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LUN 克隆（HyperClone For Block）
HyperClone 在不中断业务的前提下，为存储系统的 LUN 建立一份某时刻的完整物理 拷贝，并且在分裂后对物理拷贝的读写操作不会影响源 LUN 上的数据。
非立即可用克隆技术原理：
HyperClone 采用了位图和写前复制（copy-on-write）、位图和双写（并行写从 LUN 和主 LUN）相结合的技术方式来实现，其实现原理如下： 在克隆组中添加从 LUN 后，默认是需要经过一次从主 LUN 到从 LUN 的完全同步，通 过进度位图显示拷贝进程，在初始同步时主 LUN 收到生产主机写请求，如下图所示， 需要检查同步进度。 若要写入位置的数据块尚未拷贝到从 LUN 只需要写主 LUN 即可返回主机成功， 稍后利用同步任务将整个数据块同步到从 LUN； 若要写入位置的数据块已经拷贝，需要分别写入主 LUN 和从 LUN； 若要写入位置的数据块正在拷贝，需要等待该数据块拷贝完成后分别写入主 LUN 和从 LUN； 初始同步完成以后可以将主、从 LUN 分裂，这时主、从 LUN 都可以用于独立的数据 分析及测试，主、从 LUN 数据的变化互不影响，只是用进度位图记录主、从 LUN上对应数据块的变化。
立即可用克隆技术原理：
从 LUN 添加成功后就可以被主机访问（不需要等分裂完成），从 LUN 的数据是主 LUN 启动同步时间点的数据，其实现原理如下：
- 添加从 LUN 后，默认需要经过一次从主 LUN 到从 LUN 的初始同步，启动同步时 在主 LUN 创建一个保护时间点，将保护时间点的数据同步给从 LUN。拷贝过程 中有拷贝进度显示，直到拷贝完成。
- 如果在同步过程中主 LUN 收到生产主机写请求，如图 5-2 所示，直接写主 LUN 并记录差异，如图 1 中情况①②③所示。
- 如果在同步过程中从 LUN 收到备份主机写请求，如图所示，需要检查同步进度： a. 若要写入位置的数据块尚未拷贝到从 LUN，需要等待该数据块拷贝完成后再写入从LUN并在从LUN 上记录差异；
b. 若要写入位置的数据块已经拷贝(同情况⑤)，直接写入从 LUN 并记录差异；
c. 若要写入位置的数据块正在拷贝(同情况④)，需要等待该数据块拷贝完成后再 写入从 LUN 并记录差异；
- 如果在同步过程中从 LUN 收到备份主机读请求，如图所示，需要检查同步进度： a. 若要读取位置的数据块尚未拷贝到从 LUN，需要启动拷贝将这一 块的数据先同步过来再读从 LUN；
b. 若要读取位置的数据块已经拷贝，直接读从 LUN；若要读取位置 的数据块正在拷贝，需要等待该数据块拷贝完成后再读从 LUN；
c. 若要读取位置的数据块已经被写，直接读取从 LUN。
FS 克隆（HyperClone For File）
文件系统克隆特性是父文件系统某个时间点的副本，可以独立共享给客户端读写，从而满足快速部署、应用测试、容灾演练等场景。
技术原理：
文件系统克隆是基于 ROW 技术的文件系统快照基础上实现的某个时间点的可读可写副本。
- 如图 a 所示，文件系统是 ROW 方式，数据写入不会覆盖原有数据，而是分配新 磁盘空间写入；数据每次写入都会记录一个时间点信息，表明写入的时序。时间 点实际是一个依次递增的序列号。
- 如图 b 所示，创建克隆文件系统步骤： a. 基于新建快照方式会在父文件系统中创建只读快照；
b. 拷贝快照的根节点生成克隆文件系统的根节点；
c. 在克隆文件系统中创建初始快照。 与创建只读快照类似，整个过程中不需要拷贝任何用户数据，因此整个过程耗时 极少，通常在一两秒内完成。并且在数据被修改之前，克隆文件系统与父文件系 统共享数据。
- 如图 c 所示，从父文件系统修改 A 数据块时，会新分配一个 A1 数据块，并且由于有快照保护，A 数据块不会释放，因此修改父文件系统数据不会影响克隆文件系统；从克隆文件系统修改 D 数据块时，也会分配一个 D1 数据块，D 数据块写 入时间点小于克隆文件系统初始时间点，D 数据块也不会释放，因此修改克隆文 件系统数据也不会影响父文件系统；
- 如图 d 所示，分裂克隆文件系统步骤：
a. 删除克隆文件系统中所有只读快照；
b. 遍历克隆文件系统中所有对象的数据块，通过覆盖写触发共享数据在克隆文 件系统中新分配数据块，从而达到共享数据分裂的目的；
c. 删除父文件系统中关联快照。 分裂完成后克隆文件系统和父文件系统完全独立，没有依赖。分裂克隆文件系统时间 根据共享数据大小而定。
