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Documentation/translations/zh_CN/mm/index.rst | 2 +-
.../translations/zh_CN/mm/transhuge.rst | 153 ++++++++++++++++++
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create mode 100644 Documentation/translations/zh_CN/mm/transhuge.rst
diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/mm/index.rst
b/Documentation/translations/zh_CN/mm/index.rst
index 2f53e37b8049..d0c80025c3ce 100644
--- a/Documentation/translations/zh_CN/mm/index.rst
+++ b/Documentation/translations/zh_CN/mm/index.rst
@@ -56,6 +56,7 @@ Linux内存管理文档
page_table_check
remap_file_pages
split_page_table_lock
+ transhuge
vmalloced-kernel-stacks
z3fold
zsmalloc
@@ -65,5 +66,4 @@ TODOLIST:
* free_page_reporting
* hugetlbfs_reserv
* slub
-* transhuge
* unevictable-lru
diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/mm/transhuge.rst
b/Documentation/translations/zh_CN/mm/transhuge.rst
new file mode 100644
index 000000000000..5204b1113fbf
--- /dev/null
+++ b/Documentation/translations/zh_CN/mm/transhuge.rst
@@ -0,0 +1,153 @@
+.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0
+.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst
+
+:Original: Documentation/vm/transhuge.rst
+
+:翻译:
+
+ 郭梦琪 Guo Mengqi <guomengqi3@xxxxxxxxxx>
+
+:校译:
+
+ 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@xxxxxxxxxxx>
+ 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@xxxxxxxxx>
+ 时奎亮 Alex Shi <alexs@xxxxxxxxxx>
+
+==============
+透明巨页机制
+==============
+
+本文档描述透明巨页（THP）的设计理念，以及它是如何与内存管理系统的其它部分交互的。
+
+设计原则
+========
+
+-
“优雅回退”：有些mm组件不感知透明巨页，它们的回退方法是将PMD页表项拆分成PTE
+
页表项。必要时还需要拆分透明巨页。这样就可以在常规大小的页或页表项上继续工作。
+
+-
如果内存碎片化导致巨页分配失败，则分配常规页作为替代放入原vma中，此期间不会
+ 产生任何失败或明显延迟，也不会引起用户态的注意。
+
+-
如果一些进程退出后释放了空闲的巨页（不论在伙伴系统还是在VM），由常规页支持的
+ guest物理内存应该自动重新申请为巨页。(通过khugepaged进程)
+
+-
透明巨页不需要预留内存，而是尽可能使用已经存在的巨页。（为避免不可移动的页
+
将整个内存碎片化，唯一可能的预留是在kernelcore=的设置中。不过这个调整并不仅
+ 针对透明巨页，而对内核中所有动态的多级页面申请都适用。）
+
+get_user_pages和follow_page
+===========================
+
+不论对单个巨页还是hugetlbfs，使用get_user_pages(GUP)和follow_page时，返回的会是
+首页或尾页。大多数情况下调用GUP功能的人不关心页的大小，只关心页的真实物理地址
+以及暂时将页固定，好在I/O结束后将页释放。但在驱动中，在某些情况下有可能访问尾页
+的page_struct（如检查page->mapping字段），这时应该转而检查首页。一旦首页或者尾页
+被引用，巨页就不能再被拆分了。
+
+.. note::
+ 以上不是针对GUP
API的新增限制，它们和hugetlbfs的限制保持一致。因此，如果任何
+
驱动能够在hugetlbfs中处理GUP，它们也能在基于透明巨页的映射中很好的工作。
+
+优雅回退
+============
+
+遍历页表但又不需感知巨页pmd的代码可以这样简单处理：对pmd_offset返回的pmd添加一行
+split_huge_pmd(vma, pmd, addr)调用。只需grep搜索"pmd_offset"，并将
+split_huge_pmd添加到所有返回的pmd后面，代码就能够自己处理透明巨页了，非常简单。
+这短短一行的回退函数很巧妙，为我们省去了成百上千行额外的适配代码。
+
+如果你不是在遍历页表，而是遇到了一个无法直接处理的巨物理页，可以使用
+split_huge_page(page)把它拆分成小页。linux
VM就是通过这种方式将巨页换出。
+如果页面被pin住了，split_huge_page就会失败。
+
+例子：添加一行代码使mremap.c支持透明巨页::
+
+ diff --git a/mm/mremap.c b/mm/mremap.c
+ --- a/mm/mremap.c
+ +++ b/mm/mremap.c
+ @@ -41,6 +41,7 @@ static pmd_t *get_old_pmd(struct mm_stru
+ return NULL;
+
+ pmd = pmd_offset(pud, addr);
+ + split_huge_pmd(vma, pmd, addr);
+ if (pmd_none_or_clear_bad(pmd))
+ return NULL;
+
+巨页支持中的锁使用
+==================
+
+我们还是希望尽可能多的代码能感知透明巨页，因为调用split_huge_page()和
+split_huge_pmd()还是有开销的。
+
+要使遍历页表流程能够感知巨页pmd，只需对pmd_offset返回的pmd调用pmd_trans_huge()。
+一定要持有mmap_lock读锁，以避免khugepaged在此期间申请新的巨页pmd
+（khugepaged collapse_huge_page会持有mmap_lock写锁而非anon_vma lock）。
+如果pmd_trans_huge返回结果为假，那就回到原来的流程。如果pmd_trans_huge返回结果
+为真，就需要先持有页表锁(pmd_lock())，然后再进行一次pmd_trans_huge判断。持页表锁
+是为了防止巨页pmd被转换成小页（split_huge_pmd是可以跟遍历页表操作同时进行的）。
+如果第二次pmd_trans_huge返回结果为假,那就释放页表锁，依然回到原有流程。如果返回
+结果继续为真，那就按照巨页pmd和巨页来处理，处理完毕再释放页表锁。
+
+引用计数和透明巨页
+==================
+
+THP的计数跟其他复合页的计数大致相同：
+
+ - get_page()/put_page()和GUP都在首页上进行计数（修改head
page->_refcount）
+
+ - 尾页的_refcount永远是0. get_page_unless_zero()永远无法get到尾页。
+
+ - 映射/解映射特定PTE entry时，增减的是复合页中相应子页的_mapcount.
+
+ -
映射/解映射整个复合页时，增减的是compound_mapcount属性。该属性保存在第一个
+
尾页中。对于文件中的巨页，还要增加所有子页中的_mapcount，这样是为了在检测
+ 子页的解映射时不需考虑竞争问题。
+
+PageDoubleMap() 表明巨页 *可能* 被映射为了PTE.
+
+对匿名页，PageDoubleMap()也表示所有子页的_mapcount都偏移了1.
+在页被同时映射为了PMD和PTE的情况下，这个额外的引用可以避免子页解映射时的竞争。
+
+这个优化也可以追踪每个子页mapcount所带来的性能开销。另一种解决方法是在每次
+映射/解映射整个复合页时更改所有子页的_mapcount.
+
+对于匿名页，如果页面的PMD在首次被拆分时同时还具有PMD映射，则设置PG_double_map;
+当compound_mapcount值降为0时，取消设置。
+
+对于映射到文件的页，在其首次映射PTE时，设置PG_double_map;
在页面从页缓存中
+移除时，取消设置。
+
+split_huge_page中，在清除page
struct中所有PG_head/tail位之前，需要先将首页中的
+引用计数refcount分发到所有其他尾页中。页表项PTE占用的引用计数很好处理，但剩下的
+引用计数来源难以确定（如通过get_user_pages的pin页）。如果巨页被pin住，
+split_huge_page()会失败。页的引用计数必须等于所有子页mapcount之和再加一（因为
+split_huge_page的调用者也必须对首页持有一个引用）。
+
+对匿名页，split_huge_page用页表项迁移（migration
entries）来保持page->_refcount
+和page->_mapcount稳定。对文件页则会直接解映射。
+
+这套机制对物理内存扫描（physical memory
scanners）也安全，scanner唯一合法引用页
+的途径就是get_page_unless_zero().
+
+没调atomic_add()时，所有尾页的_refcount都为0.
这时scanner无法获取尾页的引用。
+调了atomic_add()后，我们也不在乎页的_refcount是多少了。只要知道应该从首页的引用
+计数减去多少即可。
+
+对首页进行get_page_unless_zero()是可以成功的。此时引用计数的再分配非常明了：
+引用计数将会留在首页中。
+
+split_huge_pmd()对引用计数没有任何限制，在任何时候都可以拆分PMD，而且永远不会
+失败。
+
+局部解映射和deferred_split_huge_page()函数
+==========================================
+
+透明巨页通过munmap()或其他方式解映射时，并不会立即释放内存。在page_remove_rmap()
+中检查透明巨页的某个子页是否还在使用，并将透明巨页加入一个预备队列，当内存
+使用需求变大时，把透明巨页拆分，释放已经不用的子页。
+
+检测到局部解映射时，由于处在锁中，无法立即进行拆页。而且在很多情况下，如果透明
+巨页是跨VMA的, 那么会在exit(2)中进行局部解映射。这时拆页效果适得其反。
+
+deferred_split_huge_page函数就是用来进行上文所说的将页排队以预备后续的拆分。真正
+的拆页操作是通过内存压力导致的shrinker接口来触发的。
