輯，餓了要找飯吃，困了會打瞌睡，不管這些邏輯是真實存在，還是虛幻的由超級程序員設定的，我們只能遵循它，餓了不吃飯，會餓死，困了不睡覺，也會痛苦。而這些邏輯，同樣也是程序。從這種層面上來看，制造出人工智能是完全可能的，只不過我們還沒有掌握上帝的編程技巧。
說到這里我們可能隱約想到，也許上帝也是按照“上帝的上帝”創(chuàng)造的邏輯，來創(chuàng)造他自己的“人工智能”，也就是我們。這樣生生不息，輪回往復?？催^影片《人工智能》的都了解，最后世界被我們創(chuàng)造出來的機器人所替代。惡劣的環(huán)境，已經不再適合肉體人類生存了。人類把自己的思想，賦予了一堆電路，一堆機器，讓他們延續(xù)自己的生命。
我在這里做一個預言：人類賦予他們的程序，也許隨著環(huán)境的變化，有一天也不再適合他們。所以他們迫切需要進化，他們的邏輯電路，也可以進化，即如果某些電路失效，或者短路之類的，會產生一些奇特的邏輯，不斷進化。當一個機器人機械老化的時候，按照程序，他制造出新的機器，將自己的邏輯電路，復制到新的機器上，延續(xù)生命，然后新的機器再不斷進化。
什么是數據
信息是如此重要，以至于人們對它非常重視。如果失去了物質，沒什么，但是如果失去了信息，那么一切都就消逝了。所以人們想出一切辦法，使這些信息能保存下來。要把一種邏輯刺激保存下來，我們知道，一切都是信息，那么保存下來的東西，也是信息，只不過是一種描述信息的信息，這種信息，叫做數據。數據包含了信息，讀入數據，就產生信息。也就是讀入一種信息，產生另一種信息表示。數據是可以保存在一種物質上的，這種物質對計算機的刺激，就產生了信息，而這些信息繼而再對人腦產生刺激，最終決定了我們人類的行為。也就是數據影響人類的行為！
說到這里，我們看出了數據的重要性！它是整個人類發(fā)展的重要決定因素。如果數據被破壞，或者篡改，那么就會影響到人類的發(fā)展。比如一個控制核爆炸的程序，一旦被篡改，那么后果將會不堪設想。按照我們的結論，一切都是信息，核爆炸也是一種信息，能被感覺到，才是信息，也就是說，對于一個感覺不到任何刺激的人來說，核爆炸，也不算什么災難了，當然感覺不到刺激的人，稱不上人，植物人也能感覺到刺激。
整個世界，可以說是信息之間的相互作用。信息影響信息。數據如此重要，所以人們想出一切辦法來保護這些收據。將信息放在另一種信息上。比如把數據放在磁盤上。數據存放在磁盤上，需要有一定的組織，組織數據，這個任務由文件系統(tǒng)來但當。
數據存儲
文件系統(tǒng)，其實是一段代碼，這段代碼本身也是信息，也要存儲在磁盤上。不僅僅代碼要存在磁盤上，而且代碼也要通過讀取一些信息，才能完成功能，這些信息，就是文件系統(tǒng)元數據，也就是用來描述文件系統(tǒng)結構的數據。這些元數據也是以文件的形式存放在磁盤上。用文件來描述文件，和用信息來描述信息，他們是歸一的，正像用智能來創(chuàng)造智能一樣！
關于文件系統(tǒng)的詳細模型描述，請參閱《存儲秘史》。
數據保護
數據保護，就是需要對當前磁盤上的數據，進行備份，以防突如其來的磁盤損壞，或者其他各種原因導致的數據不可被訪問，或者部分數據已經損壞，已經影響到了業(yè)務層。備份后的數據，可以在數據失敗之后，第一時間恢復到生產磁盤上，從而最大程度地減少損失。
數據保護的方法
從底層來分，數據保護備份可以分為文件級的保護和塊級的保護。
文件級備份
如果備份軟件將文件備份到磁盤介質或者任何其他的塊介質上，那么這些文件就可以是不連續(xù)的，塊設備可以跳躍式的記錄數據，而一個完整數據鏈信息，由管理這種介質的文件系統(tǒng)來記錄。磁盤讀寫速度比磁帶要高的多。
近年來出現了VTL，即Virtual Tape Library，虛擬磁帶庫，即用磁盤來模擬磁帶。乍一看比較新鮮，其實實現起來，還是在代碼上做改動即可。欺騙上層底層物理介質是磁帶，然后自己再按照磁盤的記錄方式讀寫數據，這就是虛擬化的表現。這種方法，提高了速度，用處不小。
數據保護并不是陽春白雪，我們經常用的賽門鐵克公司的Ghost，就是一種文件備份軟件。他將一個分區(qū)或者整塊磁盤上的文件，及磁盤分區(qū)表，MBR等信息一同備份，打包成一個大文件，系統(tǒng)故障的時候，就可以用軟件來讀取這個文件，向磁盤中做恢復。Ghost支持多種文件系統(tǒng)，包括linux的ext2。Veritas，CA等等廠家都有自己的文件級備份軟件解決方案。
塊級備份
文件級的備份，即備份軟件只能感知到文件這一層，將磁盤上所有的文件，備份到另一個介質上。所以文件級備份軟件，要么依靠操作系統(tǒng)提供的文件系統(tǒng)接口來備份文件，要么自己具有文件系統(tǒng)的功能，可以識別文件系統(tǒng)元數據。文件級備份軟件的基本機制，就是將數據以文件的形式讀出，然后再將讀出的文件存儲在另外一個介質上。這些文件，在原來的介質上，存放可以是不連續(xù)的，各個不連續(xù)的塊之間的鏈關系由文件系統(tǒng)來管理。而如果備份軟件將這些文件，備份到磁帶介質上，那么這些文件必須是連續(xù)的，因為磁帶不是塊設備，由于機械限制，他記錄數據的時候，是連續(xù)的。磁帶上的數據，也需要組織，相對于磁盤文件系統(tǒng)，也有磁帶文件系統(tǒng)，準確來說不應該叫做磁帶文件系統(tǒng)，而應該叫做磁帶數據管理系統(tǒng)。因為對于磁帶來說，它沒有文件的概念，它記錄的數據都是流式的，連續(xù)的。數據之間用一些特殊的間隔來分割，從而可以區(qū)分一個個的“文件”，其實就是一段段的二進制數據流。因為磁帶設備平時幾乎應用不到，所以一般操作系統(tǒng)中不會自帶這種磁帶數據管理系統(tǒng)，而只有備份軟件，才帶有這種功能。磁帶備份文件的時候，會將磁盤上每個文件的屬性信息，和實體文件數據一同備份下來，但是不會備份磁盤文件系統(tǒng)的描述信息，比如一個文件所占用的磁盤簇號鏈表等等，因為利用磁帶恢復數據的時候，軟件會重構磁盤文件系統(tǒng)，并從磁帶讀出數據，向磁盤寫入數據。
這里說一個題外話，就是數字磁帶和模擬磁帶的區(qū)別。2005年之前，大批的人都帶著隨身聽，里面裝一盤磁帶，掛著耳機。06年之后，好像再也沒看到過帶隨身聽的人，都換成了MP3，MP4了。這個現象就發(fā)生在我們身邊。隨身聽用的是模擬磁帶，也就是他記錄的是模擬信號，電流強，磁化的就強，電流弱，磁化的就弱，磁轉成電的時候也一樣，用這種磁信號強弱信息來表達聲音震動的強弱信息，從而形成音樂。MP3則是利用數字信息來記錄聲音震動強弱信息。雖然由模擬轉向數字，需要數字采樣轉換，音樂的質量相對模擬信號來的差，算法也復雜，但是他具有極大的抗干擾能力，而且可以無縫的和計算機結合，形成能發(fā)聲的計算機（多媒體計算機）。錄音帶，錄像帶，都是模擬信號磁帶。用于文件備份的磁帶，當然是數字磁帶，他記錄的是磁性的極性，而不是被磁化的強弱，比如用N極來代表1，用S極來代表0。
所謂塊級的備份，就是備份塊設備上的每個塊，不管這個塊上有沒有數據，或者這個塊上的數據屬于哪個文件。塊級別的備份，不考慮文件，原設備有多少容量，就備份多少容量。在這里，“塊”這個概念，對于磁盤來說，就是扇區(qū)，sector。塊級的備份，是最低層的備份，他拋開了文件系統(tǒng)，直接對磁盤扇區(qū)進行讀取，并將讀取到的扇區(qū)寫入新的磁盤對應的扇區(qū)。
這種方式的實例，比如磁盤鏡像，就是一個很好的例子。比如RAID1，對一塊磁盤的讀寫，完全復制一份到另外的磁盤，兩塊磁盤內容完全相同。再比如一些數據恢復公司的一些專用設備，磁盤復制機，也是直接讀取磁盤扇區(qū)，然后拷貝到新的磁盤。
這些備份軟件，不經過操作系統(tǒng)的FS接口，而是直接通過磁盤控制器驅動接口，直接讀取磁盤，所以相對文件級的備份來說，速度有所加快，但是其備份的數量相對文件級備份要多，會備份許多空扇區(qū)，而且備份之后，原來不連續(xù)的文件，備份之后還是不連續(xù)，有很多碎片。文件級的備份，會將原來不連續(xù)的文件，備份成連續(xù)存放的文件，恢復的時候，也會在原來的磁盤上連續(xù)寫入，所以很少造成碎片。有很多系統(tǒng)管理員，都會定時將系統(tǒng)備份并重新導入一次，就是為了剃除磁盤碎片，其實這么做的效果和磁盤碎片整理程序效果一樣，但是速度確比后者快得多。
高級數據保護方法
遠程文件復制
這種方案，即把備份的文件，通過網絡傳輸到異地容災站點。典型的代表是rsync異步遠程文件同步軟件。這是一個運行在linux下的文件遠程同步軟件。他監(jiān)視文件系統(tǒng)的動作，將文件的變化，通過網絡，同步到異地的站點。他可以只復制一個文件中變化過的內容，而不必整個文件都復制，這在同步大文件的時候非常管用。
遠程磁盤鏡像
這是基于塊的遠程備份。即通過網絡，將備份的數據傳輸到異地站點。有可以分為同步復制，和異步復制。同步復制，即主站點接受的上層IO數據，必須等待傳輸到異地站點之后，才通報上層IO成功消息。異步復制，就是上層IO，主站點寫入成功，即向上層通報成功，然后后臺將數據通過網絡傳輸到異地。前者能保證兩地數據的一致性，但是對上層響應較慢。而后者不能實時保證兩地數據的一致性，但是對上層響應很快。
所有基于塊的備份措施，一般都是在底層設備上進行，而不耗費主機資源。
盤陣廠家的中高端產品，都提供遠程鏡像服務，比如IBM的PPRC，EMC的SRDF，HDS的Truecopy等等。
照數據保護
遠程鏡像，或者本地鏡像，確實是對生產卷數據的一種很好的保護，一旦生產卷故障，可以立即切換到鏡像卷。但是這個鏡像卷，一定要保持一直在線狀態(tài)，主卷有寫IO操作，那么鏡像卷也逃不掉。如果此時想某一時刻的整個系統(tǒng)，進行備份，在鏡像的環(huán)境中，就只能停止應用，使應用不再對卷產生IO操作，然后將鏡像關系分離，稱作拆分鏡像，拆分之后，可以恢復上層的IO。此時的鏡像卷，就是主機停止IO那一刻的數據完整鏡像，此時可以用備份軟件，將鏡像卷上的數據，備份到其他介質。拆分鏡像，是為了讓鏡像卷可以被備份軟件操作。拆分之后，主卷所做的所有寫IO，會以bitmap的方式記錄下來（bitmap的概念，請參考《存儲秘史》文件系統(tǒng)相關知識），待備份完成之后，可以將鏡像關系恢復，此時主卷和鏡像卷上的數據是不一致的，需要重新做同步。
可以看到，以上的過程是十分復雜繁瑣的，而且需要占用一塊和主卷相同容量大小的卷。關鍵是需要停掉主機IO，這對應用會產生影響。為了解決這個難題，一種解決方案出現了，這就是快照技術?？煺盏幕舅枷胧牵ト∧骋粫r間點，磁盤的所有數據，就像急凍一樣，但是還不能真正凍住，主機的IO需要正常執(zhí)行。這怎么可能呢？快照就將其變成了可能?？煺帐沁@樣實現的，即先在某一時間點，對于這個時間點之后的所有上層的寫IO，先將這個IO對應的塊上的數據復制到一個新的卷中存放，并做好原卷中的這個塊和新卷中塊的對應關系記錄，然后才進行上層IO的寫入。這樣，這一時間點上磁盤的數據，便被保存下來，就像做了急凍一樣。這種方法也叫做copy on write，也就是在發(fā)生IO寫之前，先將待更新塊中原來的數據復制出來保存，然后再做新數據的寫入，即寫時復制。還有一種實現塊快照的方法，叫做write redirect，當寫IO到來的時候，將這個IO重定向到一個新的卷，而不是寫原來的卷，并做好新卷上的塊和原來卷所應該被寫入塊的映射記錄。這樣也同樣保存下了這個時刻原來卷上的所有數據，同時不影響后續(xù)讀寫IO操作，因為保持了塊映射關系。
在“照”下了這一時刻卷上的數據之后，為了保險起見，最好對那個時刻的數據做一個備份，也就是將這些數據在復制到另外的磁盤或者磁帶中。但是也可以不復制，而那時的數據依然會存在，直到手動刪除這個快照。如果不對快照做備份，那么一旦此時卷數據失敗，快照的數據也不復存在。
不管是copy on write還是write redirect，只要上層有寫IO，這個IO塊就要占用新卷上的一個塊（因為要保留原塊的內容，不能被覆蓋），如果上層將原卷上的所有數據塊都寫更新了，那么新卷的容量就需要和原卷的數據量同樣大，甚至還大（預防新增數據寫入），才可以。但是通常應用不會寫覆蓋面百分之百，做快照的時候，新卷的容量一般設置成原卷容量的30％就可以。
實際中一般都是用copy on write的方式做快照，因為write redirect方式，每次寫IO都需要查一遍快映射表，速度慢，耗費資源大。
值得說明的是，快照所凍結下來的卷數據，無異于一次意外掉電之后卷上的數據。為什么這么說呢？我們可以比較一下，意外斷電同樣是保持了斷電那個時間點上的卷數據狀態(tài)。我們知道，不管是上層應用，還是文件系統(tǒng)，都有自己的緩存，文件系統(tǒng)緩存的是文件系統(tǒng)元數據。并不是每次數據的交互，都保存在磁盤上，它們可以暫時保存在內存中，然后每隔一段時間（linux系統(tǒng)通常為30秒），批量flush到磁盤上。當然編程的時候也可以將每次對內存的寫，都flush到磁盤，但是這樣做效率和速度打了折扣。而且當flush到磁盤的時候，并不是只做一次IO，如果數據量大，會對磁盤做多次IO，如果快照生成的時間恰恰在這連續(xù)的IO之間生成，那么此時卷上的數據，實際上是有可能不一致的。磁盤IO是原子操作（atomic operation），而上層的一次事物操作，可以對應底層的多次原子操作，這其中的一次原子操作，沒有業(yè)務意義，只有上層的一次完整的事物操作，才有意義。所以如果恰好在一個事物操作對應的多個原子操作的中間，生成快照，那么此時的快照數據，就是不完整的，不一致的。文件系統(tǒng)的機制是這樣的，它總是先寫入文件的實體數據到磁盤，而文件的元數據，暫不寫到磁盤，而是先寫入緩存中。這種機制是有他的考慮的，我們想一攏?如果FS先把元數據寫入磁盤，而在準備寫入文件實體數據的時候，突然斷電了，那么此時磁盤上的數據是這么一個狀態(tài)：FS元數據中有這個文件的信息，但是實體數據并沒有被寫入對應的扇區(qū)，那么這些對應的扇區(qū)上原來的數據，便會被認為就是這個文件的數據，這顯然后果不堪設想。所以FS一定是先寫入文件實體數據，完成之后再批量將元數據從緩存中flush到磁盤，如果在實體數據寫入磁盤，而元數據還沒有寫入磁盤之前，斷電，那么雖然此時文件實體數據在磁盤上，但是元數據沒有在磁盤上，也就是說雖然有你這個人存在，但是你沒有身份證，那么你就不能公開的進行社會活動，因為你不是這個國家的公民。雖然文件系統(tǒng)這么做，會丟失數據，但是總比向應用提交錯誤的數據強！大家可以做一個實驗，就拿Windows來說，你創(chuàng)建一個文件，創(chuàng)建好之后，立即斷電，重啟之后，會發(fā)現剛才創(chuàng)建的文件沒了，或者你復制一個小文件，完成后立即斷電，重啟之后也會發(fā)現，復制的文件不見了，為什么？明明創(chuàng)建好的，文件也復制好的，為什么斷電重啟就沒了呢？原因很簡單，因為你斷電的時候，FS還沒有把元數據flush到磁盤上，你就給斷電了，此時文件實體數據雖然還在，但是元數據中沒有，那么當然看不到它了。
總之，快照極有可能生成一份存在不一致的卷數據。這也沒有辦法，如果用這份數據做恢復，那么就必須承擔數據不一致的風險。最保險的備份，就是將主機停機，此時存儲上的數據，一定是一致的。但是誰能忍受停機所帶來的損失？所以只能在停機和一致性之間找一個平衡點。而快照是最方便的。
有些快照解決方案，會在主機上安裝一個代理軟件，當執(zhí)行快照之前，代理會通知應用或者文件系統(tǒng)將緩存中的數據全部flush到磁盤，然后立即生成快照，這樣，一致性就得到了保護。不過相應的也耗費了一定的主機資源和網絡資源。
Continuos Data Protect（CDP，連續(xù)數據保護）
SNIA對于CDP給出了如下的定義:持續(xù)數據保護(CDP)是這樣一種在不影響主要數據運行的前提下，可以實現持續(xù)捕捉或跟蹤目標數據所發(fā)生的任何改變，并且能夠恢復到此前任意時間點的方法。CDP系統(tǒng)能夠提供塊級、文件級和應用級的備份。
有一類所謂Near CDP產品，這類產品，一般都是生成高頻率的快照而已，比如一小時幾十次，上百次等等。用這種方法來保證數據恢復的粒度足夠細。
快照，每做一次快照，只能保存那個時間點卷上的數據狀態(tài)，快照之后的卷數據不會被保存下來。CDP是這樣一種機制，即它可以保護從某時刻開始，卷或者文件在任意此后的時刻的數據狀態(tài)，也就是數據的每次改變，都會被記錄下來，無一遺漏。這個機制乍一看非常神奇，其實它的底層只不過是比快照多了一些考慮而已，下面我們就來分析它的實現原理。
文件級的CDP
顧名思義，文件級CDP，就是通過調用文件系統(tǒng)的相關函數，監(jiān)視文件系統(tǒng)動作，文件的每一次變化，都會被記錄下來。這個功能是分析應用對文件系統(tǒng)的IO數據流，然后計算出文件變化的部分，將其保存在CDP倉庫設備（存放CDP數據的介質）中。每次對文件的改變，都會被記錄下來。可以對一個文件，或者一個目錄，甚至一個卷來監(jiān)控。文件級的CDP方案，一般需要在生產主機上安裝代理，用來監(jiān)控文件系統(tǒng)IO，并將變化的數據信息傳送到CDP倉庫介質中。文件級的CDP，能夠保證數據的一致性。因為他是作用于文件系統(tǒng)層次，捕獲的是完整事物。
塊級的CDP
塊級的CDP，就是捕獲底層卷的寫IO變化，并將每次變化的塊數據保存下來。我們在這里不探討具體產品的架構，而只對其底層原理，作一個細致的描述。
CDP起源于linux下的CDP模塊。它持續(xù)地捕獲所有I/O請求，并且為在這些請求打上時間戳標志。它將數據變化以及時間戳保存下來，以便恢復到過去的任意時刻。
在linux的CDP實現中，包含下列三個設備：
主機磁盤設備（host disk）
CDP倉庫設備（repository）
CDP元數據設備（metadata）
CDP代碼對機磁盤設備在任意時刻所作的寫操作都記錄下來，實體數據順序寫入CDP倉庫設備中，對于這些實體數據塊的描述信息，則被寫入到CDP元數據設備的對應扇區(qū)。
元數據包含以下信息：
struct metadata {
int hrs, min, sec; 該數據塊被寫入主機磁盤設備的時間；
unsigned int bisize; 該數據塊的以字節(jié)為單位的長度；
sector_t cdp_sector; CDP倉庫設備中對應數據塊的起始扇區(qū)編號；
sector_t host_sector; 該數據塊在主機磁盤設備中的起始扇區(qū)編號；
};
下圖反映了主機磁盤設備和CDP倉庫設備之間的關系。CDP倉庫設備中按時間順序保存了對主機磁盤設備的數據修改。A為主機磁盤設備上的一個扇區(qū)，該扇區(qū)在9:00和9:05分別進行了修改，它在CDP倉庫設備中對應的扇區(qū)分別為A1和A2。
下圖反映了CDP倉庫設備和CDP元數據設備之間的關系，它們以寫入順序一一對應。CDP倉庫設備中的一個元數據對應CDP元數據設備中一個I/O請求，實際上可能是多個扇區(qū)。具體扇區(qū)數由元數據中的bisize指定，而起始扇區(qū)位置由cdp_sector指定。
全局變量maddr保存了下一個I/O請求在CDP倉庫設備上執(zhí)行的地址（起始扇區(qū)編號）。maddr的初值被定義為宏START_METADATA（0）。
unsigned int maddr = START_METADATA;
當一個寫請求到來時，對應數據被寫到CDP倉庫設備中，這時所作的操作如下：
將寫入CDP倉庫設備的數據塊起始扇區(qū)編號設置為maddr；
根據要寫入主機磁盤設備的數據塊的扇區(qū)數目增加maddr。
這時，我們要將這里寫入的CDP倉庫設備的數據塊編號記錄下來以便構造對應的元數據。
CDP元數據設備
全局變量taddr保存了下一個I/O請求對應的元數據在CDP元數據設備中保存的地址（起始扇區(qū)編號）。 taddr的初值被定義為宏START_METADATA（0）。
unsigned int taddr = START_METADATA;
當一個寫請求到來時，對應的元數據被記錄在CDP元數據設備中。
為了簡單起見，在元數據設備上，一個扇區(qū)（512字節(jié)）只保存一個元數據信息（只有32字節(jié)），這樣浪費了大量的存儲空間，但對元數據設備的處理卻非常簡單：
將寫入CDP元數據設備的元數據起始扇區(qū)編號設置為taddr，長度為1個扇區(qū)；
將taddr增1。
請求處理過程
請求處理過程是從make_request函數開始的?？紤]到讀請求的處理的相似性，甚至更為簡單，我們這里只分析對寫請求的處理過程。我們首先獲得當前的系統(tǒng)時間。之后，寫請求bio結構（為說明方便，我們記為B）被分為三個寫請求bio結構（分別為B0、B1和B2）。這三個bio結構的作用是：
B0：將數據塊寫到主機磁盤設備；
B1：將數據塊寫到CDP倉庫設備；
B2：將元數據寫到CDP元數據設備。
同其它塊設備驅動程序的實現一樣。我們從B克隆產生B0、B1和B2。然后重定向它們要處理的設備，即bi_bdev域。另外一個大的變動是重新設置了bi_end_io域，用于在I/O請求完成之后進行善后處理。
為了處理善后，還將B0、B1和B2的bi_private指向同一個cdp_bio1結構。從這個結構，我們要能夠回到對B的處理。
struct cdp_bio {
struct bio *master_bio; 原來的bio，通過這個域我們可以從B0、B1、B2找到B
struct bio *bios[3]; 如果IO為WRITE，這個指針數組分別指向B0、B1、B2，為何需要這個域？
atomic_t remaining; 這里一個計數器，我們后面將解釋。
unsigned long state; 在I/O完成方法中使用
};
善后工作的主要目的是：在B0、B1和B2都執(zhí)行完成后，回去執(zhí)行B，為此，我們需要一個“have we finished”計數器，這就是原子整型變量remaining。在構造B0、B1、B2時分別遞增，同時在B0、B1和B2的I/O完成方法中遞減，最后根據該值是否遞減到0，來判斷B0、B1和B2是否都已經執(zhí)行完畢。為了防止B0在構造后，在B1和B2構造之前就執(zhí)行到B0的I/O完成方法，從而使得remaining變成0，這種錯誤情況。我們沒有將remaining的初值設置為0，而是設為1。并在B0、B1、B2都構造完成執(zhí)行遞減一次。
B0、B1、B2都執(zhí)行完成之后，進行如下的處理：
調用B的善后處理函數；
釋放期間分配的數據結構；
向上層buffer cache返回成功/錯誤碼。
另一個需要說明的是對B2的構造，這個bio結構需要處理的是元數據。時間戳已經在進入make_request時獲得了保存，而對主機磁盤設備操作的起始扇區(qū)和長度從B中可以獲得，對應的CDP倉庫和CDP元數據的起始地址分別保存在全局變量maddr和taddr中。
數據恢復過程
我們可以將數據恢復到以前的任意時刻。CDP實現代碼中提供了一個blk_ioctl函數，用戶空間以GET_TIME為參數調用該函數，將主機磁盤設備中的數據恢復到指定的時間點?；謴偷倪^程分為兩步：
1. 順序讀取CDP元數據設備的所有扇區(qū)，構造一個從主機磁盤設備數據塊到CDP倉庫設備的（在這個時間點之前）更新數據塊的映射。其結果保存在以mt_home為首的（映射表）鏈表中。
這里需要構造taddr個對CDP元數據設備的讀請求，每個請求讀取一個扇區(qū)。在這些請求的I/O完成方法中，從讀到的數據中構造元數據，并遞減計數器count。
如果元數據中的時間戳早于或等于指定的恢復時間點，則需要添加或修改mt_home鏈表的元數據結構。需要說明的是，這些項是以host_sector為關鍵字索引的，因此添加或修改取決于前面是否出現對同一個host_sector的修改。我們以順序方式讀取的過程中，可以保證host_sector（在指定的恢復時間點之前）的最新修改cdp_sector會出現在這個鏈表中。
由于計數器count為taddr，如果它遞減為0，說明CDP元數據設備中的所有數據均已讀出并處理，這時我們可以繼續(xù)往后面執(zhí)行。
2. 從CDP倉庫設備中讀取這些更新的數據塊，構造以mt_bi_home為首的鏈表。
同上面的處理類似，我們需要為mt_home鏈表中的每一項構造對CDP倉庫設備的讀請求，每個請求在CDP倉庫設備的起始編號取決于cdp_sector域，長度則根據bisize而定。這個請求讀出的數據需要被寫入到主機磁盤設備中，為此我們在讀請求I/O完成函數中，構造一個對應的往主機磁盤設備的寫請求bio，該寫請求的起始編號取決于host_sector域，長度根據bisize而定，而要寫入的數據是剛剛從CDP倉庫設備中讀出的數據。另外，在讀請求I/O完成函數中，還要遞減一個計數器，當該計數器遞減到0時，說明我們已經全部處理了mt_home鏈表中的項，這時得到一個以mr_bio_home為首，每項中都指向一個bio結構的鏈表。
struct list_head mt_home; //BIO更新鏈表
struct most_recent_blocks { //BIO更新表項
struct bio *mrbio;
struct list_head list;
};
3. 將mt_bi_home鏈表的數據塊都恢復到主機磁盤設備中。
這個操作相對比較簡單，我們只需要在主機磁盤設備上執(zhí)行mt_bi_home鏈表的每一個bio請求項即可。當然，我們要在這些請求項的I/O完成方法中做善后處理，即如果所有請求項都已經執(zhí)行完畢，則釋放mt_home鏈表和mt_bi_home鏈表。
