波仔
🐧 第七章 文件系统
📄 一句话概括

100 MB 的文件改 1 MB：原地覆盖只写 1 MB，但旧版本没了；写时复制也写 1 MB，旧版本完整保留。10 个快照下，全量复制要 1100 MB，写时复制只要 110 MB——差 10 倍。

📝 本节和前面几节的关系

7.5 的日志是【先记账再动手】，这一节讲另一种思路：根本不动原来的东西，改写一份新的。它不只解决一致性，还顺手把【快照】变成了白菜价。

一、不改原地，改指针

写时复制（copy-on-write，COW）的做法：要改一个块，不覆盖它，而是把新内容写到【另一个空块】上，然后改【指向它的那个指针】。 因为文件在磁盘上不是一段连续的字节，而是【一棵由块指针组成的树】：inode 指若干块，其中一些块又指向更多块。所以改内容 = 改一条从根到叶的路径。 这条路径上每一层都要换成新的副本（因为老的那层还被旧版本指着）。这就是【写放大】的来源：改 1 MB 数据，可能要多写几个索引块。 但换来的好处极大：老的那个根指针还完整地指着整棵老树，于是【旧版本】天然就保存下来了。 一句话：写时复制把【覆盖】换成了【分家】。

二、快照为什么几乎不要钱

做快照 = 把当前的根指针复制一份存起来。一份根指针就是几个块，几 KB。 之后所有写都走写时复制，所以新旧两边自动分家：新的写到新块上，老块原封不动。 算一笔账：100 MB 的数据，做 10 个快照，每个快照之后改 1 MB。 如果每个快照都全量复制：11 份 × 100 MB = 1100 MB。 用写时复制：基础 100 MB + 10 次改动各 1 MB = 110 MB。 差 10 倍。而且快照个数再多也不影响【没改过的那 90 MB】——它只有一份，所有版本一起用。 这就是为什么 Btrfs、ZFS 上的快照是【日常操作】而不是【备份任务】（7.16）：拍一张几秒钟，删一张也几秒钟。

三、代价：碎片、拖空间、多跳一层

代价一：碎片化。新数据要写到【当天空着的地方】，不再与原来的相邻。一个长期反复改的文件会碎成上百段，顺序读退化成随机读——第 6 章量过这两者差 4 倍。 代价二：空间会被旧快照拖着。只要还有快照指着旧块，那些块就不能回收。所以【删了一个大文件，空间没回来】在 COW 文件系统上是常见现象——因为某个快照还看得见它。 代价三：块指针层级更深。写时复制通常配 B 树，查一个块要多跳几层。这几层都在内存里缓存着，代价不大，但确实存在。 还有一条容易被忽略的：COW 文件系统在【接近满】的时候特别难受——因为改一个块需要【先有空块】。写满之后连删除都可能失败，所以官方都建议留 5%~10% 不用。

四、COW 与日志不是一回事

两者都想解决【账做了一半】，但路子完全不同。 日志：先记下要改什么，再改原地。盘上的数据位置不变，改坏了可以回滚。 写时复制：永不覆盖，只写新块、改指针。任何时刻盘上都有一棵完整的树，所以根本不需要回滚。 结果上的差别：日志之后，你还是只有一个版本；COW 之后，旧版本天然还在——这就是快照的来源。 能不能两个一起用？能，而且很常见：Btrfs 就是 COW 加日志（它把日志叫 log tree），平时靠 COW 保证一致性，关键时刻靠 log tree 加速恢复。

五、动手 Demo：写时复制——100 MB 的文件只改 1 MB，为什么要写两遍

这一节不用真的建文件，只把两种改法的【写入量】与【版本数】摆在一张表上算清楚，再算一遍【10 个快照】的空间账。

MB = 1024 * 1024

base = 100 * MB      # 原始 100 MB
dirty = 1 * MB       # 每次只改 1 MB
n = 10               # 10 个快照

# 全量复制：每个快照都存一份完整的 100 MB
full = (n + 1) * base / MB

# 写时复制：基础一份 + 每次改动各存一份
cow = (base + n * dirty) / MB

print("全量复制 %d 份 -> %.0f MB" % (n + 1, full))
print("COW + %d 个快照 -> %.0f MB" % (n, cow))
print("倍数 %.1f" % (full / cow))

实跑输出：

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写时复制——100 MB 的文件只改 1 MB，为什么要写两遍
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① 两种改法，写入量差多少

  改法         写的字节        旧数据还在吗     版本数
  -------------------------------------------------------
  原地覆盖     1 MB            没了             1
  写时复制     1 MB + 指针     完整保留         2

  **写时复制的顺序是：把要改的那 1 MB 写到【新块】，**
  **然后重写从根到叶的一串指针。**
  **旧块一个字节都没动**——**所以旧的那个版本天然还在，只是没人指了。**

② 快照为什么几乎不要钱

  **做快照 = 把当前的根指针复制一份存起来。**
  **一份根指针就是几个块，几 KB。**
  **之后所有写都走写时复制，所以新旧两边自动分家。**

  做法                     占多少空间
  --------------------------------------
  每个快照都全量复制       1100 MB
  写时复制 + 10 个快照     110 MB

  **1100 MB 对 110 MB——差 10.0 倍。**
  **而快照的个数完全不影响到【没改过的那部分】。**
  **90 MB 只有一份，10 个快照一起用。**

③ 写时复制的代价

  **代价一：碎片化。**
  **新的数据块要写到【空的地方】，不再与原来的相邻**，
  **所以顺序读会退化成随机读。**
  **代价二：空间会被【旧快照】拖着不放。**
  **只要还有快照指着旧块，那些块就不能回收。**
  **代价三：块指针层级更深**（写时复制通常配 B 树），**查一次要多跳几层。**

  **所以【快照】不是白拿的。**
  **它把【复制的时间】换成了【长期占用的空间与碎片】。**

1100 MB 对 110 MB，差 10 倍。而且快照个数越多，差距越大——全量复制是线性增长，COW 只是每次改动那一点点。 注意这里【没算写放大】：真实 COW 还要多写几个索引块，所以实际比 110 MB 稍多一些。但量级不变。 也要注意【没算碎片】：省下的空间是用【数据不再连续】换来的，读的时候会慢一些。 所以【快照免费】这句话要打个折扣：免费的是一瞬间的复制动作，不免费的是【长期占用的空间】与【碎片】。

📋 Linux 上验证：Btrfs 上 btrfs subvolume snapshot / /snap 瞬间完成；btrfs filesystem usage / 看真实占用。

30 秒实验

  1. 想一想：为什么 COW 文件系统上【删文件不一定释放空间】？
  2. 算一遍：100 GB 数据、20 个快照、每个快照后改 2 GB，COW 要多少空间？
  3. mount | grep btrfs，看你有没有现成的 COW 文件系统可以试。

常见误区

  1. 【写时复制=备份】。快照与源在【同一块盘】上，盘坏了两个一起没。它是【版本】不是【备份】。
  2. 【COW 一定更省空间】。只有【改动的比例小】时才省；如果每次都几乎重写一遍，COW 反而多占（旧块还留着）。
  3. 【COW 与日志是竞品，选一个】。Btrfs 两个都用：COW 保证平时的原子性，log tree 加速崩溃后的恢复。
自测三问（点开对答案） 1. 写时复制为什么天然保留旧版本？ —— **因为旧块一个字节都没动**，**旧的根指针还完整地指着整棵老树**，只是没人用它了。 2. 10 个快照为什么只多占 10%？ —— **因为快照之间共享所有没改过的块**；**只有【改过的那部分】各存一份**。 3. COW 文件系统为什么会【磁盘满了还删不掉东西】？ —— **因为删东西也要改元数据，而改元数据需要先有空块**；**盘满了就没有空块可用**。**所以官方建议留 5%~10% 不用满。**

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