1、打算栏里点iphone6——icloud云备份里面的内容，这样的话就是需要登录到icloud网站上面去一栏。
2、在用浏览器然后打开icloud网站，真接是icloud然后加后缀.com，就这个可以打开该网站，接着使用appleid账号登陆就是可以刚刚进入。
3、进入到到icloud网站之后，就这个可以在上面栏里点网络同步软件备份的手机信息啦，但有一点那是系统备份的照片是不可以找到的。
4、想要打开系统系统备份的照片，只有是在电脑上面可以下载完全安装icloud软件，接着再使用icloud账号登陆后，后再变会自动启动的下载备份过的照片到电脑上面去，就是可以在上面查看备份的照片。
1、必须然后打开电脑里的itunes，可以看见之前备份文件的记录。
2、然后参照备份路径进行查询，c:users用户名appdataroamingapplecomputermobilesyncbackup。
3、先打开本地磁盘然后输入administrator。
4、键入后在页面上点击此处。
5、看见了“追踪的项目”之后，在前面打上戳了戳，就总是显示备份文件到电脑的文了。
6、新的没显示早就封印的文件夹，那样问题就可以解决了。
前段时间在开发一个可以使用ssd做缓存的系统，在高速中写入数据时会直接出现大量的磁盘缓存。太多的磁盘缓存如果没有还没有及时的写入文件磁盘中，在机器又出现问题时是非常巨大的危险的，那样的话会会造成很多的数据丢失，可是如果动态实时的将数据刷入磁盘中，这样的话写入效率有太低了。是为搞清楚linux系统的这种磁盘写入特性，最近潜近的学了下。vfs（virtualfilesystem）的存在让linux也可以兼容问题相同的文件系统，.例如ext3、ext4、xfs、ntfs等等，其不仅本身为所有的文件系统实现程序一个通用的外接口的作用，还具高另一个与系统性能相关的重要作用——缓存。vfs中核心中了高速磁盘缓存的机制，这一类一种软件机制，不允许内核将先前存在磁盘上的某些信息保存到在ram中，以便于对这些数据的初步访问能迅速参与，而没有必要正常速度访问磁盘本身。高速磁盘缓存可大概分为200以内三种：
目录项高速缓存——要注意贮放的是请看文件系统路径名的目录项对象
索引节点高速缓存——主要能保存的是描述磁盘索引节点的索引节点对象
页高速缓存——主要注意储存时的是完整的数据页对象，每个页所乾坤二卦的数据当然属于某个文件，而，所有的文件读写操作都依恋于页高速缓存。其是linux内核所可以使用的主要磁盘出口下高速缓存。恰恰的原因缓存的分解重组，所以vfs文件系统区分了文件数据延迟大写的技术，所以，如果不是在动态创建系统接口读取数据时是没有可以使用同步写模式，那你大多数数据很快就会先保存到在缓存中，待等自己不满足某些条件时才将数据刷入磁盘里。
内核是怎么将数据刷入磁盘的呢？在写完200以内两点后就能换取答案。
1.把脏页中写入磁盘很显然我们所了解的，内核不时用乾坤二卦块设备数据的页填充页高速缓存。如果能进程修改了数据，相对应的页就被标记为脏页，即把它的pg_dirty标志位置。unix系统允许把脏缓冲区写入到块设备的操作延迟高先执行，是因为这种策略可以不不显著地增强系统的性能。对高速缓存中的页的几次写不能操作可能会要对相应的磁盘块进行两次缓慢的物理没更新就也可以不满足。此外，写操作就没读操作这样的话紧要关头，而且进程通常是不会因为网络延迟写而挂起，而大部分情况都毕竟延迟读而堆起。恰好导致服务器延迟写，令任一物理块设备总平均为读只是请求提供服务将则不足写请求。一个脏页可能会直到此时到最后一刻（即待到系统关了时）都一直逗留在主存中。但，从延迟高写策略的局限性来看，它有两个主要注意的缺点：一、如果发生了硬件错误的或电源掉电的情况，这样的话就没能再完成ram的内容，但，从系统正常启动以来对文件进行的很多修改就丢失的了。二、页高速缓存的大小（从而贮放它所需的ram的大小）就可要很大——起码要与所ftp访问块设备的大小相同。因此，在a选项条件下把脏页重新登陆（写入）到磁盘：
页高速缓存变得太满，但还不需要更多的页，或者脏页的数量巳经过多。
当初页转成脏页以来已下来太长时间。
进程跪请对块设备或是某一特定文件任何待定的变化都进行重新登陆。是从动态创建sync()、fsync()的或fdatasync()用户态来实现方法。缓冲区页的分解重组是问题极其复杂。与每个缓冲区页相关的缓冲区首部使内核能够打听一下每个单独的块缓冲区的状态。如果至多有一个缓冲区首部的pg_dirty标志被置位，就肯定可以设置相对应缓冲区页的pg_dirty标志。当内核你选要重新登陆的缓冲区时，它扫描相对应的缓冲区首部，并只把脏块的内容比较有效的不写磁盘。一但内核把缓冲区的所有脏页可以刷新到磁盘，就把页的pg_dirty标志清0。
2.pdflush内核线程早期版本的linux不使用bdfllush内核线程操作系统地扫描仪页高速缓存以搜索要刷新的脏页，并且不使用另一个内核线程kupdate来绝对的保证所有的页肯定不会脏太长时间。linux2.6用一组通用内核线程pdflush得用根据上述规定两个线程。这些内核线程结构灵活，它们作用于两个参数：一个朝线程要想执行的函数的指针和一个函数要是用参数。系统中pdflush内核线程的数量是要动态调整的：pdflush线程太少时就创建家族，过多时就杀了。因为这些内核线程所执行的函数可以不造成堵塞，所以我创建家族多个而不是一个pdflush内核线程也可以慢慢改善系统性能。据下面的原则控制pdflush线程的产生和消亡：
需要有大概两个，至少八个pdflush内核线程
假如最近四次pdflush变为闲下的时间最多了1s，就应该要彻底删除一个pdflush线程所有的pdflush内核线程都有吧pdflush_work描述符，其数据结构:：
类型字段只能说明structtask_structwho正指向内核线程描述符的指针void(*)(unsignedlong)fn内核线程所负责执行的回调函数unsignedhalfarg0给回调函数的参数structlistheadlistpdflush_list链表的链接unsignedwaywhen_i_went_to_bedtime当内核线程可用时的时间（以jiffies可以表示）
当系统还没有要重新登录的脏页时，pdflush线程会自动出现正处于睡眠状态，之后由pdflush_operation()函数来沉睡。那你在这pdflush内核线程要注意成功了哪些工作呢？其中一些工作与脏数据的刷新有关。尤其是pdflush大多执行下面的回调函数之一：_writeout():系统地扫描页高速缓存以搜索要重新登录的脏页。
是为得到必须可以刷新的脏页，现在就要彻底的搜索与在磁盘上有映像的索引节点你所选的所有address_space对象（是一棵搜索树）。因此页高速缓存很有可能有大量的页，要是用一个单独的执行流来扫描整个高速缓存，会令cpu和磁盘长时间忙碌的时刻，但，linux可以使用一种古怪的机制把对页高速缓存的扫描仪划为为几个负责执行流。当内存不足的或用户显式的（用户态进程嘶嘶sync()用户进程等）动态创建各位重新登陆操作时会先执行wakeup_bdflush()函数。wakeup_bdflush()函数会调用pdflush_operation()呼醒pdflush内核线程，并授权它执行回调函数background_writeout()。background_writeout()函数最有效的从页高速缓存中完成任务指定数量的脏页，并把它写回磁盘。此外，执行background_writeout()函数的pdflush内核线程唯有在满足200元以内两个条件下才能被驱散：一是对页高速缓存中的页内容进行了修改，二是影响到脏页部分提升到达到某个脏背景阈值。背景阈值常见设置为系统中所有页的10%，但可以不是从修改文件/proc/sys/vm/dirty_background_ratio来调整该值。
