| :Original: Documentation/mm/zsmalloc.rst |
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| :翻译: |
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| 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> |
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| :校译: |
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| zsmalloc |
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| 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。 |
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| 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。 |
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| 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）。 |
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| 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。 |
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| stat |
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| 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。:: |
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| # cat /sys/kernel/debug/zsmalloc/zram0/classes |
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| 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 |
| ... |
| ... |
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| 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 |
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| 当n <= N / f时，我们将一个zspage分配给ZS_ALMOST_EMPTYfullness组，其中 |
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| * 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) |
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| 同样地，我们将zspage分配给: |
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| * ZS_ALMOST_FULL when n > N / f |
| * ZS_EMPTY when n == 0 |
| * ZS_FULL when n == N |
