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diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/mm/zsmalloc.rst b/Documentation/translations/zh_CN/mm/zsmalloc.rst new file mode 100644 index 000000000..4c8c9b100 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/mm/zsmalloc.rst @@ -0,0 +1,78 @@ +:Original: Documentation/mm/zsmalloc.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + +======== +zsmalloc +======== + +这个分配器是为与zram一起使用而设计的。因此，该分配器应该在低内存条件下工作良好。特别是， +它从未尝试过higher order页面的分配，这在内存压力下很可能会失败。另一方面，如果我们只 +是使用单（0-order）页，它将遭受非常高的碎片化 - 任何大小为PAGE_SIZE/2或更大的对象将 +占据整个页面。这是其前身（xvmalloc）的主要问题之一。 + +为了克服这些问题，zsmalloc分配了一堆0-order页面，并使用各种"struct page"字段将它 +们链接起来。这些链接的页面作为一个单一的higher order页面，即一个对象可以跨越0-order +页面的边界。代码将这些链接的页面作为一个实体，称为zspage。 + +为了简单起见，zsmalloc只能分配大小不超过PAGE_SIZE的对象，因为这满足了所有当前用户的 +要求（在最坏的情况下，页面是不可压缩的，因此以"原样"即未压缩的形式存储）。对于大于这 +个大小的分配请求，会返回失败（见zs_malloc）。 + +此外，zs_malloc()并不返回一个可重复引用的指针。相反，它返回一个不透明的句柄（无符号 +长），它编码了被分配对象的实际位置。这种间接性的原因是zsmalloc并不保持zspages的永久 +映射，因为这在32位系统上会导致问题，因为内核空间映射的VA区域非常小。因此，在使用分配 +的内存之前，对象必须使用zs_map_object()进行映射以获得一个可用的指针，随后使用 +zs_unmap_object()解除映射。 + +stat +==== + +通过CONFIG_ZSMALLOC_STAT，我们可以通过 ``/sys/kernel/debug/zsmalloc/<user name>`` +看到zsmalloc内部信息。下面是一个统计输出的例子。:: + + # cat /sys/kernel/debug/zsmalloc/zram0/classes + + class size almost_full almost_empty obj_allocated obj_used pages_used pages_per_zspage + ... + ... + 9 176 0 1 186 129 8 4 + 10 192 1 0 2880 2872 135 3 + 11 208 0 1 819 795 42 2 + 12 224 0 1 219 159 12 4 + ... + ... + + +class + 索引 +size + zspage存储对象大小 +almost_empty + ZS_ALMOST_EMPTY zspage的数量（见下文）。 +almost_full + ZS_ALMOST_FULL zspage的数量(见下图) +obj_allocated + 已分配对象的数量 +obj_used + 分配给用户的对象的数量 +pages_used + 为该类分配的页数 +pages_per_zspage + 组成一个zspage的0-order页面的数量 + +当n <= N / f时，我们将一个zspage分配给ZS_ALMOST_EMPTYfullness组，其中 + +* n = 已分配对象的数量 +* N = zspage可以存储的对象总数 +* f = fullness_threshold_frac(即，目前是4个) + +同样地，我们将zspage分配给: + +* ZS_ALMOST_FULL when n > N / f +* ZS_EMPTY when n == 0 +* ZS_FULL when n == N |