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页面换入换出
在找到了引用待回收页面的页表项后，对于文件映射，可以直接把引用该页面的页表项清空。等用户再访问这个地址的时候触发缺页异常，异常处理代码再重新分配一个页面，并去磁盘里面把对应的数据读出来就行了（说不定，页面在对应的磁盘高速缓存里面已经有了，因为其他进程先访问过）。这就跟页面映射以后，第一次被访问的情形一样；
对于匿名映射，先将页面写回到交换文件，然后还得在页表项中记录该页面在交换文件中的index。
页表项中有一个present位，如果该位被清除，则mmu认为页表项无效。在页表项无效的情况下，其他位不被mmu关心，可以用来存储其他信息。这里就用它们来存储页面在交换文件中的index了（实际上是交换文件号 交换文件内的索引号）。
将匿名映射的页面交换到交换文件的过程（换出过程）与将磁盘高速缓存中的脏页写回文件的过程很相似。
交换文件也有其对应的address_space结构，匿名映射的页面在换出时先被放到这个address_space对应磁盘高速缓存中，然后跟脏页写回一样，被写回到交换文件中。写回完成后，这个页面才被释放（记住，我们的目的是要释放这个页面）。
那么为什么不直接把页面写回到交换文件，而要经过磁盘高速缓存呢？因为，这个页面可能被映射了多次，不可能一次性把所有用户进程的页表中对应的页表项都修改好（修改成页面在交换文件中的索引），所以在页面被释放的过程中，页面被暂时放在磁盘高速缓存上。
而并不是所有页表项的修改过程都是能成功的（比如在修改之前页面又被访问了，于是现在又不需要回收这个页面了），所以页面放到磁盘高速缓存的时间也可能会很长。
同样，将匿名映射的页面从交换文件读出的过程（换入过程）也与将文件数据读出的过程很相似。
先去对应的磁盘高速缓存上看看页面在不在，不在的话再去交换文件里面读。文件里的数据也是被读到磁盘高速缓存中的，然后用户进程的页表中对应的页表项将被改写，直接指向这个页面。
这个页面可能不会马上从磁盘高速缓存中拿下来，因为如果还有其他用户进程也映射到这个页面（它们的对应页表项已经被修改成了交换文件的索引），他们也可以引用到这里。直到没有其他的页表项再引用这个交换文件索引时，页面才可以从磁盘高速缓存中被取下来。
最后的必杀
前面说到，PFRA可能扫描了所有的LRU还没办法回收需要的页面。同样，在slab、dentrycache、inodecache、等地方，可能也无法回收到页面。
这时，如果某段内核代码一定要获得页面呢（没有页面，系统可能就要崩溃了）？PFRA只好使出最后的必杀技OOM（outofmemory）。所谓的OOM就是寻找一个最不重要的进程，然后将其杀死。通过释放这个进程所占有的内存页面，以缓解系统压力。
5.内存管理架构
针对上图，说几句，
[地址映射](图：左中)
linux内核使用页式内存管理，应用程序给出的内存地址是虚拟地址，它需要经过若干级页表一级一级的变换，才变成真正的物理地址。
想一下，地址映射还是一件很恐怖的事情。当访问一个由虚拟地址表示的内存空间时，需要先经过若干次的内存访问，得到每一级页表中用于转换的页表项（页表是存放在内存里面的），才能完成映射。也就是说，要实现一次内存访问，实际上内存被访问了N 1次（N=页表级数），并且还需要做N次加法运算。
所以，地址映射必须要有硬件支持，mmu（内存管理单元）就是这个硬件。并且需要有cache来保存页表，这个cache就是TLB（Translation lookaside buffer）。
尽管如此，地址映射还是有着不小的开销。假设cache的访存速度是内存的10倍，命中率是40%，页表有**，那么平均一次虚拟地址访问大概就消耗了两次物理内存访问的时间。
于是，一些嵌入式硬件上可能会放弃使用mmu，这样的硬件能够运行VxWorks（一个很高效的嵌入式实时操作系统）、linux（linux也有禁用mmu的编译选项）、等系统。
但是使用mmu的优势也是很大的，最主要的是出于安全性考虑。各个进程都是相互独立的虚拟地址空间，互不干扰。而放弃地址映射之后，所有程序将运行在同一个地址空间。于是，在没有mmu的机器上，一个进程越界访存，可能引起其他进程莫名其妙的错误，甚至导致内核崩溃。
在地址映射这个问题上，内核只提供页表，实际的转换是由硬件去完成的。那么内核如何生成这些页表呢？这就有两方面的内容，虚拟地址空间的管理和物理内存的管理。（实际上只有用户态的地址映射才需要管理，内核态的地址映射是写死的。）
[虚拟地址管理](图：左下)
每个进程对应一个task结构，它指向一个mm结构，这就是该进程的内存管理器。（对于线程来说，每个线程也都有一个task结构，但是它们都指向同一个mm，所以地址空间是共享的。）
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