blob: 4c8c9b1006a920ac7dcef18cca2c0f4cedabce02 (
plain)
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
71
72
73
74
75
76
77
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
|
