06 · 内存分配器：无锁快路径失效与上下文限制

结论：非 RT 的 SLUB 快路径靠「抢占关闭 + this_cpu_cmpxchg」做到无锁，慢路径关中断；页分配器的 per-CPU 页列表用 preempt_disable + spin_lock。这些在 RT 上都不成立：local_lock 既不关中断也不关抢占，无法排除并发的慢路径，于是 USE_LOCKLESS_FAST_PATH() 恒为 false，每次 kmalloc/kfree 都拿 cpu_slab->lock（一把 rt_mutex）；页分配器改用 migrate_disable + spin_trylock，失败退回伙伴系统。此外 RT 的策略是 hardirq 里不允许任何分配/释放，THP、NUMA_BALANCING 直接不可选，compact_unevictable_allowed 默认 0。

第一层

先看结论：RT 上分配器全程可抢占，但 SLUB 无锁快路径失效、每次分配都拿锁，且 hardirq 内禁止分配；THP 与 NUMA balancing 不可用。

非 RT快路径无锁，慢路径关中断，任何上下文可分配

同一场景 · 换成 PREEMPT_RT 内核

PREEMPT_RT全程可抢占，快路径也要拿锁，hardirq 禁止分配

第二层

先看结论：变化集中在三个宏——USE_LOCKLESS_FAST_PATH()=false、slub_get_cpu_ptr()=migrate_disable、pcpu_task_pin()=migrate_disable；其余是 local_lock 与 preempt_disable_nested 的点状替换。

非 RTmm/slub.c 非 RT 分支

同一场景 · 换成 PREEMPT_RT 内核

PREEMPT_RTslub / page_alloc / vmstat / kmap 的 RT 分支

SLUB

设计注释 mm/slub.c:119-149 讲清了两种模式：非 RT 下 cpu_slab->lock 只保护慢路径，快路径靠 tid 事务号检测被抢占/迁移；RT 下（:126-129）「local lock 既不关中断也不关抢占，所以无锁快路径不能用，local lock 总是被拿，但仍然利用 freelist」。

切换宏（:186-205）：

后果：

• 分配（:4034-4036）：if (!USE_LOCKLESS_FAST_PATH() || …) object = __slab_alloc(…)——RT 上每次分配都进 ___slab_alloc()，在 local_lock_irqsave(&s->cpu_slab->lock)（RT 下 = spin_lock 一把 rt_mutex，不关中断）下操作 freelist。
• 释放（:4621-4646）：RT 分支 /* Update the free list under the local lock */。
• 慢路径要新 slab 时先 slub_put_cpu_ptr()（migrate_enable()）再进页分配器（:3891-3893）。
• struct kmem_cache_cpu 里的 local_lock_t lock（:396）。
• 策略声明（:688-692）：「RT 上的策略是不允许在 hardirq 上下文做任何分配/释放」——这在 6.12.107 里是约定而非运行时检查（mm/slub.c、mm/page_alloc.c 没有 in_hardirq() 检查，也没有后来的 allow_spin 参数），违反者会被 lockdep 的「原子上下文睡眠」告警抓住。
• SLUB_CPU_PARTIAL（mm/Kconfig:319-328）在 6.12.107 并不 depends on !PREEMPT_RT，只是 help 建议实时系统选 N：溢出时清空 per-CPU partial 要拿锁，造成延迟尖峰。

页分配器

mm/page_alloc.c:109-123 的注释与宏：

preempt_disable is used on !RT because it is faster than migrate_disable. migrate_disable is used on RT because otherwise RT spinlock usage is interfered with and a high priority task cannot preempt the allocator.

• pcpu_task_pin()：非 RT preempt_disable()，RT migrate_disable()（:117-123）。
• per_cpu_pages.lock 与 zone->lock 都是 spinlock_t（include/linux/mmzone.h:683-684, 948-949）→ RT 上是睡眠锁。
• rmqueue_pcplist()（:3086-3117）与 free_unref_page()（:2709-2751）用 pcp_spin_trylock()，失败直接退到 zone->lock 路径（rmqueue_buddy() / free_one_page()），不等待。
• 页分配器在 6.12.107 也没有 in_hardirq() 的 RT 检查。

其它 mm 子系统

Documentation/locking/locktypes.rst:470-489 给出了使用侧规则：持 raw_spinlock_t 时不能分配（分配器完全可抢占，不能在真原子上下文调用）；持普通 spinlock_t 时 kmalloc(GFP_ATOMIC) 完全没问题。

ARM64：DMA、CMA 与 SMMU（自动驾驶 SoC 的主要内存噪声）

这些机制与 RT 无关，但在 RT 上更显眼：因为内核其它不可抢占区都被消除后，一次 2 ms 的缓存清理会成为最坏延迟的主导项。它们的共同解法是把分配与映射挪到启动期（预分配 + 固定映射 + dma-coherent）。

性能影响

净影响：kmalloc/kfree 密集负载退化 10%–30%；分配路径不再制造不可抢占区；RT 应用仍应预分配。

源码定位

调优要点

• RT 线程：启动期 mlockall(MCL_CURRENT|MCL_FUTURE)、预触碰栈与堆、热路径不 malloc；glibc 用 mallopt(M_TRIM_THRESHOLD, -1)/M_MMAP_MAX 0 防止归还内存后再缺页。
• 需要大页时用 hugetlbfs（arm64 4K 页下 hugepagesz=2M/1G；64K 页下 512M），不要期待 THP。
• ARM64 独有的补偿手段：CONFIG_ARM64_64K_PAGES（或 16K）直接把基础页放大 16 倍，TLB 压力显著下降，一定程度弥补 THP 缺失；代价是内存碎片与部分驱动/用户态假设 4K 页的兼容问题。
• vm.stat_interval=120、关掉 khugepaged（本来就没有）、vm.compact_unevictable_allowed 保持 0。
• 分配密集的内核路径（如高 pps 网络）在 RT 上退化明显，优先靠硬件卸载 / 大包 / GRO 减少分配次数。

小结

• 「local_lock 既不关中断也不关抢占」这一句话，直接废掉了 SLUB 的无锁快路径。
• 页分配器用 migrate_disable + spin_trylock，失败直接退回伙伴系统而不等待。
• hardirq 内禁止分配在 6.12.107 只是注释里的策略，靠 lockdep 抓；SLUB_CPU_PARTIAL 也只是 help 建议关。
• 承上启下：分配器用的 local_lock 与 migrate_disable，正是 RT 保护所有 per-CPU 数据的通用机制——下一章。