磁盘由于其速度慢和局部性原理(被访问后容易短时间再被访问)，我们考虑对磁盘内容进行缓存

可以只缓存文件的一部分

读：我们考虑先缓存中读，无法命中就磁盘读并加入缓存，以后读相同数据就可以缓存命中了。

写：我们考虑写入缓存中，缓存中页面标记为脏，加入脏页链表，由其他进程合适时机写入磁盘(延迟写可以在以后时间合并更多数据和再一次刷新)

缓存大小可以动态调整，假设我们进行缓存回收(缩容或者给其他更重要项腾位置)，那么回收谁呢

考虑lru算法，考虑双链(活跃链表和非活跃链表)，只从非活跃链表头部移除数据。类似innodb内存池的lru列表(防止表扫把活跃数据也清除了，考虑数据如何在两部分之间移动)

加入活跃侧：页高速缓存？，innodb数据在内存中超过一定时间

活跃侧移到非活跃侧：页高速缓存活跃链表太多头页面移到非活跃链表，innodb?

页高速缓存:缓存各种文件和内存映射，由内存页面组成，单页内可能包含不连续的块

address_space: 含inode(如果缓存的是一个可以用inode描述的对象如文件，此域有值，否则为null)，含页的radix(基)数，页总数

inode也含address_space

存在多个vm_area_struct(mmap)映射同一个address_space

find_get_page:在address_space(从其内部radix树)里根据page的偏移找特定page

实际读操作：读取某个文件的某个offset，files_struct -file-dentry-inode-address_space-radix树

文件位置offset可转换为address_space内的页偏移和页内位置：取模，固定的

文件位置offset转换为文件系统逻辑块号和磁盘扇区号：inode含i_blocks(块数)，offset算出file block number，文件系统将某个文件和文件内的file block number换算成文件系统逻辑块号，驱动根据文件系统和系统内逻辑号换算出磁盘扇区号，固定的，取模

综上，某个偏移的页放哪些块的映射关系是固定的。

文件字节偏移量 --> 页偏移量 --> 文件系统块号 block --> 磁盘扇区号

读操作：先find_get_page，找不到page，分配一个新page并加入address_space,调用readpage从磁盘读取新页(用一个或多个bio，多个是因为页内含不连续的块)的内容

写操作：先find_get_page，找不到page，分配一个新page并加入address_space, 数据从用户空间拷贝到缓存中，

缓冲区高速缓存：我们看到page cache里一个page代表了文件的一部分内容，同时也代表了几个缓冲区，这两者如何统一呢，page struct 指向页内首个buffer_head，页内所有buffer_head链表连接，找出page里所有的缓冲区。

页高速缓存包含缓冲区高速缓存，避免同样的数据内存里放两份

脏页刷新时机：

1空闲内存不足(低于某阈值)，刷新脏页以便释放内存

2周期性(宕机了，页面内容没有刷到磁盘上)

3sync和fsync

对于脏页链表的每个脏页，生成bio结构(一个或多个)加入块设备请求队列，加入过程本身调用I/O调度程序(是否合并和插入队列的位置)。

驱动程序从队列获取请求并实际操作是在什么时候什么线程内？

bdflush,kupdated：bdflush用于内存不足，只有一个线程，kupdated周期写脏页

pdflush：多个线程(线程数量根据io负载动态变化)，服务于所有块设备，但可能所有线程都阻塞在某个设备的请求队列上，拥塞回避(尽量从没有拥塞的队列回写页)

flusher: 每个块设备一个，

低于阈值，唤醒flusher刷新脏页直到(高于阈值且已刷新指定数量脏页)

flusher周期性被唤醒(定时器，唤醒后重新初始化定时器)刷新超过指定时间脏页

一个块设备可以多个分区，每个分区可不同文件系统

脏页链表：暂时确定不了脏页链表一定会挂在哪几个上，是设备还是文件系统(超级块)还是文件(address_space)

不过address_space是有的，writepages函数刷新address_space的脏页链表