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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