文档介绍：学口色
数据备份技术方案
0T
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前言 3
系统保存一份文件和其对应簇号的映射链。因为映射链本身和簇位图也是文件，有自己的映射链，所以针对重要的元数据，有一个固定的入口： root inode
写入新数据
查找簇位图，找位值为 0的簇号
计算所需空间，分配簇号给文件
将数据写入簇，再去文件一一簇号映射图更新
将对应的簇映射关系记录下来，到簇位图将对应位置改为 1。
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删除数据
直接在簇号映射链中抹掉
簇位图对应簇改为 00
可以看出删除数据实际上不会抹掉实际的数据。所以，最重要的不是数据，而是文件簇号映射链和位图等元数据。
bitmap
i
查找bit ej p
| 文件系统二写霰霜号分配空闿
I幡改映射表修改bitmap
直接在映射坡中抹去
■删除数据〜
bitmap 废为。
也就是说我们要做备份，只需要把某时刻的文件系统中的映射图表保存下来。但是必须保
证卷上的数据不被 IO写入了，同时又要不应用还不能中断。既然原来的空间不能再写了，我们可以写到其他的空闲区域。
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思路一：Copy on First Write (CoFW) ,在覆盖数据块之前，需要将被覆盖的数据块内
容复制出来，放到空闲的空间。
系统中将有两套元数据链，原来的元数据指向当前，快照的元数据链指向历史。原来的
存储空间永远是最新的数据，历史数据会逐渐搬出到空闲空间里面。
康餐之前把数据袋削出来
C 口 FW 原来G 指向当前
I E吸引
快照
(指向宣制后的毅据―
ni wr ■
思路二：Redirect on First Write (RoFW) 。先复制元数据，然后将针对源文件的更改都重定向到空余空间，同时更新元数据。
与CoFW 不同的是，原来的数据块不会被覆盖。同样的，系统也有两套元数据，一套是快照保存下来的，永远不更新，一套是源文件系统的，不断的更新。
其实只有首次覆盖的时候，才重定向，因为重定向以后的数据块，哪怕被覆盖了，也不影响之前快照保存的数据了。
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到这一步，看上去挺完美，实际上存在一个问题：如果元数据特别大怎么办？对于海量庞
大的文件系统，元数据量可能到 GB级别。如果复制的话，时间上仍然太多。
我们可以回头想想，实际上元数据可以看做指针，指向具体存储的位置。我们复制到元数
据，相当于复制了一堆指针。现在元数据太多了，我们能不能把这个元数据链的指针给复制了？
当然可以，元数据有个根入口块，或者称为 Super Block ,这个块是固定不变的，里面存放有
指向下一级元数据链块的指针。
那么操作系统每次载入元数据的时候，都需要从这个地址读入 Super Block ,从而一层
层的遍历。
基于物理卷的快照
基于物理卷的快照比文件系统快照要简单得多。因为 LUN 一般在底层磁盘上是恒定的，
不像文件系统一样可以随机细粒度的分布。所以可以认为 LUN的元数据就是在底层磁盘的起
始和结束地址。这样在快照的时候，需要复制的元数据就更少了，但是完成了以后，需要按照一定粒度来做 CoFW或者RoFW ,还需要记录更多数据映射指针，就比较难受了。
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对于实现了块级虚拟化的系统如 NetApp、XIV、3PAR等，它们的LUN在底层位置是不
固定的，LUN就相当于一个文件，存在元数据链来进行映射管理的维护，所以这些系统实现快照的原理与文件系统快照类似。
基于物理卷的快照，相当于给物理卷增加了 “卷扇区映射管理系统” 。在底层卷实现快照，
可以减轻文件系统的负担。
卷扇区方都是用 LBA来编号的，实现快照的时候，程序首先保留一张初始 LBA表，每当
有新的写入请求的时候，重定向到另一个地方，并在初始的 LBA表中做好记录，比如：
原始LBA :卷A的10000 号，映射到 LBA :卷 B的100号。
值得说明的是，文件系统无法感知重定向，文件系统在它的映射图里面还是记录了原始的
LBA地址。此时如果来了新的写 IO ,有两种方式一种是 Write Redirect ，另外一种是 Copy on
Write 。
所谓 Write Redirect 就是将文件系统的读写请求，重定向到卷 B,这样每次IO其实都会
查找快照映射表，降低了性能。所以引入了 Copy on Write 。
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所谓Copy on write ，