对unmap_vm_area的疑问

我看ulk349页里，unmap_area_xxx依次在循环中执行map_area_xxx的反操作，但是在map_area_xxx中都有xxx_alloc,为什么在unmap_area_xxx中没有把相关的free了呢？

在350页写了一段话：....内核修改主内核页全局目录和它的子页表中的响应项，但是映射第4个GB的进程页表的项保持不变，这是在情理之中的，因为内核永远也不会收回扎根于主内核页全局目录中的页上级目录、页中级目录和页表。
这段话是什么意思？


以下代码摘自2.6.10，供参考

pXd_alloc，并不一定会分配内存，只是在对应address上的这一级页目录不存在的情况下，才会分配内存。如： 这个函数实际上是确保对应位置上的这一级页目录存在。

关于这个地方的逻辑，我的理解是：

1、初始情况下，VM区域没有大于等于二级的页目录，VM区域一级页目录里面的值都是empty；
2、vmalloc的时候，需要确保各级的页目录存在，所以要调用pXd_alloc，并把每一级页目录都建立起来。这个时候一级页目录的相应位置从empty变成有值，然后这时建立起来的各级页目录都关联到init_mm里面去；
这里有个问题，内核没有自己的页表，它是借用了进程的页表，并且要求每个进程的页表在内核空间的范围内都是一样的。
而vmalloc的内存是在内核里面使用的，但是vmalloc这一下，只修改了当前生效的那个页表，其他进程的页表并没有一一去修改（lazy）。也就是说，你vmalloc之后，过了一段时间，发生了调度，页表被换了，然后你再去使用之前vmalloc出来的内存，可能对应的页表项是不存在的（当前的第一级页目录在对应区域的值还是empty）。
为了解决这个问题，缺页异常里面有个逻辑，就是从init_mm里面取值，在当前生效的页表中把这些缺少的这些页目录信息都补上。（其实就是把一级页目录里面的值跟init_mm做一个同步。大于等于二级的页目录都是直接引用init_mm里面的，并没有自己新建一份。）

然后，vfree的时候会发生什么呢？映射被取消，最后一级页目录里面的pte被修改。这个修改同样是在当前生效的页表里面去做的，那么其他进程的页表如何去同步呢？vmalloc的时候，页表项从无到有，可以由缺页异常来通知你该同步了；而现在页表项本身是存在的，缺页异常并不会发生。
呵呵，不过这时候根本就不需要同步，因为在每个进程的页表里面，VM区域的二级页目录都是直接引用的init_mm里面的，都是同一份。并且vfree的时候并不会释放任何页目录，只会修改最底层的pte。这样的修改是直接在所有进程的页表中同时生效的。
那么，如果vfree会释放页目录，会发生什么问题呢？页目录释放了，一级页目录里面对应的值被重置为empty。但是现在只重置了当前生效的页表，其他进程的页表没重置。什么时候同步呢？没法同步，因为其他进程的一级页目录里面对应的entry是有值的，不会触发缺页异常。并且这些entry指向的二级页目录已经被释放了，这不就BUG了么？
所以，vmalloc建立的页目录，一旦建立，就不会释放了。

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