信息的哲学－－从信息到数据存储，再到数据保护

1 什么是信息

当今信息化时代，信息就是利润，数据就是企业的命根子。世界运行在数据之上。当代量子学的最新理论是：量子其实是一种信息，而不是物质。持有这种观点的量子科学家认为，我们目前的所谓“物质”世界，只不过都是反映在人脑中的一种信息，而不是实实在在的物质。这就像***帝国中的情景一样，人们以为周围的环境都是实实在在的，确不知自己正生活在一个虚拟世界，这个虚拟世界，由一个超级程序员创造。而这个程序员，就是理想中的上帝。这些科学家认为，只有把所有东西理解成信息，才能解释量子理论。咋一看，这有点唯心主义。但是唯物主义者就能自圆其说了么？不能。你能肯定你所触摸到的，所看见的，都是实实在在的所谓“物质”么？不能。因为你眼睛所感知到的，只不过是光线，光触发了你视网膜细胞，产生一系列的生化反应，蛋白质相互作用，神经网络传导，直到你的大脑中枢，产生一系列的脉冲，一系列的逻辑，在你大脑中产生一个刺激。这一系列的脉冲刺激，就是信息，就是逻辑，因为这样，所以那样。如果人为制造出和现实世界相同的光线环境，来刺激你的眼睛，如果丝豪不差 ，那么你同样会认为你所处的，是现实世界，然而，确不是。一个球体，你看见它是圆的，那是因为它在你大脑中产生的刺激，你认为他是圆的，而且可以在平面上平滑滚动，这一系列的性质，其实也是在你大脑中产生的，是你认为他会平滑滚动，而你不能保证，客观实在情况下，它一定就是平滑滚动。而如果把这个球体拿到一个外星生物，对他进行刺激，它可能会“看”到，这个东西，是个正方体，或者是个无规则形状的东西。它不会平滑滚动，只能一蹦一蹦的滚动。为什么两种生物，可能会对一个东西产生不同的概念呢？很简单，因为他们大脑组成不同，生化反应进行的不同，蛋白质相互作用不同，所以产生的逻辑不同，产生的刺激就不同。为什么会产生色盲？因为色盲的视网膜产生的逻辑和正常人不同，所以产生不同的刺激。当然如果一种颜色，比如红色，对一个人产生的刺激，比如抽象的叫做刺激A，而对另一个人产生的刺激，叫做刺激B，但是如果从小就接受颜色训练，就把这种刺激叫做“红色”，不管他是刺激A还是刺激B，那么对正常交流就不会有影响，也就是不同的刺激而已，但是如果接受到的教育，是把这种刺激叫做“绿色”，那么就和其他大多数人不一样了，这是第一种色盲，可以说这种所谓“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，只要告诉他，你看到的这种信息，这种刺激，用语言表达的话，应该叫做“红色”，你小时候，父母对你说错了。而第二种色盲，就是果真色盲了，因为它看到两种颜色，对他的刺激都是相同的，因为他的视网膜上缺少某种生化反应，或者缺少某种蛋白质，也就造成了他缺少区分这两种刺激的逻辑。这种色盲，是不可逆的，因为刺激相同，已经无法区分了。

通过上面的论述，我们能初步认识到：所谓“物质”，最后都是通过信息来表现，你永远不知道理想中的所谓“客观真实”，他到低是什么东西，永远不知道。所谓“不识庐山真面目，只缘身在此山中”，这个道理，古人早就知道了。唯一知道的，就是那个超级程序员，也就是“上帝”。一个东西，在生物眼中，或者触摸感觉中，都是一串电脉冲，都是逻辑，都是信息。可以说，世界在生物眼中就是信息，世界通过信息来反映，脱离了信息，“世界”什么都不是。说到这里，我们完全迷茫了。我们所看到的东西，到低是世界的刺激，还是一场虚幻的刺激？就像玩3D仿真游戏一样，你所看到的，也许只是一场虚幻的刺激，而不是真实世界的刺激。每当想到这里，我不自主的产生一种渺小感，一种失落感，感觉生命已经失去它所存在的意义。每当看见我的身体，我的手脚，它可能只是虚幻的，它只是在刺激你的大脑而已，你割一刀，会产生一个疼痛的刺激，就这么简单的逻辑。

还是那句话，“不识庐山真面目，只缘身在此山中”。不管是否是虚幻的，我们还是要按照程序逻辑，饿了要找饭吃，困了会打瞌睡，不管这些逻辑，是真实存在，还是虚幻的由超级程序员设定的，我们只能遵循它，饿了不吃饭，会饿死，困了不睡觉，也会痛苦。而这些逻辑，同样也是程序。从这种层面上来看，制造出人工智能，是完全可能的，只不过我们还没有掌握上帝的编程技巧。

说到这里我们可能隐约想到，也许上帝也是按照“上帝的上帝”创造的逻辑，来创造他自己的“人工智能”，也就是我们。这样生生不息，轮回往复。看过影片《人工智能》的都了解，最后世界被我们创造出来的机器人所替代。恶劣的环境，已经不再适合肉体人类生存了。人类把自己的细想，赋予了一堆电路，一堆机器。让他们继续延续自己的生命。

我在这里做一个预言。人类赋予他们的程序，也许随着环境的变化，有一天也不再适合他们。所以他们迫切需要进化，他们的逻辑电路，也可以进化，即如果某些电路失效，或者短路之类的，会产生一些奇特的逻辑，不断进化。当一个机器人机械老化的时候，按照程序，他制造出新的机器，将自己的逻辑电路，复制到新的机器上，延续生命，然后新的机器再不断进化。

2。什么是数据

信息是如此重要，以至于人们对他非常重视。如果失去了物质，没什么，但是如果失去了信息，那么一切都就消逝了。所以人们想出一切办法，来使这些信息，能保存下来。要把一种逻辑刺激保存下来，我们知道，一切都是信息，那么保存下来的东西，也是信息，只不过是一种描述信息的信息，这种信息，叫做数据。数据包含了信息，读入数据，就产生信息。也就是读入一种信息，产生另一种信息表示。数据是可以保存在一种物质上的，这种物质对计算机的刺激，就产生了信息，而这些信息继而再对人脑产生刺激，最终决定了我们人类的行为。也就是数据影响人类的行为！

说到这里，我们看出了数据的重要性！他是整个人类发展的重要决定因素。如果数据被破坏，或者篡改，那么就会影响到人类的发展。比如一个控制核爆炸的程序，一旦被篡改，那么后果将会不堪设想。按照我们的结论，一切都是信息，核爆炸也是一种信息，能被感觉到，才是信息，也就是说，对于一个感觉不到任何刺激的人来说，核爆炸，也不算什么灾难了，当然感觉不到刺激的人，称不上人，植物人也能感觉到刺激。

整个世界，可以说是信息之间的相互作用。信息影响信息。

数据如此重要，所以人们想出一切办法来保护这些收据。将信息放在另一种信息上。比如把数据放在磁盘上。数据存放在磁盘上，需要有一定的组织，组织数据，这个任务由文件系统来但当。

3 数据存储

文件系统，其实是一段代码，这段代码本身也是信息，也要存储在磁盘上。不仅仅代码要存在磁盘上，而且代码也要通过读取一些信息，才能完成功能，这些信息，就是文件系统元数据，也就是用来描述文件系统结构的数据。这些元数据也是以文件的形式存放在磁盘上。用文件来描述文件，和用信息来描述信息，他们是归一的，正像用智能来创造智能一样！

关于文件系统的详细模型描述，请参阅《存储秘史》。

4．数据保护

数据保护，就是需要对当前磁盘上的数据，进行备份，以防突如其来的磁盘损坏，或者其他各种原因导致的数据不可被访问，或者部分数据已经损坏，已经影响到了业务层。备份后的数据，可以在数据失败之后，第一时间恢复到生产磁盘上，从而最大程度的降底损失。

5．数据保护的方法

从底层来分，数据保护备份可以分为文件级的保护，和块级的保护。

文件级备份

文件级的备份，即备份软件只能感知到文件这一层，将磁盘上所有的文件，备份到另一个介质上。所以文件级备份软件，要么依靠操作系统提供的文件系统接口来备份文件，要么自己具有文件系统的功能，可以识别文件系统元数据。文件级备份软件的基本机制，就是将数据以文件的形式读出，然后再将读出的文件存储在另外一个介质上。这些文件，在原来的介质上，存放可以是不连续的，各个不连续的块之间的链关系由文件系统来管理。而如果备份软件将这些文件，备份到磁带介质上，那么这些文件必须是连续的，因为磁带不是块设备，由于机械限制，他记录数据的时候，是连续的。磁带上的数据，也需要组织，相对于磁盘文件系统，也有磁带文件系统，准确来说不应该叫做磁带文件系统，而应该叫做磁带数据管理系统。因为对于磁带来说，他没有文件的概念，他记录的数据都是流式的，连续的。数据之间用一些特殊的间隔来分割，从而可以区分一个个的“文件”，其实就是一段段的二进制数据流。因为磁带设备平时几乎应用不到，所以一般操作系统中不会自带这种磁带数据管理系统，而只有备份软件，才带有这种功能。磁带备份文件的时候，会将磁盘上每个文件的属性信息，和实体文件数据一同备份下来，但是不会备份磁盘文件系统的描述信息，比如一个文件所占用的磁盘簇号链表等等，因为利用磁带恢复数据的时候，软件会重构磁盘文件系统，并从磁带读出数据，向磁盘写入数据。

这里说一个题外话，就是数字磁带和模拟磁带的区别。2005年之前，大批的人都带着随身听，里面装一盘磁带，挂着耳机。06年之后，好像再也没看到过带随身听的人，都换成了mp3，mp4了。这个现象就发生在我们身边。随身听用的是模拟磁带，也就是他记录的是模拟信号，电流强，磁化的就强，电流弱，磁化的就弱，磁转成电的时候也一样，用这种磁信号强弱信息来表达声音震动的强弱信息，从而形成音乐。Mp3则是利用数字信息来记录声音震动强弱信息。虽然由模拟转向数字，需要数字采样转换，音乐的质量相对模拟信号来的差，算法也复杂，但是他具有极大的抗干扰能力，而且可以无缝的和计算机结合，形成能发声的计算机（多媒体计算机）。录音带，录像带，都是模拟信号磁带。用于文件备份的磁带，当然是数字磁带，他记录的是磁性的极性，而不是被磁化的强弱，比如用N极来代表1，用S极来代表0。

如果备份软件将文件备份到磁盘介质或者任何其他的块介质上，那么这些文件就可以是不连续的，块设备可以跳跃式的记录数据，而一个完整数据链信息，由管理这种介质的文件系统来记录。磁盘读写速度比磁带要高的多。

近年来出现了VTL，即virtual tape library，虚拟磁带库。即用磁盘来模拟磁带。咋一看比较新鲜，其实实现起来，还是在代码上做改动即可。欺骗上层底层物理介质是磁带，然后自己再按照磁盘的记录方式读写数据，这就是虚拟化的表现。这种方法，提高了速度，用处不小。

数据保护并不是阳春白雪，我们经常用的赛门铁克公司的Ghost，就是一种文件备份软件。他将一个分区或者整块磁盘上的文件，及磁盘分区表，mbr等信息一同备份，打包成一个大文件，系统故障的时候，就可以用软件来读取这个文件，向磁盘中做恢复。Ghost支持多种文件系统，包括linux的ext2。

Veritas，CA等等厂家都有自己的文件级备份软件解决方案。

块级备份

所谓块级的备份，就是备份块设备上的每个块，不管这个块上有没有数据，或者这个块上的数据属于哪个文件。块级别的备份，不考虑文件，原设备有多少容量，就备份多少容量。在这里，“块”这个概念，对于磁盘来说，就是扇区，sector。块级的备份，是最低层的备份，他抛开了文件系统，直接对磁盘扇区进行读取，并将读取到的扇区写入新的磁盘对应的扇区。

这种方式的实例，比如磁盘镜像，就是一个很好的例子。比如raid1，对一块磁盘的读写，完全复制一份到另外的磁盘，两块磁盘内容完全相同。再比如一些数据恢复公司的一些专用设备，磁盘复制机，也是直接读取磁盘扇区，然后拷贝到新的磁盘。

这些备份软件，不经过操作系统的fs接口，而是直接通过磁盘控制器驱动接口，直接读取磁盘，所以相对文件级的备份来说，速度有所加快，但是其备份的数量相对文件级备份要多，会备份许多空扇区，而且备份之后，原来不连续的文件，备份之后还是不连续，有很多碎片。文件级的备份，会将原来不连续的文件，备份成连续存放的文件，恢复的时候，也会在原来的磁盘上连续写入，所以很少造成碎片。有很多系统管理员，都会定时将系统备份并重新导入一次，就是为了剃除磁盘碎片，其实这么做的效果和磁盘碎片整理程序效果一样，但是速度确比后者快的多。

6．高级数据保护方法

远程文件复制

这种方案，即把备份的文件，通过网络传输到异地容灾站点。点型的代表是rsync异步远程文件同步软件。这是一个运行在linux下的文件远程同步软件。他监视文件系统的动作，将文件的变化，通过网络，同步到异地的站点。他可以只复制一个文件中变化过的内容，而不必整个文件都复制，这在同步大文件的时候非常管用。

远程磁盘镜像

这是基于块的远程备份。即通过网络，将备份的数据传输到异地站点。有可以分为同步复制，和异步复制。同步复制，即主站点接受的上层IO数据，必须等待传输到异地站点之后，才通报上层IO成功消息。异步复制，就是上层IO，主站点写入成功，即向上层通报成功，然后后台将数据通过网络传输到异地。前者能保证两地数据的一致性，但是对上层响应较慢。而后者不能实时保证两地数据的一致性，但是对上层响应很快。

所有基于块的备份措施，一般都是在底层设备上进行，而不耗费主机资源。

盘阵厂家的中高端产品，都提供远程镜像服务，比如ibm的PPRC，EMC的SRDF，HDS的Truecopy等等。

块（快）照数据保护

远程镜像，或者本地镜像，确实是对生产卷数据的一种很好的保护，一旦生产卷故障，可以理解切换到镜像卷。但是这个镜像卷，一定要保持一直在线状态，主卷有写IO操作，那么镜像卷也逃不掉。如果此时想某一时刻的整个系统，进行备份，在镜像的环境中，就只能停止应用，使应用不再对卷产生IO操作，然后将镜像关系分离，称作拆分镜像，拆分之后，可以恢复上层的IO。此时的镜像卷，就是主机停止IO那一刻的数据完整镜像，此时可以用备份软件，将镜像卷上的数据，备份到其他介质。拆分镜像，是为了让镜像卷可以被备份软件操作。拆分之后，主卷所做的所有写IO，会以bitmap的方式记录下来（bitmap的概念，请参考《存储秘史》文件系统相关知识），待备份完成之后，可以将镜像关系恢复，此时主卷和镜像卷上的数据是不一致的，需要重新做同步。

可以看到，以上的过程是十分复杂繁锁的，而且需要占用一块和主卷相同容量大小的卷。关键是需要停掉主机IO，这对应用会产生影响。为了解决这个难题，一种解决方案出现了，这就是快照技术。块照的基本思想是，抓取某一时间点，磁盘的所有数据，就像急冻一样，但是还不能真正冻住，主机的IO需要正常执行。这怎么可能呢？快照就将其变成了可能。块照是这样实现的，即先在某一时间点，对于这个时间点之后的所有上层的写IO，先将这个IO对应的块上的数据复制到一个新的卷中存放，并做好原卷中的这个块和新卷中块的对应关系记录，然后才进行上层IO的写入。这样，这一时间点上磁盘的数据，便被保存下来，就像做了急冻一样。这种方法也叫做copy on write，也就是在发生IO写之前，先将待更新块中原来的数据复制出来保存，然后再做新数据的写入，即写时复制。还有一种实现块照的方法，叫做write redirect，当写IO到来的时候，将这个IO重定向到一个新的卷，而不是写原来的卷，并做好新卷上的块和原来卷所应该被写入块的映射记录。这样也同样保存下了这个时刻原来卷上的所有数据，同时不影响后续读写IO操作，因为保持了块映射关系。

在“照”下了这一时刻卷上的数据之后，为了保险起见，最好对那个时刻的数据做一个备份，也就是将这些数据在复制到另外的磁盘或者磁带中。但是也可以不复制，而那时的数据依然会存在，直到手动删除这个块照。如果不对块照做备份，那么一旦此时卷数据失败，块照的数据也不复存在。

不管是copy on write还是write redirect，只要上层有写IO，这个IO块就要占用新卷上的一个块（因为要保留原块的内容，不能被覆盖），如果上层将原卷上的所有数据块都写更新了，那么新卷的容量就需要和原卷的数据量同样大，甚至还大（预防新增数据写入），才可以。但是通常应用不会写覆盖面百分之百，做块照的时候，新卷的容量一般设置成原卷容量的30％就可以。

实际中一般都是用copy on write的方式做块照，因为write redirect方式，每次写IO都需要查一边块映射表，速度慢，耗费资源大。

值得说明的是，块照所冻结下来的卷数据，无异于一次意外掉电之后卷上的数据。为什么这么说呢？我们可以比较一下，意外断电同样是保持了断电那个时间点上的卷数据状态。我们知道，不管是上层应用，还是文件系统，都有自己的缓存，文件系统缓存的是文件系统元数据。并不是每次数据的交互，都保存在磁盘上，它们可以暂时保存在内存中，然后每隔一段时间（linux系统通常为30秒），批量flush到磁盘上。当然编程的时候也可以将每次对内存的写，都flush到磁盘，但是这样做效率和速度打了折扣。而且当flush到磁盘的时候，并不是只做一次IO，如果数据量大，会对磁盘做多次IO，如果块照生成的时间恰恰在这连续的IO之间生成，那么此时卷上的数据，实际上是有可能不一致的。磁盘IO是原子操作（atomic operation），而上层的一次事物操作，可以对应底层的多次原子操作，这其中的一次原子操作，没有业务意义，只有上层的一次完整的事物操作，才有意义。所以如果恰好在一个事物操作对应的多个原子操作的中间，生成块照，那么此时的块照数据，就是不完整的，不一致的。文件系统的机制是这样的，它总是先写入文件的实体数据到磁盘，而文件的元数据，暂不写到磁盘，而是先写入缓存中。这种机制是有他的考虑的，我们想一下，如果fs先把元数据写入磁盘，而在准备写入文件实体数据的时候，突然断电了，那么此时磁盘上的数据是这么一个状态：fs元数据中有这个文件的信息，但是实体数据并没有被写入对应的扇区，那么这些对应的扇区上原来的数据，便会被认为就是这个文件的数据，这显然后果不堪设想。所以fs一定是先写入文件实体数据，完成之后再批量将元数据从缓存中flush到磁盘，如果在实体数据写入磁盘，而元数据还没有写入磁盘之前，断电，那么虽然此时文件实体数据在磁盘上，但是元数据没有在磁盘上，也就是说虽然有你这个人存在，但是你没有×××，那么你就不能公开的进行社会活动，因为你不是这个国家的公民。虽然文件系统这么做，会丢失数据，但是总比向应用提交错误的数据强！大家可以做一个实验，就拿windows来说，你创建一个文件，创建好之后，立即断电，重启之后，会发现刚才创建的文件没了，或者你复制一个小文件，完成后立即断电，重启之后也会发现，复制的文件不见了，为什么？明明创建好的，文件也复制好的，为什么断电重启就没了呢？原因很简单，因为你断电的时候，fs还没有把元数据flush到磁盘上，你就给断电了，此时文件实体收据虽然还在，但是元数据中没有，那么当然看不到它了。

总之，块照极有可能生成一份存在不一致的卷数据。这也没有办法，如果用这份数据做恢复，那么就必须承担数据不一致的风险。最保险的备份，就是将主机停机，此时存储上的数据，一定是一致的。但是谁能忍受停机所带来的损失？所以只能在停机和一致性之间找一个平衡点。而块照是最方便的。块照的最大意义，就是不用“意外磁盘掉电”，就能获得一个时间点的备份，虽然数据此时是不一致的，但是块照可以任意生成，而占用的空间又不会很大（随原卷数据改动多少而定），最重要的是，利用块照，可以做在线恢复，不用停机，只要块照关系没有被切离，而这个在线恢复，速度会非常快，闪速就可以恢复到以前的时间点，这个原理也很简单，因为以前时间点的数据都保留了，而bitmap也记录了，只要在内存中作一下IO重定向，那么上层IO访问的，就立即变成了以前时间点时候的数据了。这就是块照最大的意义。解决块照所导致的数据不一致问题，只能通过最上层的业务逻辑层来解决，比如数据库的日志、文件系统日志等等。

有些块照解决方案，会在主机上安装一个代理软件，当执行快照之前，代理会通知应用或者文件系统将缓存中的数据全部flush到磁盘，然后立即生成块照，这样，一致性就得到了保护。不过相应的也耗费了一定的主机资源和网络资源。

Continuos data protect（cdp，连续数据保护）

SNIA对于CDP给出了如下的定义:持续数据保护(CDP)是这样一种在不影响主要数据运行的前提下，可以实现持续捕捉或跟踪目标数据所发生的任何改变，并且能够恢复到此前任意时间点的方法。CDP系统能够提供块级、文件级和应用级的备份。

有一类所谓near cdp产品，这类产品，一般都是生成高频率的块照而已，比如一小时几十次，上百次等等。用这种方法来保证数据恢复的粒度足够细。

快照，每做一次块照，只能保存那个时间点卷上的数据状态，块照之后的卷数据不会被保存下来。Cdp是这样一种机制，即它可以保护从某时刻开始，卷或者文件在任意此后的时刻的数据状态，也就是数据的每次改变，都会被记录下来，无一遗漏。这个机制咋一看非常神奇，其实它的底层只不过是比块照多了一些考虑而已，下面我们就来分析他的实现原理。

文件级的cdp

顾名思义，文件级cdp，就是通过调用文件系统的相关函数，监视文件系统动作，文件的每一次变化，都会被记录下来。这个功能是分析应用对文件系统的IO数据流，然后计算出文件变化的部分，将其保存在cdp仓库设备（存放cdp数据的介质）中。每次对文件的改变，都会被记录下来。可以对一个文件，或者一个目录，甚至一个卷来监控。文件级的cdp方案，一般需要在生产主机上安装代理，用来监控文件系统IO，并将变化的数据信息传送到cdp仓库介质中。文件级的cdp，能够保证数据的一致性。因为他是作用于文件系统层次，捕获的是完整事物。

块级的cdp

块级的cdp，就是捕获底层卷的写IO变化，并将每次变化的块数据保存下来。我们在这里不探讨具体产品的架构，而只对其底层原理，作一个细至的描述。

Cdp起源于linux下的cdp模块。它持续地捕获所有I/O请求，并且为在这些请求打上时间戳标志。它将数据变化以及时间戳保存下来，以便恢复到过去的任意时刻。

在linux的cdp实现中，包含下列三个设备：

主机磁盘设备（host disk）

Cdp仓库设备（repository）

Cdp元数据设备（metadata）

Cdp代码对机磁盘设备在任意时刻所作的写操作都记录下来，实体数据顺序写入cdp仓库设备中，对于这些实体数据块的描述信息，则被写入到cdp元数据设备的对应扇区。

元数据包含以下信息：

struct metadata {
    int hrs, min, sec; 该数据块被写入主机磁盘设备的时间；
    unsigned int bisize; 该数据块的以字节为单位的长度；
    sector_t cdp_sector; CDP仓库设备中对应数据块的起始扇区编号；
    sector_t host_sector; 该数据块在主机磁盘设备中的起始扇区编号；
};

下图反映了主机磁盘设备和CDP仓库设备之间的关系。CDP仓库设备中按时间顺序保存了对主机磁盘设备的数据修改。A为主机磁盘设备上的一个扇区，该扇区在9:00和9:05分别进行了修改，它在CDP仓库设备中对应的扇区分别为A1和A2。

下图反映了CDP仓库设备和CDP元数据设备之间的关系，它们以写入顺序一一对应。CDP仓库设备中的一个元数据对应CDP元数据设备中一个I/O请求，实际上可能是多个扇区。具体扇区数由元数据中的bisize指定，而起始扇区位置由cdp_sector指定。

全局变量maddr保存了下一个I/O请求在CDP仓库设备上执行的地址（起始扇区编号）。maddr的初值被定义为宏START_METADATA（0）。

unsigned int maddr = START_METADATA;

当一个写请求到来时，对应数据被写到CDP仓库设备中，这时所作的操作如下：

将写入CDP仓库设备的数据块起始扇区编号设置为maddr；

根据要写入主机磁盘设备的数据块的扇区数目增加maddr。

这时，我们要将这里写入的CDP仓库设备的数据块编号记录下来以便构造对应的元数据。

CDP元数据设备

全局变量taddr保存了下一个I/O请求对应的元数据在CDP元数据设备中保存的地址（起始扇区编号）。 taddr的初值被定义为宏START_METADATA（0）。

unsigned int taddr = START_METADATA;

当一个写请求到来时，对应的元数据被记录在CDP元数据设备中。

为了简单起见，在元数据设备上，一个扇区（512字节）只保存一个元数据信息（只有32字节），这样浪费了大量的存储空间，但对元数据设备的处理却非常简单：

将写入CDP元数据设备的元数据起始扇区编号设置为taddr，长度为1个扇区；

将taddr增1。

请求处理过程

请求处理过程是从make_request函数开始的。考虑到读请求的处理的相似性，甚至更为简单，我们这里只分析对写请求的处理过程。我们首先获得当前的系统时间。之后，写请求bio结构（为说明方便，我们记为B）被分为三个写请求bio结构（分别为B0、B1和B2）。这三个bio结构的作用是：

B0：将数据块写到主机磁盘设备；

B1：将数据块写到CDP仓库设备；

B2：将元数据写到CDP元数据设备。

同其它块设备驱动程序的实现一样。我们从B克隆产生B0、B1和B2。然后重定向它们要处理的设备，即bi_bdev域。另外一个大的变动是重新设置了bi_end_io域，用于在I/O请求完成之后进行善后处理。

为了处理善后，还将B0、B1和B2的bi_private指向同一个cdp_bio1结构。从这个结构，我们要能够回到对B的处理。

struct cdp_bio {
    struct bio *master_bio; 原来的bio，通过这个域我们可以从B0、B1、B2找到B
    struct bio *bios[3]; 如果IO为WRITE，这个指针数组分别指向B0、B1、B2，为何需要这个域？
    atomic_t remaining; 这里一个计数器，我们后面将解释。
    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都执行完成后，回去执行B，为此，我们需要一个“have we finished”计数器，这就是原子整型变量remaining。在构造B0、B1、B2时分别递增，同时在B0、B1和B2的I/O完成方法中递减，最后根据该值是否递减到0，来判断B0、B1和B2是否都已经执行完毕。为了防止B0在构造后，在B1和B2构造之前就执行到B0的I/O完成方法，从而使得remaining变成0，这种错误情况。我们没有将remaining的初值设置为0，而是设为1。并在B0、B1、B2都构造完成执行递减一次。

B0、B1、B2都执行完成之后，进行如下的处理：

调用B的善后处理函数；

释放期间分配的数据结构；

向上层buffer cache返回成功/错误码。

另一个需要说明的是对B2的构造，这个bio结构需要处理的是元数据。时间戳已经在进入make_request时获得了保存，而对主机磁盘设备操作的起始扇区和长度从B中可以获得，对应的CDP仓库和CDP元数据的起始地址分别保存在全局变量maddr和taddr中。

数据恢复过程

我们可以将数据恢复到以前的任意时刻。CDP实现代码中提供了一个blk_ioctl函数，用户空间以GET_TIME为参数调用该函数，将主机磁盘设备中的数据恢复到指定的时间点。恢复的过程分为两步：

1. 顺序读取CDP元数据设备的所有扇区，构造一个从主机磁盘设备数据块到CDP仓库设备的（在这个时间点之前）更新数据块的映射。其结果保存在以mt_home为首的（映射表）链表中。

这里需要构造taddr个对CDP元数据设备的读请求，每个请求读取一个扇区。在这些请求的I/O完成方法中，从读到的数据中构造元数据，并递减计数器count。

如果元数据中的时间戳早于或等于指定的恢复时间点，则需要添加或修改mt_home链表的元数据结构。需要说明的是，这些项是以host_sector为关键字索引的，因此添加或修改取决于前面是否出现对同一个host_sector的修改。我们以顺序方式读取的过程中，可以保证host_sector（在指定的恢复时间点之前）的最新修改cdp_sector会出现在这个链表中。

由于计数器count为taddr，如果它递减为0，说明CDP元数据设备中的所有数据均已读出并处理，这时我们可以继续往后面执行。

2. 从CDP仓库设备中读取这些更新的数据块，构造以mt_bi_home为首的链表。

同上面的处理类似，我们需要为mt_home链表中的每一项构造对CDP仓库设备的读请求，每个请求在CDP仓库设备的起始编号取决于cdp_sector域，长度则根据bisize而定。这个请求读出的数据需要被写入到主机磁盘设备中，为此我们在读请求I/O完成函数中，构造一个对应的往主机磁盘设备的写请求bio，该写请求的起始编号取决于host_sector域，长度根据bisize而定，而要写入的数据是刚刚从CDP仓库设备中读出的数据。另外，在读请求I/O完成函数中，还要递减一个计数器，当该计数器递减到0时，说明我们已经全部处理了mt_home链表中的项，这时得到一个以mr_bio_home为首，每项中都指向一个bio结构的链表。

struct list_head mt_home; //BIO更新链表
struct most_recent_blocks { //BIO更新表项
    struct bio *mrbio;
    struct list_head list;
};

3. 将mt_bi_home链表的数据块都恢复到主机磁盘设备中。

这个操作相对比较简单，我们只需要在主机磁盘设备上执行mt_bi_home链表的每一个bio请求项即可。当然，我们要在这些请求项的I/O完成方法中做善后处理，即如果所有请求项都已经执行完毕，则释放mt_home链表和mt_bi_home链表。