可以看到，以上的过程是十分复杂繁琐的，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。快照的基本思想是，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。快照是这样实现的，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。还有一种实现块快照的方法，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。
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，做快照的时候，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的方式做快照，因为write redirect方式，每次写IO都需要查一遍快映射表，速度慢，耗费资源大。
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。
