1.核心頁表問題
kmalloc與kmem_cache_alloc之後的頁表
就比如說誰也沒有規定你不能在中斷處理裡面呼叫schedule，而且 你完全可以在沒有呼叫spin_lock的情況下調spin_unlock，會出問題嗎？出問題的是你自己，這個世界不會因為刀可以殺人就不用刀切菜了。啟動之後，任何kmalloc或kmem_cache_alloc的呼叫都從夥伴系統把頁拉出來，頁表已經設定好了。
vmalloc後的頁表
這個分配函式頁後，必須顯式地更新頁表，因為vmalloc分配的頁面不屬於物理對映，而是屬於3g+896m後的vmalloc區域的對映區域，在vmalloc後必須set_pte而vfree後必須清除頁表。
但是問題來了，在vmalloc後雖然設定了vmalloc的頁表，但是並沒有清除原來的頁表（為了使得討論方便我這裡故意假設vmalloc在 3g+896以下分配），也就是兩個頁表對應同乙個頁面（物理對映和vmalloc對映），事實上是這樣的，但是雖然理論上是這樣，但實際上又沒有意義 呢？實際上沒有意義，我們知道，訪問乙個位址是因為我們需要它，很多情況下這個位址是乙個資料結構，而包括資料結構在內的所有記憶體都來自夥伴系統，如果乙個位址已經被實體地址映**，說明它已經不在夥伴系統空閒鍊錶裡面了，那麼同樣來自夥伴空閒頁鏈的vmalloc還會得到相同的頁面嗎？原則上你完全可以並行訪問這兩個虛擬位址，但事實上這將是一種自虐行為。
2.使用者頁表問題
使用者頁表問題是簡單的，比如在mmap系統呼叫裡面，修改的只是一些vm區域的字段，比如start，end之類的，真正的頁表設定將推遲到缺頁的發生。但是在umap時必須清除頁表。
事情真的就是這樣嗎？事實上就是這樣，但是要注意的是，這個時候最少兩個地方對映著使用者的物理記憶體，乙個是使用者空間，乙個是初始化時候的物理對映。
綜上，真正修改頁表就在那麼幾個點，分別為：系統啟動，使用者缺頁，vmalloc，仔細看一下do_pagefault的**，涉及核心缺頁，就是vmalloc導致的，這涉及到另乙個問題，就是init_mm的懶惰更新。
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