問題：在 exit_mm() 中為什麼要 atomic_inc(&mm->mm_count) 呢？ 並沒有對應的dec。
解答：首先要明白，對於乙個可以被釋放記憶體的程序也就是說乙個擁有mm_struct的程序來說，它的task_struct中的mm欄位和active_mm欄位是一樣的，這個在fork時，copy_mm中就決定了，接下來解釋這個問題：
在exit_mm中：
atomic_inc(&mm->mm_count); //這裡遞增了引用計數，你說對了，沒有dec但是inc了，多了一次inc，那麼就要多一次dec
bug_on(mm != tsk->active_mm); //保證mm和tsk->active_mm一樣
task_lock(tsk);
tsk->mm = null; //注意這裡將tsk->mm設定為null
up_read(&mm->mmap_sem);
enter_lazy_tlb(mm, current);
clear_freeze_flag(tsk);
task_unlock(tsk); //第一次dec
然後注意在do_exit呼叫exit_mm之後，最終會呼叫schedule將這個退出程序切出去，因此最終釋放task_struct將在新程序切到執行之後再進行，那麼看context_switch中：
oldmm = prev->active_mm; //這裡的prev就是那個退出程序，其active_mm就是上面的mm，由此可見上面的atomic_inc就是為了這裡
if (unlikely(!prev->mm)) else
switch_mm(oldmm, mm, next); //如果下乙個不是核心執行緒，那麼就切換mm_struct，也就是切換頁表
if (unlikely(!prev->mm)) { //這裡就是關鍵，標記為*
prev->active_mm = null;
rq->prev_mm = oldmm;
上面的標記為*的if判斷很重要，prev->mm什麼時候為假呢？有兩種情況，第一就是前乙個程序是核心執行緒，第二就是前乙個程序是使用者程序但是已經退出，我們這裡的情況是第二種情況，只有在這種情況下rq->prev_mm被賦值為退出程序的active_mm，而這個和退出程序的mm一樣，記住此時mm的引用計數在exit_mm由於被inc了變成了1，那麼安全切換了以後在finish_task_switch中判斷rq->prev_mm不為空從而被釋放。這個解釋很合理，但是和tlb重新整理的懶惰模式沒有關係，而只是保證了退出程序的pgd在mm切換之前不被釋放，那麼第二種情況就是要說懶惰模式相關的，如果下乙個程序是核心執行緒，那麼進入：
if (unlikely(!mm)) { //如果下乙個程序的mm為空就說明下乙個程序是核心執行緒
next->active_mm = oldmm;
atomic_inc(&oldmm->mm_count); //又遞增了乙個引用計數
enter_lazy_tlb(oldmm, next); //進入懶惰模式
可以看到，不但釋放不了了mm，還又一次遞增了它的引用計數，此時引用計數為2，可是不要急，不但進入了上面的if，連後面的if (unlikely(!prev->mm))也會進入，那麼在切換以後還是會在mmdorp中遞減一次mm的引用計數，這樣這個核心執行緒保持了引用計數為1的mm，當核心執行緒被切換出去時，if (unlikely(!prev->mm))為真，因為核心執行緒沒有mm（也可以有），那麼在切換以後還是會呼叫mmdrop，此時mm被釋放，pgd被釋放，一切安然！
因此可以看出，linux對引用計數的設定是多麼巧妙啊，乙個mm_struct不但有users計數還有count計數，如果我設計的話，這倆肯定就合二為一了，linux的設計者考慮的真是細緻，users為0了count可以不為0，為何呢？users為0說明沒有程序使用了，可是count不為0說明排程器還要使用，前面說過，排程器在被排程的程序的上下文執行，排程器借用頁目錄，那麼就要保留頁目錄到排程器不用為止，另外，不但排程器要借用頁目錄，核心執行緒還可以借用之，這是為了提高效率，可以少一次切換開銷，核心認為少一次切換開銷比釋放乙個mm_struct帶來的收益要更有意義。
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