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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