http://blog.csdn.net/dyllove98/article/details/8917197
Linux对于内存的管理涉及到非常多的方面，这篇文章首先从对进程虚拟地址空间的管理说起。(所依据的代码是2.6.32.60）
无论是内核线程还是用户进程，对于内核来说，无非都是 task_struct这个数据结构的一个实例而已，task_struct被称为进程描述符（process descriptor),因为它记录了这个进程所有的context。其中有一个被称为‘内存描述符‘（memory descriptor)的数据结构 mm_struct，抽象并描述了Linux视角下管理进程地址空间的所有信息。
mm_struct定义在include/linux/mm_types.h中，其中的域抽象了进程的地址空间，如下图所示：
每个进程都有自己独立的mm_struct，使得每个进程都有一个抽象的平坦的独立的32或64位地址空间，各个进程都在各自的地址空间中相同的地址内存存放不同的数据而且互不干扰。如果进程之间共享相同的地址空间，则被称为线程。
其中[start_code,end_code)表示代码段的地址空间范围。
[start_data,end_start)表示数据段的地址空间范围。
[start_brk,brk)分别表示heap段的起始空间和当前的heap指针。
[start_stack,end_stack)表示stack段的地址空间范围。
mmap_base表示memory mapping段的起始地址。 那为什么mmap段没有结束的地址呢？
bbs段是用来干什么的呢？bbs表示的所有没有初始化的全局变量，这样只需要将它们匿名映射为‘零页’，而不用在程序load过程中从磁盘文件显示的mapping，这样既减少了elf二进制文件的大小，也提高了程序加载的效率。 在mm_struct中为什么没有bbs段的地址空间表示呢？
除此之外，mm_struct还定义了几个重要的域：
215 atomic_t mm_users; /* How many users with user space? */ 216 atomic_t mm_count; /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */
这两个counter乍看好像差不多，那Linux使用中有什么区别呢？看代码就是最好的解释了。
681static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk)
682{
683 struct mm_struct * mm, *oldmm;
684 int retval;
692 tsk->mm = NULL;
693 tsk->active_mm = NULL;
694
695 /*
696 * Are we cloning a kernel thread?
697 *
698 * We need to steal a active VM for that..
699 */
700 oldmm = current->mm;
701 if (!oldmm)
702 return 0;
703
704 if (clone_flags & CLONE_VM) {
705 atomic_inc(&oldmm->mm_users);
706 mm = oldmm;
707 goto good_mm;
708 }
无论我们在调用fork,vfork,clone的时候最终会调用do_fork函数，区别在于vfork和clone会给copy_mm传入一个CLONE_VM的flag，这个标识表示父子进程都运行在同样一个‘虚拟地址空间’上面（在Linux称之为lightweight process或者线程），当然也就共享同样的物理地址空间（Page Frames)。
copy_mm函数中，如果创建线程中有CLONE_VM标识，则表示父子进程共享地址空间和同一个内存描述符，并且只需要将mm_users值+1，也就是说mm_users表示正在引用该地址空间的thread数目，是一个thread level的counter。
mm_count呢？mm_count的理解有点复杂。
对Linux来说，用户进程和内核线程（kernel thread)都是task_struct的实例，唯一的区别是kernel thread是没有进程地址空间的，内核线程也没有mm描述符的，所以内核线程的tsk->mm域是空（NULL）。内核scheduler在进程context switching的时候，会根据tsk->mm判断即将调度的进程是用户进程还是内核线程。但是虽然thread thread不用访问用户进程地址空间，但是仍然需要page table来访问kernel自己的空间。但是幸运的是，对于任何用户进程来说，他们的内核空间都是100%相同的，所以内核可以’borrow‘上一个被调用的用户进程的mm中的页表来访问内核地址，这个mm就记录在active_mm。
简而言之就是，对于kernel thread,tsk->mm == NULL表示自己内核线程的身份，而tsk->active_mm是借用上一个用户进程的mm，用mm的page table来访问内核空间。对于用户进程，tsk->mm == tsk->active_mm。
为了支持这个特别，mm_struct里面引入了另外一个counter，mm_count。刚才说过mm_users表示这个进程地址空间被多少线程共享或者引用，而mm_count则表示这个地址空间被内核线程引用的次数+1。
比如一个进程A有3个线程，那么这个A的mm_struct的mm_users值为3，但是mm_count为1，所以mm_count是process level的counter。维护2个counter有何用处呢？考虑这样的scenario，内核调度完A以后，切换到内核内核线程B，B ’borrow‘ A的mm描述符以访问内核空间，这时mm_count变成了2，同时另外一个cpu core调度了A并且进程A exit，这个时候mm_users变为了0，mm_count变为了1，但是内核不会因为mm_users==0而销毁这个mm_struct，内核只会当mm_count==0的时候才会释放mm_struct，因为这个时候既没有用户进程使用这个地址空间，也没有内核线程引用这个地址空间。
We‘ll try to explain the difference between the use of mm_users and mm_count with an example. Consider a memory descriptor shared by two lightweight processes. Normally, its mm_users field stores the value 2, while its mm_count field stores the value 1 (both owner processes count as one).
If the memory descriptor is temporarily lent to a kernel thread (see the next section), the kernel increases the mm_count field. In this way, even if both lightweight processes die and the mm_users field becomes zero, the memory descriptor is not released until the kernel thread finishes using it because the mm_count field remains greater than zero.