存储其实就是一台主机，上面也运行着各种各样的应用程序，可以在原本的裸数据之上实现更高级的功能，实现更多的附加值。现在的高端存储越来越开发，比如EMC 的 V-MAX，高端存储也用普通的x86了。

存储系统有两大功能：数据存储和数据管理。

• 数据存储：控制器、磁盘、HBA卡等，主要是提供裸数据存储服务。

• 数据管理：分层、快照、克隆等高级功能。又可把数据管理部分分为对数据的前处理和后处理

  • 前处理：数据未放入磁盘之前的初加工，或者对存放空间做预先准备，比如精简、重删

  • 后处理：数据写入磁盘之后，再将数据读出来进行处理。比如数据迁移。

  有些功能既有前处理的过程，又有后处理的过程。比如快照，快照的生成是后处理，但是生产后，每个IO会Copy on Write，这就是典型的前处理。

  所以存储除了比主机多运行了一些更强大更复杂的功能之外，其他与主机无异，比如快照、重删、镜像、复制等。

Thin Provision

超供的模式

精简也即Thin Provision，但是精简这种翻译故弄玄虚，不如叫超供(Over Allocation)最能反映本质。

我们知道申请一个3G的网络硬盘，供应商不会真的提供3GB的空间，它只是记录一下，只有真的塞入了3GB的数据，才会占用这么多空间。

这是怎么办到的？因为不是每个人都会把自己的空间用完，如果前面先把空间分配出去了，又一直没有人占用，空间上就有浪费。这样系统其实可以在后台悄悄的把空间分配给其他的客户端，相当于对客户端进行欺骗。

这种方法其实非常常见，比如说在银行存钱10000块，银行不会一直给你保留那么多钱，而是会把钱偷偷的拿来放贷。这是因为不是每个人都会立刻取钱的，完全可以拆东墙补西墙。

总结一下，所谓超供，就是指分配给你的空间是虚的，只有在实际用到的时候才占用空间。所以存储系统需要实时监控物理空间的使用情况，一旦到了临界值，则需要扩容。

要实现超供，NAS系统较容易实现，因为NAS系统是自己维护文件与物理空间的对应关系的。但是如果存储系统提供的是块，因为文件与物理空间的映射其实是由更上层的文件系统维护的，存储系统本身是感知不到的。

那么Thin Provision是怎么实现的呢？

• 如果存储系统使用文件系统的思想：

  文件系统中有一种稀疏文件，Sparse File，它的作用是在向文件中写入大量的0的时候，实际上只在内存上生成这些0，只是在真正需要的时候才分配空间。

  所以只需要对Spare File进行修改，然后把LUN设置为一个Sparse File就可以了。

• 如果存储系统不是使用文件系统的思想

  我们自然需要单独维护一张逻辑地址与物理地址的映射表，可以以连续条带做为单位来进行扩充。

  问题就是随着时间的推移，有可能会出现逻辑上连续的条带但是在物理上却不连续的情况，所以大块连续的IO却变成了随机IO，效率自然低下。

Thin Provision对性能的影响

Thin Provision对性能的影响主要在：耗费额外的CPU周期、物理空间碎片上。

• 额外的CPU周期：

  收到一个读IO，需要查Bitmap看读IO的目的地址是否已经分配了空间，如果没分配，则需要返回应全0x00，同样对写IO，则需要查目的地址是否被写过，如果被写过的话，还需要查找其他的空间。多了很多的步骤，而且还需要维护元数据，对计算资源消耗比较大。

• 物理空间碎片：

  因为Thin是随用随分配，如同操作系统对内存的管理一样，则一定会产生碎片的，不样连续的空间可能被多个LUN占用，活生生的把连续IO变成了随机IO，效率自然降低。

要实现Thin的核心模块，只要有三大元数据就够了：位图、表、树。

• 位图：记录底层连续物理空间那些分配了，哪些未被分配。

• 表：记录LUN逻辑地址与物理地址的对应关系。因为逻辑地址已经不于传统的物理地址一一对应了。这张表需要按照逻辑地址进行排序，以便于查询。

• 树：在内存中生成，用于迅速的查询表的结构。

比如使用64b的地址长度， 分配粒度32KB，也就是说每32KB的物理块就用一个64b的地址进行表示。因为表代表了逻辑与物理地址的对应关系，所以表的每一项条目大小就是128b。对于100TB来说，对应的表的容量为$(100TB/32KB)*128b=512MB$，如果使用1MB的块粒度，则元数据降为16MB/TB，差别还是很大的。

而且元数据这么大，不可能全部放到内存里面，所以又会牵扯到读写磁盘，性能严重下降。

Thin Provision脆弱性

• 对性能影响太大：

  有些厂商的产品，开启了Thin功能，性能降了70%，而粒度与性能总是一对矛盾，为了性能而增加粒度，就会丧失Thin的意义。

  Thin还会引入碎片的问题，所以需要进行碎片整理，与文件系统的碎片整理不同，LUN碎片整理指的是把分配到不同的RAID组上的碎片进行整理，而文件系统碎片整理指的是对LUN内的逻辑上文件碎片进行整理。

• 效果很难维持：比如说在文件系统再进行了碎片整理，它会读出零散的碎片，合并以后写到新的位置，对Thin LUN来说，又需要重新分配新位置。比如100GB的LUN上有50GB的碎片，现在Thin LUN可能只分配了70GB物理空间，进行文件系统碎片整理以后，读出50GB的碎片，发现还需要30GB空间，这样反而把之前没有分配的30GB重新分配掉了。

  再比如有些应用程序会生成大量的临时文件，结束以后就删除了，但是实际上底层LUN无法感知到，而且已经分配出去了，就没法回到原来了。

  综上，Thin Provision其实很脆弱，真的要不反弹的瘦，需要从应用层业务层入手，杜绝垃圾的产生。
  

LUN Space Reclaiming

比如存储只有1TB的空间，多个客户端的LUN分布在上面，现在只剩下了500GB，此时如果谁还需要500GB的LUN空间做某程序的TMP空间，则管理员只要把所有空间都给它。但是程序运行完毕以后，临时文件已经删除，但是因为这些空间之前已经分配了，所以无法再次利用。

若通过缩小LUN来解决这个问题，需要消耗太多的资源，那么有其他的方法么？

• 存储可以自动识别对应的文件系统，当然就知道那些空间可以回收了，但是实际上目前没有产品进行尝试，因为主机端的文件系统多种多样，就算同一种系统，内核版本不同差别也蛮大的。而且，主机端文件系统是有缓存，如果存储端擅自回收空间的话，可能造成数据不一致。

• 存储系统自动识别0x00然后删除他们：

  文件系统在删除文件的时候，只是把文件从元数据中抹掉，如果再加一步，将占用的Block写入0x00的话，那么存储系统可以定期扫描LUN，发现大片连续的0x00，则回收空间。这种技术叫Zero Detection。缺点是，每次删除文件的时候，都需要写入大量的0进行战场的清扫，耗费的资源是极不划算的。

  不过这种方法在特定的场景比较有用，比如VMware在新建虚拟机的时候，需要大量写0，先把空间占住，这样做的目的是看看存储系统能提供的空间是否够用。所以可以使用这种Zero Detection把连续的0x00的空间回收掉。再比如Oracle数据库也有大片大片的0x00，通过这种方式也可以节省空间。

• 主机端通过API通知存储系统。

  在主机端运行一个代理程序，定期扫描剩余空间并将对应信息返回存储控制器。类似与SSD的Trim技术，几乎所有的SSD厂商都有空间回收专用程序。

分级

分层存储管理的意义

我们知道对存储介质而言，性能与价格是不可兼得的。上图就表现得很明显，对于Cache ，RAM速度快，但是价格高，而且是易失的，也就是一掉电啥就没有了。

存储介质到了磁盘这一层，又到了个质变点，磁盘之下的虚拟磁带库、磁带都是不可随机访问的，只能当做离线存储来用。而虚拟磁带库之所以称为近线存储，是因为从在线存储将数据迁移到离线存储之后，一旦短时间内需要再次访问，需要忍受非常低的速度，而虚拟磁带库可以把数据快速提取出来，虽然仍然不可以随机存取而已。

所以数据分级意义在于，将访问频繁、性能要求高的数据放在性能高的磁盘或者RAID组里面，不经常访问的数据移到低端硬盘里面去。这样就可以物尽其用。

数据分级的具体形式

• 手动、自动、实时自动分级

  顾名思义，手动分级需要用户自行迁移数据，而自动分级很大程度代理了用户本身，只需要提前设置规则，由分级引擎扫描元数据，一旦符合条件，则触发迁移任务。

  实时自动分级指的是数据写入的时候，分级引擎实时将数据重定向到对应目标。

• 文件级分级和块级分级

  文件级分级可以做到更细化策略，比如可以根据扩展名、访问频率等属性来进行分类。而且数据迁移到其他的Tier以后，原始的Tier上需要保持一个指针，目的是不影响用户的使用，因为用户程序是不会感知道文件实体放在哪里，它只需要知道文件的路径就可以了。

  基于块级别的数据分级所能使用的触发条件就少很多了，比如根据整个LUN或者某些Block的访问频度来进行迁移，因为块级别无法感知道上层文件逻辑。

• 主机端分级和存储端分级

  主机可以同时连接到多个外部存储上，所以如果在主机上分级可以实现数据在不同的外部存储上迁移。一般来说，需要在主机端上安装代理软件来监视和管理。

  存储系统的数据分级只能将数据在自身不同的Tier上迁移， 是完全对主机端透明的。

• 应用级分级和底层级分级

  针对于应用系统，比如数据库软件催生了专门的数据管理工具，比如对数据进行容灾、分级迁移。

  运行在主机端的数据分级管理程序则以普适为原则，针对任何文件、LUN进行迁移。

怎么判断热点数据

一般利用二八原则，把数据按照单位时间内被IO次数来进行排序，访问次数最多的20%数据为热数据

块级自动分级的底层数据结构

自动分级存储一般需要追踪每个块的属性，比如最后访问时间、某段时间内访问了多少次等数据。保存的这些数据有两种方法：

• 每个块里的首或者尾追加部分空间来存放这些元数据，这就是带内元数据法

• 单独构建一个小型数据库来存放所有块的元数据，这个数据库的数据存放在一个单独的空间，这就是带外元数据法

  对于带内元数据法，系统即使是读，也会更新元数据块，而且分布在磁盘各处，性能问题严重。一个解决方法是使用日志，将要更新的东西记录在日志里面，在不繁忙的时候进行重放，这种方法注定要频繁的IO操作，极其浪费资源。

  带外元数据法更符合常理，不需要对数据块做任何结构改变，可以使用独立的软件模式来交付。

集群、分布式文件系统天生就是自动分级的坯子，因为本来一个文件或者一个LUN的不同部分就可以放到不同的位置上，只需要在上面进行一些开发就可以很容易的实现分级。

对性能的影响

与 Thin Provision一样，分块粒度越小，性能损失越大。

• 分块越小，元数据量大量增加，搜索和处理效率降低。

• 而且分级之后的数据块在物理上不连续了，增加了寻道操作，降低了性能。

Deduplication（重删）

不同机器的本地存储里面有若干文件，如果这些文件存在重复，每次备份自然有很多的相同部分，比较浪费空间，有没有办法来解决：

在开始讲解决方法之前，我们可以先总结一下出现重复可能的场景：

• 同一主机或者不同主机的本地存储的重复文件

• 不同主机在同一NAS或者同一块存储上的重复文件

• 虚拟机磁盘镜像文件的重复部分

• 虚拟机下裸磁盘映射模式的重复部分
  

  SIS的缺陷

  传统的解决方案是Single Instance Storage（SIS，单一实例存储），可以相同内容的文件在系统中只存在一份实体，其他副本只作为指针链接而存在。注意这种技术只能避免相同内容的文件，所以只能解决同一主机里的重复文件以及连接多主机的NAS设备上的重复文件。

但是对于多台主机连接到同一块存储这种场景，因为块存储对每一台主机提供不同的LUN，所以就类似于不同主机的本地存储有重复文件一样，所以依然是无能为力的。

我们知道虚拟机的镜像其实就是一堆文件而已，但是这些文件不大可能在每个字节上都相同，即使是安装的同一种操作系统，但是安装的应用当然是不同的。所以SIS对这种场景也无能为力。

最后一种情况，根本看不到文件，当然也不能实现重删。

SIS可以理解为文件级别的重删，不能解决所有场景的问题。而且在底层实现上也有极大的局限性，比如只能以整个文件作为对比，对于那种大部分相同但是有细微差别的文件就没办法处理了。

所以块级别的重删才是有意义的。可以直接比对Block的内容，消除多个副本，在元数据中只留一个指针来指向唯一一份实体即可。

dedup与压缩有什么区别？压缩只是局部上进行处理，而Dedup可以实现全局数据的重删。

核心技术——HASH

重删用到的关键技术就是HASH算法。在数据库（三），底层算法中我们已经说了Hash算法之神奇。下面再简单的介绍一下它的应用场景。

我们知道每个人的指纹各不相同，于是可以通过比对指纹就可以确定是否是同一个人留下的。同理，如果给每个Block录一个指纹，就可以快速比对出这两个块是否是完全一样呢。

那么生成数据指纹的有一种很好的算法，就是HASH。它又衍生出MD5(Message Digest v5)和SHA-1(Secure Hash Algorithm v1)。

这些算法的特点在于

• 不管数据有多长，只要不超过额定大小，经过计算以后，一定可以得到一个固定长度值，比如SHA-1对一段小于264的数据进行计算以后，可以得到一个长度为160的值。

• 同时相同的数据经过HASH以后，总会得到相同的指纹。

• 而且这种HASH方法是不可逆的，也就是说通过指纹不能算出原来的值是多少。

HASH算法有很多的应用。

• 应用一：因为HASH以后的值不能被逆算出，所以我们完全可以将其用于登录密码保存上，这样即使黑客将密码HASH以后的值拦截到了，依然无法逆算出原来的密码。

  那么你可能要问，用户正常登录的时候如何匹配呢？这个时候，只要我们在后端的数据库里面依然存放密码的HASH以后的值即可，只要密码HASH以后的值与数据库中存放的对应内容匹配，则认证成功。

• 应用二：还有就是听歌识曲的功能，比如录制的一段曲子传到服务器上，服务器就可以告诉你这段曲子的名称。实际也就是根据曲子的音调生成指纹，然后于数据库大量的标本进行匹配，发现类似的歌曲返回名称即可。

• 应用三：判断数据传输的时候是否在内容上发生了改变。只要在源端算一个指纹，目的端再算一次，对比两个指纹是否一致即可知道是否改变。

• 应用四：远端Cache。某个CDN内容发布在网络环境中，针对一份源数据，在各地拥有多个二级Cache。这些Cache需要严格保证一致性，如果源发生了改变，指纹当然也改变了。那么可以随时拉取源端的指纹进行对比，发现不匹配则此Cache不再可用。

• 应用五：数字签名。将某人给出的一串特定字符转换成指纹。

HASH冲突

要完全杜绝Hash冲突的唯一办法就是当对比两个HASH值的之后发现二者匹配以后，可以再进行逐位对比，或者取相同的部分进行对比。

但是这样做的话会耗费大量的计算和IO资源，我们可以换一种思路，取两种HASH算法进行计算，如果两次都比对都相同，则可以认为是重复的。

主机Dedup的过程

Dedup主要包含如下4个动作，注意这里面的Dedup软件是安装在主机上的。

• 主机的Filter Driver实时监测写IO，透传到下层，同时复制一份到Dedup主模块。

  Dedup主模块将写IO Hash以后，存到指纹仓库里面，对Delay Block Bitmap置0。这个Bitmap是干嘛的？如果因为CPU负载过高等原因，Dedup引擎暂停工作，则这个写IO会被计算成Hash值存放，我们可以用一个bitmap来记录这写IO的位置，后续再进行计算。

• Dedup主模块会在后台查找与指纹库里面重合的指纹，对于查找的菜块，会生成一个指针，并且保存在On Disk Pointer List中。这个动作是有Block Mapping Metadata Handler完成的，这个过程是真正的数据消重的过程。

• 针对Bitmap里面记录的暂未计算HASH的部分，还会在空闲的时刻完成后续的操作，并且把Bitmap的对应位置置回0

这里面需要注意的是每个写IO都会写入存储介质中。那么大家肯定有疑问了，既然每个写IO都落到磁盘上，何来消重。

其实这个问题之前已经讨论了很多次了。谁来决定LUN的剩余空间，当然是上层文件。所以如果我们要想让主机端的Dedup有意义，只能

• 让主机端文件系统感知到变化：这对块级Dedup来说是行不通的，因为块级Dedup的实现原理没有考虑到FS层的逻辑

• 模仿主机端对LUN的管理：可以在LUN上建立一层卷管理层，这样卷管理层会感知到哪些卷占用了多少物理空间。

虽然运行在主机端、块级的Dedup，无法达到节省底层存储空间的目的。但是在备份的时候就非常有意义了，因为可以减少网络传输的量。

其实根本不用这么纠结，我们完全可以把块级Dedup安装在存储端，因为我们最终要节省的就是磁盘空间，而磁盘又是由存储设备管理的

网络数据备份的Dedup

上面说过主机上的Dedup对备份是有意义的，我们可以传输更少的数据。不过这要求Dedup引擎与备份系统紧密配合，一般来说是作为备份软件的一个子模块。

这样做有个不好的地方，也就是会消耗主机的性能。我们也可以在主机后面进行Dedup，比如在介质服务器上，可以使用前台Dedup或者后台Dedup

• 如果备份介质是磁带，则必须以前台的方式来进行，因为磁带不可随机访问。

  前台Dedup可以采用局部和全局两种模式。区别在于对收到的数据是否还需要与之前备份过的数据进行对比。

  • 局部模式：Dedup引擎对收到的数据实时分割为Block然后计算HASH，并存放在指纹仓库里面。

  • 全局模式：对接收来的数据计算HASH值以后，会将这个HASH值与之前曾备份过的数据的HASH值进行对比。

  介质服务器都有本地硬盘，可以将要备份的数据流暂存在本次硬盘某处作为缓冲，然后由Dedup引擎在后台处理，最后写入磁带，这就是D2D2T。

• 后台Dedup：如果备份介质是虚拟磁带库VTL，则可以使用这种方法。

  介质服务器首先将收的数据流直接写到磁盘中，当引擎触发之后，再从对应目标将数据读出并进行Dedup处理，最后写入介质空间，原有备份数据集删除。
  

Dedup思想的其他应用

增量备份、差量备份通常是在应用程序层来控制的，因为主要是由应用程序来负责记录备份的时间点以及文件的变化，此时备份软件主要是辅助作用。

然而备份软件自身如何实现LUN级别的增量和差量备份呢？

• 差量备份：记录底层Block变化，将上一次备份之后，所发生的所有写对应的Block记录在bitmap中。这样就知道那些是需要再备份的。

• 增量备份：可以将上一层的Bitmap封存，新建一份空的Bitmap保存上一次差量或增量备份LUN的变化。当再次触发备份的时候，将Bitmap中置1的块备份下来，然后封存Bitmap，创建新的Bitmap。恢复的时候，可以根据需要恢复的备份点，将所有的Bitmap做一个OR操作，合成一份完整的Bitmap。然后将初次全备份的数据覆盖到目标上。这样就可以根据完整的Bitmap和每次增量备份的Block集提取对应的Block进行备份。