關於郵件列表乙個問題的解釋

2021-08-25 01:29:29 字數 2002 閱讀 4278

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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