lock：按 CPU 分配内存，并实现写者优先读写锁

版本：lock，提交 af12b48372ebf7a5d9f441524ebbbc4e255dfe72。2025 后半任务为读写自旋锁；官网开头残留的 block cache 描述不能替代后文具体要求与骨架。先读并发。

第一部分：让常见路径各走各的锁

原分配器只有 kmem.lock，一次 kalloc/kfree 即使很短，也会让多个 CPU 争用同一 cache line。改为 NCPU 个 freelist，每个带自己的锁。kinit 初始化全部结构，freerange 可先把内存放到启动 CPU；其他 CPU 按需偷取。

每次先关闭本 CPU 中断，再取得并使用 cpuid，保证选定本地表期间不迁移；完成后恢复嵌套状态。本地有页则直接取走。本地为空时，释放本地锁再逐个看远端，摘下一批页后释放远端锁，最后把剩余部分放入本地。这样容易做到一次只持一把 allocator 锁，先避免死锁，再讨论批量大小。

批量偷取是摊销优化：每次只偷一页，CPU 连续分配会频繁访问远端；每次偷走全部，可能让另一 CPU 立刻变空。可以先用固定小批次，记录 steal 次数与测试时间，再调整策略。没有一个对所有负载都最优的批量。

核心不变量：全局所有 freelist 的并集等于未分配页集合，各列表互不重叠。验证时特别看链表切断：摘下 k 个节点后，尾节点 next 应正确分离，否则两条表会共享一段链，最终同页重复分配。

第二部分：把互斥锁扩展成读写协议

kernel/spinlock.c 已有 read_acquire_inner/read_release_inner/write_acquire_inner/write_release_inner 骨架，最初用一把普通锁退化实现。外层 read/write acquire/release 已负责 push_off/pop_off。修改 inner 时保留这套外层契约，避免漏恢复或错误地提早开中断。

一种便于证明的设计，用短暂的元数据自旋锁保护三类状态：readers、writer_active、writers_waiting。它只保护状态更新，不在整个读临界区中持有，否则读者仍然串行。

读者尝试：
    取得元数据锁
    只有无活跃写者且无等待写者时，readers++ 并成功
    否则释放元数据锁，重试
写者尝试：
    登记 writers_waiting++（只登记一次）
    等待 readers==0 且无活跃写者
    原子地改为 writer_active=true，并撤销等待登记
释放：
    在元数据锁下减少 readers，或清 writer_active

真正使用这一思路时，必须保证状态锁的 acquire/release 带内存顺序，并且等待时不握着状态锁。若读者在 while 中持锁等待 writer_active 清零，写者连释放状态都无法更新，系统会卡死。

写者优先保证后来的读者不无限插队，但它并不自动保证写者之间 FIFO，也不保证读者在连续写入压力下无饥饿。报告应陈述自己实际实现的公平性，而不是把“有等待计数”描述成所有线程公平。

观察测试，而不是仅追逐分数

kalloctest 检查 allocator，usertests sbrkmuch 检查可用内存没有丢失，rwlktest 检查读写协议，最后执行 usertests -q 与 make grade。该固定分支的读写锁测试采用四个 CPU 屏障，Makefile 的 LAB_LOCK 设置也对应四核；不要拿 CPUS=1 的调试习惯直接运行 rwlktest，否则可能只是屏障等不到参与者。

可用 make clean 后 make KCSAN=1 qemu 做额外竞争检查。KCSAN 会扰动性能，因此先看有无 race，再用普通构建比较竞争次数。宿主机繁忙时，计数和耗时都可能波动；记录样本而不只选最漂亮的一次。

自测：为什么 writers_waiting 不能在每一轮重试时都加一？

它表示等待写者的数量，不是失败尝试的数量。同一个写者重复增加会导致成功后只减一次，计数永远大于零，所有后续读者被永久阻塞。

来源：2025 lock 官方任务，对应 kalloc.c/spinlock.c/spinlock.h/Makefile。