Vmware虛擬機(jī)內(nèi)存要怎么分配？

時(shí)間：2024-01-23 16:30:01 | 來源：網(wǎng)站運(yùn)營(yíng)

時(shí)間：2024-01-23 16:30:01 來源：網(wǎng)站運(yùn)營(yíng)

Vmware虛擬機(jī)內(nèi)存要怎么分配？：高端映射對(duì)立的是低端映射或所謂直接映射，內(nèi)核中有關(guān)變量定義它們的它們的分界點(diǎn)，全局變量high_memory，該變量定義在mm/memory.c文件中(存在MMU的前提下)，可見不區(qū)分體系結(jié)構(gòu)，對(duì)于當(dāng)前我手頭的marvell的arm設(shè)備即對(duì)于arm體系結(jié)構(gòu)，high_memory在初始化階段的創(chuàng)建內(nèi)存頁表時(shí)初始化值，它的值就是：物理內(nèi)存最后一個(gè)node的末尾，比如物理內(nèi)存只有一個(gè)node，大小是256MB，再根據(jù)如下的算法就可以得出high_memory是多少：

high_memory = __va((max_low << PAGE_SHIFT) - 1) + 1;max_low代表的是當(dāng)前node的在物理內(nèi)存中的物理頁地址，比如物理內(nèi)存從0x0開始(由PHYS_OFFSET決定)，大小是256MB，即65536(0x10000)個(gè)物理頁，那么max_low的值為0x10000，則high_memory的值為該物理頁地址轉(zhuǎn)為物理地址再轉(zhuǎn)為虛擬地址的結(jié)果：0xd0000000。high_memory之上就是高端內(nèi)存的范圍，這樣的說法也不一定對(duì)，比如對(duì)于有的體系結(jié)構(gòu)如arm，它的永久映射實(shí)際上就在high_memory之下的地方，但它依然是高端內(nèi)存，所有物理內(nèi)存都在初始化時(shí)映射在低端空間也是不一定正確的(這個(gè)可以在初始化時(shí)內(nèi)存映射中發(fā)現(xiàn)，哪樣的物理內(nèi)存是會(huì)屬于HIGHMEM區(qū))，所以我想通常意義的高端內(nèi)存可以基本上定義為“不能直接通過偏移實(shí)現(xiàn)虛擬地址和物理地址映射”的虛擬空間、而“可以直接通過偏移實(shí)現(xiàn)虛擬地址和物理地址映射”的虛擬空間是低端內(nèi)存(為什么低端映射也叫直接映射，這里體現(xiàn)出了直接的感覺)這樣的方式界定比較好一些。

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大體上內(nèi)核有3種高端映射的機(jī)制，分別是永久映射、臨時(shí)映射、非連續(xù)內(nèi)存分配映射。

一、非連續(xù)內(nèi)存分配(vmalloc)

1.1、vmalloc原理

前面的文章細(xì)致描述過內(nèi)核是如何通過slab/buddy獲取大大小小的連續(xù)的物理內(nèi)存的，它們是linux在低端虛擬地址空間的分配機(jī)制，使用連續(xù)物理內(nèi)存是有很大好處的，對(duì)于充分利用CPU的cache有極大的利好；此外buddy和slab分別盡力地避免了物理內(nèi)存空間的外碎片和內(nèi)碎片；

只是有些時(shí)候比如我們的物理內(nèi)存本身就不大，隨著運(yùn)行時(shí)間增長(zhǎng)，物理內(nèi)存的碎片可能會(huì)越來越多，分配連續(xù)的物理內(nèi)存尤其是大尺寸連續(xù)的物理內(nèi)存將越來越費(fèi)勁；

為了盡可能避免這種情況或者在出現(xiàn)這種情況下能夠緩解進(jìn)一步費(fèi)勁，對(duì)于某些不頻繁的分配釋放的內(nèi)存申請(qǐng)，可以采用一種方式，即所謂的不連續(xù)內(nèi)存分配。

不連續(xù)內(nèi)存映射空間即vmalloc區(qū)在4GB地址空間的什么位置應(yīng)該很清楚了，現(xiàn)在描述下所謂不連續(xù)內(nèi)存映射空間是什么意思：

不連續(xù)內(nèi)存映射，不連續(xù)是指物理內(nèi)存不連續(xù)，后面描述它的具體實(shí)現(xiàn)就能很清楚地發(fā)現(xiàn)它為什么是不連續(xù)，這里直接知道結(jié)果就是它映射物理地址的方式是一頁一頁映射的，比如需要映射10頁物理地址空間，那么它是10次調(diào)用alloc_page從buddy獲取，這樣就會(huì)存在物理地址不連續(xù)的可能，之所以這樣做就是如上面所說，某些東西申請(qǐng)內(nèi)存后不會(huì)頻繁的訪問，并且它的長(zhǎng)度如果不是很大的話，那么它適合vmalloc，因?yàn)榉峙湟粋€(gè)連續(xù)的很大的物理地址是越來越困難的；

但是它的虛擬地址是連續(xù)的，如上面的圖所示，每一個(gè)vmalloc X就是一個(gè)vmalloc映射，顯然虛擬地址是連續(xù)的，只是它映射的物理地址是不一定連續(xù)的；

看到這里，就會(huì)明白為什么vmalloc需要增加內(nèi)存頁表的表項(xiàng)了，這都是初始化時(shí)沒有的映射關(guān)系，而且確切的說是需要二級(jí)映射的，因?yàn)樘摂M地址和物理地址之間都是一頁一頁映射的，可見vmalloc申請(qǐng)起來比較麻煩；另外，虛擬地址和物理地址之間都是一頁一頁映射，說明最好在申請(qǐng)的時(shí)候也按頁的整數(shù)倍進(jìn)行對(duì)齊值申請(qǐng)。

那么，宏VMALLOC_START和VMALLOC_END是怎么定義的呢？如下：

#define VMALLOC_START (((unsigned long)high_memory + VMALLOC_OFFSET) & ~(VMALLOC_OFFSET-1))#define VMALLOC_END (PAGE_OFFSET + 0x30000000)即vmalloc區(qū)始于high_memory加8MB的位置，結(jié)束于一個(gè)固定位置為0xF0000000；

最后看看到底哪些場(chǎng)合使用vmalloc：

• 1、swap；
• 2、為module分配空間，見函數(shù)module_alloc就明白了；
• 3、為IO驅(qū)動(dòng)程序分配緩沖區(qū)(ioremap)；

1.2、vmalloc實(shí)現(xiàn)

1、接口函數(shù)：

接口函數(shù)就是vmalloc和__vmalloc，它倆的區(qū)別就是vmalloc只需指定長(zhǎng)度即可，而__vmalloc是由調(diào)用者自行指定gfpmask和prot參數(shù)，prot參數(shù)一般都是PAGE_KERNEL，gfpmask參數(shù)一般就是GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM，調(diào)用__vmalloc可能會(huì)加上標(biāo)志GFP_ZERO用于清零，它們都調(diào)用函數(shù)__vmalloc_node；此外還有個(gè)用于只申請(qǐng)一段vmalloc區(qū)間但不映射物理地址的接口函數(shù)get_vm_area；

2、具體實(shí)現(xiàn)：

static void *__vmalloc_node(unsigned long size, unsigned long align, gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot, int node, void *caller){ struct vm_struct *area; void *addr; unsigned long real_size = size; /*size 頁對(duì)齊，因?yàn)関malloc映射的物理內(nèi)存不連續(xù)，所以是一頁一頁的映射， 即映射的物理內(nèi)存大小必然是頁的倍數(shù)，所以必須頁對(duì)齊*/ size = PAGE_ALIGN(size); /*檢查size正確性，不能為0且不能大于totalram_pages， totalram_pages是bootmem分配器移交給伙伴系統(tǒng)的物理內(nèi)存頁數(shù)總和*/ if (!size || (size >> PAGE_SHIFT) > totalram_pages) return NULL; /*申請(qǐng)一個(gè)vm_struct插入vmlist鏈表，申請(qǐng)一個(gè)vmap_area并插入紅黑樹 完成非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的高端虛擬地址分配，注意size總會(huì)額外在最后加一頁，用于安全區(qū)(上圖的4KB隔離帶) 注意: vm_struct本身是使用kmalloc_node()在slab，所以在低端內(nèi)存中； 而函數(shù)alloc_vmap_area真正分配了連續(xù)的高端虛擬地址 簡(jiǎn)單的總結(jié): 分配一個(gè)vm_struct結(jié)構(gòu)，獲取對(duì)應(yīng)長(zhǎng)度(注意額外加一頁)高端連續(xù)地址，最終插入vmlist鏈表*/ area = __get_vm_area_node(size, align, VM_ALLOC, VMALLOC_START, VMALLOC_END, node, gfp_mask, caller); if (!area) return NULL; /*本函數(shù)實(shí)際的給虛擬地址映射了不連續(xù)的物理內(nèi)存(調(diào)用函數(shù)alloc_page一頁一頁的分配物理地址，函數(shù)map_vm_area實(shí)現(xiàn)映射) 返回值是分配的高端虛擬地址的起始*/ addr = __vmalloc_area_node(area, gfp_mask, prot, node, caller); /* * A ref_count = 3 is needed because the vm_struct and vmap_area * structures allocated in the __get_vm_area_node() function contain * references to the virtual address of the vmalloc'ed block. */ kmemleak_alloc(addr, real_size, 3, gfp_mask); /*返回值是分配的高端虛擬地址的起始*/ return addr;}主要就是兩大部分：分配高端虛擬地址(即分配一段vmalloc區(qū)間) + 給虛擬地址映射物理地址；

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1.2.1、高端地址分配

進(jìn)入函數(shù)__get_vm_area_node：static struct vm_struct *__get_vm_area_node(unsigned long size, unsigned long align, unsigned long flags, unsigned long start, unsigned long end, int node, gfp_t gfp_mask, void *caller){ static struct vmap_area *va; struct vm_struct *area; BUG_ON(in_interrupt()); if (flags & VM_IOREMAP) { int bit = fls(size); if (bit > IOREMAP_MAX_ORDER) bit = IOREMAP_MAX_ORDER; else if (bit < PAGE_SHIFT) bit = PAGE_SHIFT; align = 1ul << bit; } size = PAGE_ALIGN(size); if (unlikely(!size)) return NULL; /*申請(qǐng)一個(gè)vm_struct，本質(zhì)還是通過kmalloc申請(qǐng)，申請(qǐng)的是高端的虛擬內(nèi)存 kmalloc可保證虛擬內(nèi)存的連續(xù)性，這驗(yàn)證了vmalloc申請(qǐng)的虛擬地址是連續(xù)的 本質(zhì)就是: 使用kmalloc_node()在slab中，分配一個(gè)vm_struct結(jié)構(gòu)*/ area = kzalloc_node(sizeof(*area), gfp_mask & GFP_RECLAIM_MASK, node); if (unlikely(!area)) return NULL; /* * We always allocate a guard page. */ /*vmalloc總是要將size加上一個(gè)頁框的大小作為安全區(qū)*/ size += PAGE_SIZE; /*在start到end中,分配足夠size大小的內(nèi)核虛擬空間*/ /*注意:　vmap_area結(jié)構(gòu)體(返回值va)本身也是通過kmalloc分配，所以也在低端內(nèi)存中， 它的成員va_start和va_end指示了真正申請(qǐng)的高端虛擬內(nèi)存的地址范圍，可見是線性的(連續(xù)的) [va_start---va_end]落在高端內(nèi)存的非連續(xù)映射區(qū)(vmalloc區(qū))中，va_end - va_start = size = 實(shí)際需要映射長(zhǎng)度 + 4KB(安全區(qū)) 尋找新節(jié)點(diǎn)在紅黑樹的插入點(diǎn)并計(jì)算出應(yīng)該的高端地址值(addr)，關(guān)于紅黑樹，細(xì)節(jié)暫不討論留在后續(xù) 將最終的高端地址值賦給va，并插入紅黑樹中*/ va = alloc_vmap_area(size, align, start, end, node, gfp_mask); if (IS_ERR(va)) { kfree(area); return NULL; } /*將va的值(高端地址起始和長(zhǎng)度)賦給area，最終把a(bǔ)rea插入vmlist鏈表*/ insert_vmalloc_vm(area, va, flags, caller); /*這里area已經(jīng)被賦值的成員有，addr和size(高端地址)、flag、caller*/ return area;}首先注意結(jié)構(gòu)體vm_struct，它是vmalloc的管理方法非常重要：

struct vm_struct { struct vm_struct *next; /*指向下一個(gè)vm區(qū)域*/ void *addr; /*指向第一個(gè)內(nèi)存單元(線性地址)*/ unsigned long size; /*該塊內(nèi)存區(qū)的大小*/ unsigned long flags; /*內(nèi)存類型的標(biāo)識(shí)字段*/ struct page **pages; /*指向頁描述符指針數(shù)組*/ unsigned int nr_pages; /*內(nèi)存區(qū)大小對(duì)應(yīng)的頁框數(shù)*/ unsigned long phys_addr; /*用來映射硬件設(shè)備的IO共享內(nèi)存，其他情況下為0*/ void *caller; /*調(diào)用vmalloc類的函數(shù)的返回地址*/};全局變量vmlist是管理所有vmalloc對(duì)象的鏈表表頭，每個(gè)vmalloc映射都要把它的映射結(jié)果即一個(gè)struct vm_struct型的描述符加入鏈表中，成員next用于這個(gè)鏈表；addr指示這段vmalloc區(qū)的虛擬地址起始；size標(biāo)識(shí)這段vmalloc區(qū)的長(zhǎng)度；flags標(biāo)識(shí)映射方式，在include/linux/vmalloc.h文件中有明確的使用方式，像在__vmalloc_node調(diào)用就是VM_ALLOC：

#define VM_IOREMAP 0x00000001 /* ioremap() and friends */
#define VM_ALLOC 0x00000002 /* vmalloc() */
#define VM_MAP 0x00000004 /* vmap()ed pages */
#define VM_USERMAP 0x00000008 /* suitable for remap_vmalloc_range */
#define VM_VPAGES 0x00000010 /* buffer for pages was vmalloc'ed */

成員pages是一個(gè)數(shù)組，每個(gè)成員都是所映射的物理頁的page描述符地址；nr_pages標(biāo)識(shí)所映射的物理頁，注意它不包括一頁的隔離帶；phys_addr用來映射硬件設(shè)備的IO共享內(nèi)存，其他情況下為0；caller是調(diào)用vmalloc類的函數(shù)的返回地址，它是用于調(diào)試和找問題的比如可以通過proc下的vmallocinfo看是哪個(gè)函數(shù)在申請(qǐng)高端虛擬內(nèi)存；

對(duì)struct vm_struct有了個(gè)大概認(rèn)識(shí)后可以具體看源碼，首先通過kmalloc申請(qǐng)一個(gè)struct vm_struct結(jié)構(gòu)變量area，注意這個(gè)結(jié)構(gòu)變量本身是在低端連續(xù)內(nèi)存區(qū)，然后調(diào)用函數(shù)alloc_vmap_area，這個(gè)比較重要如下：

static struct vmap_area *alloc_vmap_area(unsigned long size, unsigned long align, unsigned long vstart, unsigned long vend, int node, gfp_t gfp_mask){ struct vmap_area *va; struct rb_node *n; unsigned long addr; int purged = 0; BUG_ON(!size); BUG_ON(size & ~PAGE_MASK); /*vmap_area結(jié)構(gòu)體本身也是通過kmalloc分配，所以也在低端內(nèi)存中*/ va = kmalloc_node(sizeof(struct vmap_area), gfp_mask & GFP_RECLAIM_MASK, node); if (unlikely(!va)) return ERR_PTR(-ENOMEM);/*下面是尋找新節(jié)點(diǎn)在紅黑樹的插入點(diǎn)并計(jì)算出應(yīng)該的高端地址值(addr)，關(guān)于紅黑樹，細(xì)節(jié)暫不討論留在后續(xù)*/retry: addr = ALIGN(vstart, align); spin_lock(&vmap_area_lock); if (addr + size - 1 < addr) goto overflow; /* XXX: could have a last_hole cache */ n = vmap_area_root.rb_node; if (n) { struct vmap_area *first = NULL; do { struct vmap_area *tmp; tmp = rb_entry(n, struct vmap_area, rb_node); if (tmp->va_end >= addr) { if (!first && tmp->va_start < addr + size) first = tmp; n = n->rb_left; } else { first = tmp; n = n->rb_right; } } while (n); if (!first) goto found; if (first->va_end < addr) { n = rb_next(&first->rb_node); if (n) first = rb_entry(n, struct vmap_area, rb_node); else goto found; } while (addr + size > first->va_start && addr + size <= vend) { addr = ALIGN(first->va_end + PAGE_SIZE, align); if (addr + size - 1 < addr) goto overflow; n = rb_next(&first->rb_node); if (n) first = rb_entry(n, struct vmap_area, rb_node); else goto found; } }found: if (addr + size > vend) {overflow: spin_unlock(&vmap_area_lock); if (!purged) { purge_vmap_area_lazy(); purged = 1; goto retry; } if (printk_ratelimit()) printk(KERN_WARNING "vmap allocation for size %lu failed: " "use vmalloc=<size> to increase size./n", size); kfree(va); return ERR_PTR(-EBUSY); } BUG_ON(addr & (align-1));/*將最終的高端地址值賦給va，并插入紅黑樹中*/ va->va_start = addr; va->va_end = addr + size; va->flags = 0; __insert_vmap_area(va); spin_unlock(&vmap_area_lock); return va;}這個(gè)函數(shù)alloc_vmap_area作用就是根據(jù)所要申請(qǐng)的高端地址的長(zhǎng)度size(注意這里的size已經(jīng)是加上一頁隔離帶的size)，在vmalloc區(qū)找到一個(gè)合適的區(qū)間并把起始虛擬地址和結(jié)尾地址通知給內(nèi)核，具體說來還包括struct vmap_area的問題，它是實(shí)際維護(hù)vmalloc信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，比較復(fù)雜，linux內(nèi)核維護(hù)vmalloc信息是通過紅黑樹算法(一種特殊的平衡二叉樹，增刪查改效率高)實(shí)現(xiàn)，這個(gè)東西比較麻煩一些，后續(xù)專門討論它，但不了解它不影響對(duì)vmalloc管理的分析，這里知道alloc_vmap_area函數(shù)的最終作用是得到被分配的高端虛擬地址起始和結(jié)尾地址即可；

然后最終調(diào)用函數(shù)insert_vmalloc_vm把這個(gè)vm_struct結(jié)構(gòu)變量加入vmlist鏈表，源碼不貼了就。

1.2.2、分配和映射物理地址

這時(shí)還沒有給這個(gè)vmalloc區(qū)分配和映射物理地址，現(xiàn)在調(diào)用函數(shù)__vmalloc_area_node：

static void *__vmalloc_area_node(struct vm_struct *area, gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot, int node, void *caller){ struct page **pages; unsigned int nr_pages, array_size, i; /*得到實(shí)際需要映射的頁數(shù)(減去一頁的安全區(qū))*/ nr_pages = (area->size - PAGE_SIZE) >> PAGE_SHIFT; /*并得到所需的空間(頁數(shù)*page結(jié)構(gòu)長(zhǎng)度)*/ array_size = (nr_pages * sizeof(struct page *)); area->nr_pages = nr_pages; /* Please note that the recursion is strictly bounded. */ /*不僅要映射的高端地址通過__get_vm_area_node分配高端地址， 提供映射的頁指針也在高端地址分配，不足一頁的話在低端地址中分配*/ if (array_size > PAGE_SIZE) { pages = __vmalloc_node(array_size, 1, gfp_mask | __GFP_ZERO, PAGE_KERNEL, node, caller); area->flags |= VM_VPAGES; } else { pages = kmalloc_node(array_size, (gfp_mask & GFP_RECLAIM_MASK) | __GFP_ZERO, node); } /*將映射用的頁表pages在分配到高端(不足一頁在低端)地址后，賦給area*/ area->pages = pages; area->caller = caller; if (!area->pages) { remove_vm_area(area->addr); kfree(area); return NULL; } /*從伙伴系統(tǒng)中進(jìn)行物理內(nèi)存頁面的分配,注意是為每一個(gè)頁面分配空間*/ for (i = 0; i < area->nr_pages; i++) { struct page *page; /*UMA系統(tǒng)*/ if (node < 0) page = alloc_page(gfp_mask); /*NUMA系統(tǒng)*/ else page = alloc_pages_node(node, gfp_mask, 0); if (unlikely(!page)) { /* Successfully allocated i pages, free them in __vunmap() */ area->nr_pages = i; goto fail; } /*將頁表pages里的內(nèi)容填充，填充的是一個(gè)一個(gè)的物理頁地址*/ area->pages[i] = page; } /*area的addr和size代表了要映射的高端地址，pages里填充了實(shí)際被映射的物理頁地址 接下來完成虛擬地址到物理地址的映射，注意最終是要?jiǎng)?chuàng)建二級(jí)映射(二級(jí)頁表空間需從buddy申請(qǐng)，大小為1頁)*/ if (map_vm_area(area, prot, &pages)) goto fail; return area->addr; fail: vfree(area->addr); return NULL;}首先實(shí)際需要映射的頁數(shù)(注意不包含一頁的隔離帶)，計(jì)算這個(gè)的目的是到頁表所需的空間(頁數(shù)*page結(jié)構(gòu)長(zhǎng)度)，確切的說是二級(jí)頁表所需的空間(從之前的文章可知道，二級(jí)映射的頁表是動(dòng)態(tài)創(chuàng)建的，一級(jí)頁表即段頁表是常駐內(nèi)存)，注意如果這個(gè)二級(jí)頁表它所占的空間超出一頁長(zhǎng)度，那么也在vmalloc區(qū)里分配它，否則就在低端連續(xù)區(qū)分配即可；另外從編程角度看，這里遞歸了一下函數(shù)__vmalloc_node；

把二級(jí)頁表地址和調(diào)用者成員賦值給area，接下來就開始分配物理空間了，這里可以清楚的看到是使用for循環(huán)一頁一頁分配的，這就是為什么物理地址不一定連續(xù)的原因；另外要注意，把這些物理頁地址依次寫進(jìn)了二級(jí)頁表表項(xiàng)，即“area->pages[i] = page”；

最后一個(gè)操作就是調(diào)用函數(shù)map_vm_area把分配的物理地址和高端虛擬地址做映射，

int map_vm_area(struct vm_struct *area, pgprot_t prot, struct page ***pages){ unsigned long addr = (unsigned long)area->addr; unsigned long end = addr + area->size - PAGE_SIZE; int err; /*start和end代表了要映射的高端地址，pages里填充了實(shí)際被映射的物理頁地址 注意最終是要在內(nèi)核頁表中創(chuàng)建二級(jí)映射*/ err = vmap_page_range(addr, end, prot, *pages); if (err > 0) { *pages += err; err = 0; } return err;}注意都是二級(jí)映射，這里涉及了內(nèi)存頁表知識(shí)可以看之前的描述內(nèi)存頁表的那篇文章，arm的MMU只有二級(jí)映射，本函數(shù)前期基本相當(dāng)于空跑即跳過linux的pud、pmd，直到函數(shù)vmap_pte_range開始創(chuàng)建二級(jí)映射；

1.3、vmalloc在proc

在proc下有個(gè)vmallocinfo，可以查看當(dāng)前vmalloc信息，就是通過上面說的vmlist鏈表查看每一個(gè)正在映射的vmalloc，打印出虛擬起始地址、虛擬結(jié)尾地址、映射長(zhǎng)度、調(diào)用者、映射頁數(shù)、映射方式，非常簡(jiǎn)單源碼如下：

static int s_show(struct seq_file *m, void *p){ struct vm_struct *v = p; seq_printf(m, "0x%p-0x%p %7ld", v->addr, v->addr + v->size, v->size); if (v->caller) { char buff[KSYM_SYMBOL_LEN]; seq_putc(m, ' '); sprint_symbol(buff, (unsigned long)v->caller); seq_puts(m, buff); } if (v->nr_pages) seq_printf(m, " pages=%d", v->nr_pages); if (v->phys_addr) seq_printf(m, " phys=%lx", v->phys_addr); if (v->flags & VM_IOREMAP) seq_printf(m, " ioremap"); if (v->flags & VM_ALLOC) seq_printf(m, " vmalloc"); if (v->flags & VM_MAP) seq_printf(m, " vmap"); if (v->flags & VM_USERMAP) seq_printf(m, " user"); if (v->flags & VM_VPAGES) seq_printf(m, " vpages"); show_numa_info(m, v); seq_putc(m, '/n'); return 0;}比如我的當(dāng)前打印如下：

/ # cat proc/vmallocinfo0xbf000000-0xbf0b3000 733184 module_alloc+0x54/0x60 pages=178 vmalloc0xd085e000-0xd0860000 8192 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd0861000-0xd0882000 135168 ubi_attach_mtd_dev+0x390/0x9c8 pages=32 vmalloc0xd0883000-0xd08a4000 135168 ubi_attach_mtd_dev+0x3b0/0x9c8 pages=32 vmalloc0xd08a5000-0xd08ac000 28672 ubi_read_volume_table+0x178/0x8cc pages=6 vmalloc0xd08b6000-0xd08b8000 8192 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd08ba000-0xd08bc000 8192 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd08bd000-0xd08ce000 69632 lzo_init+0x18/0x30 pages=16 vmalloc0xd08cf000-0xd0912000 274432 deflate_init+0x1c/0xe8 pages=66 vmalloc0xd0913000-0xd0934000 135168 ubifs_get_sb+0x79c/0x1104 pages=32 vmalloc0xd0935000-0xd0937000 8192 ubifs_lpt_init+0x30/0x428 pages=1 vmalloc0xd095d000-0xd095f000 8192 ubifs_lpt_init+0x30/0x428 pages=1 vmalloc0xd0960000-0xd0965000 20480 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd0966000-0xd0987000 135168 ubi_attach_mtd_dev+0x390/0x9c8 pages=32 vmalloc0xd0988000-0xd09a9000 135168 ubi_attach_mtd_dev+0x3b0/0x9c8 pages=32 vmalloc0xd09aa000-0xd09b1000 28672 ubi_read_volume_table+0x178/0x8cc pages=6 vmalloc0xd09ba000-0xd09db000 135168 ubifs_get_sb+0x79c/0x1104 pages=32 vmalloc0xd09dc000-0xd09fd000 135168 ubifs_get_sb+0x7b8/0x1104 pages=32 vmalloc0xd0a00000-0xd0b01000 1052672 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd0bd0000-0xd0bd2000 8192 ubifs_lpt_init+0x220/0x428 pages=1 vmalloc0xd0bd3000-0xd0bf4000 135168 ubifs_lpt_init+0x234/0x428 pages=32 vmalloc0xd0bf5000-0xd0bf8000 12288 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x84/0x3cc pages=2 vmalloc0xd0bf9000-0xd0bfb000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x100/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0bfc000-0xd0bfe000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x174/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0c00000-0xd0d01000 1052672 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd0d24000-0xd0d45000 135168 ubifs_mount_orphans+0x44/0x41c pages=32 vmalloc0xd0d46000-0xd0d48000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x1f4/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0d49000-0xd0d4b000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x270/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0d4c000-0xd0d4e000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d4f000-0xd0d51000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d52000-0xd0d54000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d55000-0xd0d57000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d58000-0xd0d5a000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d5b000-0xd0d5d000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d5e000-0xd0d60000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d61000-0xd0d63000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d64000-0xd0d66000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d67000-0xd0d69000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d6a000-0xd0d6c000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d6d000-0xd0d6f000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d70000-0xd0d72000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d73000-0xd0d75000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d76000-0xd0d78000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d79000-0xd0d7b000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d7c000-0xd0d7e000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d7f000-0xd0d81000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d82000-0xd0d84000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d85000-0xd0d87000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d88000-0xd0d8a000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d8b000-0xd0d8d000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d8e000-0xd0d90000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d91000-0xd0d93000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d94000-0xd0d96000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d97000-0xd0d99000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d9a000-0xd0d9c000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0d9d000-0xd0db0000 77824 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x264/0x308 pages=18 vmalloc0xd0db1000-0xd0db4000 12288 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x84/0x3cc pages=2 vmalloc0xd0db5000-0xd0db7000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x100/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0db8000-0xd0dba000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x174/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0dbb000-0xd0dbd000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x1f4/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0dbe000-0xd0dc0000 8192 tpm_db_mod2_setup_jump_area+0x270/0x3cc pages=1 vmalloc0xd0dc1000-0xd0dc3000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0dc4000-0xd0dc6000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0dc7000-0xd0dc9000 8192 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tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0dee000-0xd0df0000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0df1000-0xd0df3000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0df4000-0xd0df6000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0df7000-0xd0df9000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0dfa000-0xd0dfc000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0dfd000-0xd0dff000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0e00000-0xd0f01000 1052672 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd0f02000-0xd0f04000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0f05000-0xd0f07000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x150/0x308 pages=1 vmalloc0xd0f08000-0xd0f0a000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0x1b0/0x308 pages=1 vmalloc0xd0f0b000-0xd0f0d000 8192 tpm_db_mod2_setup_chain_area+0xd4/0x308 pages=1 vmalloc0xd0f0e000-0xd0f10000 8192 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__arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap0xd1200000-0xd1301000 1052672 __arm_ioremap_pfn+0x64/0x144 ioremap是不是非常清楚！

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