hakmem/docs/analysis/SMALLOBJECT_HOTBOX_V3_DESIGN.md

SmallObject HotBox v3 Design (Tiny + mid/smallmid 統合案)

目的と背景

• 現状の性能スナップショット:
  • Mixed 16–1024B (1t, ws=400, iters=1M, PROFILE=C7_SAFE, Tiny v2 OFF):
    • HAKMEM ≈ 40–50M ops/s
    • mimalloc ≈ 110–120M ops/s
    • system ≈ 90M ops/s
  • mid/smallmid (bench_mid_large_mt, 1t, ws=400, iters=1M):
    • HAKMEM ≈ 28–29M ops/s
    • mimalloc ≈ 54M ops/s
    • system ≈ 15M ops/s
• これまでの Tiny/Pool v2 の試行から見えたこと:
  • C7 v2 (TinyHotHeap v2) は C7-only / Mixed 長尺では v1 C7_SAFE と同等以上まで到達したが、C6/C5 への水平展開や pool v2 は現フェーズでは perf 未達で凍結。
  • pool v2 は page_of O(1) 化＋Cold IF=v1 pool/Superslab まで実装したが、C6-heavy 長尺で極端な遅さが発生し、現行設計のまま押し上げるのは難しい。
• 結論:
  • mimalloc に 7〜8割で迫るには、「Tiny (16〜1KiB) と mid/smallmid の両方」を一体の SmallObject HotBox として設計し直す必要がある。
  • Superslab/Segment/Tier/Guard/Remote といった Cold/Safety 層は Box として残しつつ、SmallObject 側の Hot Box を 1 枚に集約する方向で v3 を設計する。

進捗サマリ (Phase A/B 通電)

• ENV: HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_ENABLED / HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_CLASSES を追加（デフォルトは C7-only ON: ENABLED=1, CLASSES=0x80 相当）。
• 型/IF: core/box/smallobject_hotbox_v3_box.h に so_page/class/ctx と stats を定義。TLS 初期化でクラス別 stride/max_partial をセット。
• Cold IF: smallobject_cold_iface_v1.h で C7 専用の v1 Tiny ラッパを実装。refill で tiny_heap_prepare_page(7) を借り、retire で tiny_heap_page_becomes_empty に返す。
• Hot: core/smallobject_hotbox_v3.c で so_alloc/so_free を実装（current/partial freelist を v3 で管理、refill 失敗は v1 fallback）。ページ内 freelist carve は v3 側で実施。
• Route: tiny_route_env_box.h に TINY_ROUTE_SMALL_HEAP_V3 を追加。クラスビットが立っているときだけ route snapshot で v3 に振り分け。
• Front: malloc/free で v3 route を試し、失敗時は v2/v1/legacy に落とす直線パス。デフォルトは OFF なので挙動は従来通り。

Phase S1: C6 v3 研究箱（C7 を壊さずにベンチ限定で解禁）

• Gate: HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_ENABLED/CLASSES の bit7=C7（デフォルト ON=0x80）、bit6=C6（research-only、デフォルト OFF）。C6 を叩くときは HAKMEM_TINY_C6_HOT=1 を併用して tiny front を確実に通す。
• Cold IF: smallobject_cold_iface_v1.h を C6 にも適用し、tiny_heap_prepare_page/page_becomes_empty を C7 と同じ形で使う。v3 stats に page_of_fail を追加し、free 側の page_of ミスを計測。
• Bench (Release, Tiny/Pool v2 OFF, ws=400, iters=1M):
  • C6-heavy A/B: MIN_SIZE=257 MAX_SIZE=768。CLASSES=0x80（C6 v1）→ 47.71M ops/s、CLASSES=0x40（C6 v3, stats ON）→ 36.77M ops/s（cls6 route_hits=266,930 alloc_refill=5 fb_v1=0 page_of_fail=0）。v3 は約 -23%。
  • Mixed 16–1024B: CLASSES=0x80（C7-only）→ 47.45M ops/s、CLASSES=0xC0（C6+C7 v3, stats ON）→ 44.45M ops/s（cls6 route_hits=137,307 alloc_refill=1 fb_v1=0 page_of_fail=0 / cls7 alloc_refill=2,446）。約 -6%。
• 運用方針: 標準プロファイルは HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_CLASSES=0x80（C7-only v3）に確定。C6 v3 は bench/研究のみ明示 opt-in とし、C6-heavy/Mixed の本線には乗せない。性能が盛り返すまで研究箱据え置き。
• C6-heavy を v1 固定で走らせる推奨プリセット（研究と混同しないための明示例）:

  HAKMEM_BENCH_MIN_SIZE=257
  HAKMEM_BENCH_MAX_SIZE=768
  HAKMEM_TINY_HEAP_PROFILE=C7_SAFE
  HAKMEM_TINY_C6_HOT=1
  HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_ENABLED=1
  HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_CLASSES=0x80   # C7-only v3
  

設計ゴール (SmallObjectHotBox v3)

• 対象サイズ帯:
  • 16〜約 2KiB 程度の「SmallObject」領域（既存 Tiny C0〜C7 + mid/smallmid の一部）。
  • それより大きいサイズは現行 mid/large ルート（pool v1 / direct mmap）を継続使用。
• Box 構造:
  • Hot Box: SmallObjectHotBox (per-thread)
    • 責務: size→class→page→block のみを扱う。ページ内 freelist pop/push、current/partial 管理。
    • Tiny v2 / pool v2 で学んだ「page_of O(1)、current/partial/retire ポリシー」を統合。
  • Cold Box: Superslab/Segment/Tier/Guard/Remote
    • 責務: Superslab/Segment の割当て・解放、Tier/HOT/DRAINING/FREE 管理、Remote Queue、Guard/Budget。
    • Hot からは refill/retire の 2 箇所でのみ触れる。
  • Policy Box: SmallObjectPolicySnapshot
    • 責務: クラスごとの有効/無効、max_partial_pages、warm_cap などのポリシーを _Atomic スナップショットで保持。
    • Hot は snapshot を読むだけ。Learner/ENV は snapshot の更新のみ。
  • Stats Box / Learning Box:
    • 責務: page/event 単位の delta を受け取り、Cold 側で集計・観測・学習を行う。
    • Hot は「page refill/retire 時」「alloc/free のカウンタ更新」以外では触らない。
• 境界:
  • Hot → Cold は 2 箇所に集約:
    • so_refill_page(cold_ctx, class_idx) … SmallObjectHotBox が page を 1 枚借りる。
    • so_page_retire(cold_ctx, class_idx, page) … empty page を Cold 側に返却。
  • 現行 TinyColdIface / PoolColdIface の経験を活かし、SmallObject 用 Cold IF を 1 枚設計する。

データ構造案

Page メタ (so_page_t)

typedef struct so_page_t {
    void*     freelist;    // ページ内 block 単位の LIFO freelist
    uint32_t  used;        // 使用中 block 数
    uint32_t  capacity;    // ページ内 block 総数
    uint16_t  class_idx;   // SmallObject クラス ID
    uint16_t  flags;       // HOT/PARTIAL/FULL などの軽量フラグ
    uint32_t  block_size;  // 1 block のバイト数
    void*     base;        // ページ base アドレス
    void*     slab_ref;    // Superslab/Segment 側 token (Cold Box 用)
    struct so_page_t* next;
} so_page_t;

ポイント:

• Tiny v2 / pool v2 のページ構造を統一し、「SmallObject 全体で同じ page 型」を使う。
• page_of は POOL_PAGE_SIZE や Superslab サイズに合わせた mask + header で O(1) を前提とする（pool v2 で得た知見）。

クラス状態 (so_class_t)

typedef struct so_class_t {
    so_page_t* current;         // ホットページ
    so_page_t* partial;         // 空きありページのリスト
    uint16_t   max_partial;     // partial に保持する上限枚数
    uint16_t   partial_count;   // 現在の partial 枚数
    uint32_t   block_size;      // クラスの block サイズ
} so_class_t;

• Tiny C7 Safe / TinyHotHeap v2 / pool v2 の current/partial/retire ポリシーを統合。
• full リストは v3 初期段階では不要（必要になったら追加）。

TLS コンテキスト (so_ctx_t)

typedef struct so_ctx_t {
    so_class_t cls[SMALLOBJECT_NUM_CLASSES];
} so_ctx_t;

• TLS (__thread) で per-thread の SmallObject コンテキストを保持。
• 初期化時にクラスごとの block_size / max_partial / ポリシー値をセットする。

Cold IF (SmallObjectColdIface) のイメージ

typedef struct SmallObjectColdIface {
    so_page_t* (*refill_page)(void* cold_ctx, uint32_t class_idx);
    void       (*retire_page)(void* cold_ctx, uint32_t class_idx, so_page_t* page);
} SmallObjectColdIface;

• refill_page:
  • Cold Box が Superslab/Segment から SmallObject 用ページを 1 枚切り出し、
    • base / block_size / capacity / slab_ref を設定した so_page_t を返す。
  • v3 では so_page_t 自体を Cold 側で確保する案と、Hot 側 node を再利用する案のどちらかを選べるようにしておく。
• retire_page:
  • used==0 のページを Cold Box に返却し、Tier/Guard/Remote の扱いは Cold 側に委譲。
• 現行の TinyColdIface / pool Cold IF をラップする形で、SmallObject 用 Cold IF を段階的に導入する。

Hot パス設計（alloc/free）

alloc (Hot パス)

void* so_alloc_fast(so_ctx_t* ctx, uint32_t ci) {
    so_class_t* hc = &ctx->cls[ci];
    so_page_t* p = hc->current;

    if (likely(p && p->freelist && p->used < p->capacity)) {
        void* blk = p->freelist;
        p->freelist = *(void**)blk;
        p->used++;
        return blk;
    }

    if (hc->partial) {
        p = hc->partial;
        hc->partial = p->next;
        p->next = NULL;
        hc->current = p;
        if (p->freelist && p->used < p->capacity) {
            void* blk = p->freelist;
            p->freelist = *(void**)blk;
            p->used++;
            return blk;
        }
    }

    return NULL; // slow_refill へ
}

• Slow パス (so_alloc_refill_slow) では:
  • SmallObjectColdIface.refill_page() で Cold Box からページを 1 枚借りる。
  • so_page_t に geometry を設定し、ページ内 freelist を Hot Box 側で carve。
  • hc->current にセットしてから so_alloc_fast で pop。

free (Hot パス)

void so_free_fast(so_ctx_t* ctx, uint32_t ci, void* ptr) {
    so_class_t* hc = &ctx->cls[ci];
    so_page_t* p = so_page_of(ptr); // O(1) page_of

    *(void**)ptr = p->freelist;
    p->freelist = ptr;
    p->used--;

    if (p->used == 0) {
        if (hc->partial_count < hc->max_partial) {
            p->next = hc->partial;
            hc->partial = p;
            hc->partial_count++;
        } else {
            so_page_retire_slow(ctx, ci, p); // Cold IF 経由
        }
        if (hc->current == p) hc->current = NULL;
    } else {
        if (!hc->current) hc->current = p;
    }
}

• Tiny v2 / pool v2 で使った「空ページ温存 or retire」のポリシーを、クラス別 max_partial で制御する。
• page_of は pool v2 と同様に O(1) で実装し、Fail-Fast ではなく統計＋前段 fallback で診断できるようにする。

Front/Gate/Route の統合方針

• size→class→route の LUT は既存 TinyRoute Box を流用しつつ、「SmallObjectHotBox v3 対応 route」を追加する。
• 例:
  • ROUTE_SMALL_HEAP_V3 … SmallObjectHotBox v3。
  • ROUTE_TINY_V1 / ROUTE_POOL_V1 / ROUTE_LEGACY … 現行のまま。
• PolicySnapshot で:

enum SmallObjectHeapVersion {
    SO_HEAP_V1 = 0,
    SO_HEAP_V3 = 1,
};

typedef struct SmallObjectPolicySnapshot {
    uint8_t heap_version[SMALLOBJECT_NUM_CLASSES]; // V1/V3
    uint8_t enabled_mask[SMALLOBJECT_NUM_CLASSES]; // クラスごとの ON/OFF
    uint16_t max_partial[SMALLOBJECT_NUM_CLASSES];
} SmallObjectPolicySnapshot;

• Front からは:
  • class_idx = size_to_smallobject_class(size);
  • route = g_smallobject_route[class_idx];
  • switch (route) { SMALL_HEAP_V3 / TINY_V1 / POOL_V1 / LEGACY } という 1 LUT + 1 switch で決定。C7 v2 / Tiny v1 / pool v1 など既存経路もここで選べるようにする。

段階的 rollout 戦略

1. Phase A: 設計・骨格導入（bench/実験専用）

   • SmallObjectHotBox 型・SmallObjectColdIface・PolicySnapshot を導入。
   • まずは Tiny C7-only を SmallObjectHotBox v3 経由に差し替え（現行 C7 v2 を v3 枠に移すイメージ）。
   • ENV (HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_ENABLED, HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_CLASSES) で C7-only を v3 に切り替え可能に。

2. Phase B: C6/C5 など Tiny クラスを v3 に拡張

   • C6-heavy / C5-heavy ベンチで C6/C5 を v3 に載せ、v1 vs v3 の perf A/B を取得。
   • Mixed 16–1024B で C7-only v3 vs C6+C7 v3 を比較。
   • ここまでは pool v1 をそのまま使い、SmallObjectHotBox v3 側で Tiny 相当をまとめて扱う。

3. Phase C: mid/smallmid pool を SmallObject に寄せる

   • mid/smallmid サイズクラスを SmallObjectHotBox v3 のクラスとして増やし、pool v1 経路の一部を v3 に移管する。
   • Cold IF は Superslab/Segment 共通のまま、SmallObject クラスの範囲だけ v3 で扱う。

4. Phase D: v1/v2/v3 の役割を整理

   • v1 TinyHeap / pool v1 は完全な fallback/研究箱とし、標準は SmallObjectHotBox v3 をメインにする。
   • v2 系（TinyHotHeap v2 / pool v2）は v3 開発の "失敗を記録した箱" として docs/analysis に残す。

非ゴール（この設計フェーズでやらないこと）

• Superslab/Segment/Tier/Guard/Remote のフル再設計（Segment サイズや Tier ポリシー変更など）は v3 後半〜v4 テーマとする。
• first-touch/pf/HugePage/NUMA 最適化は SmallObjectHotBox v3 の上に乗る別箱として扱い、この設計では触らない。
• 学習層 (ACE/ELO) の仕様変更は行わず、PolicySnapshot の更新だけを学習側が持ち、Hot パスは snapshot を読むだけにする。

まとめ

• SmallObjectHotBox v3 は、TinyHotHeap v2 / pool v2 で得た知見を統合し、「SmallObject 全体を 1 枚の Hot Box」として扱う設計。
• Hot Box と Cold Box の境界を 2 箇所（refill/retire）に絞り、Policy/Stats/Learning を別箱に押し出すことで、Box Theory に沿った形で mimalloc に近い構造を目指す。
• 実装は docs/design/SMALLOBJECT_HOTBOX_V3_IMPLEMENTATION_GUIDE.md に従って段階的に行い、常に v1/v2 への rollback path を維持する。

Phase65 簡易ベンチメモ（C7-only v3, Tiny/Pool v2 OFF）

• 短尺 20k/ws=64: v3 OFF 41.26M ops/s → v3 ON 57.55M ops/s（alloc_refill=49, fallback_v1=0, page_of_fail=0）。
• 長尺 1M/ws=400: v3 OFF 38.26M ops/s → v3 ON 50.24M ops/s（alloc_refill=5077, fallback_v1=0）。
• Mixed 16–1024B 1M/ws=400: v3 OFF 41.56M ops/s → v3 ON 49.40M ops/s（alloc_refill=2446, fallback_v1=0）。
• デフォルトは C7-only ON (HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_ENABLED 未指定 / HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_CLASSES 未指定で class7 のみ v3)。明示的に ENABLED=0 または CLASSES から bit7 を外すことで v1 経路に戻せる。

Phase65-HEAP_STATS 追加観測（C7-only v3 A/B, Tiny/Pool v2 OFF）

• 短尺 20k/ws=64:
  • v3 OFF: 40.91M ops/s, HEAP_STATS[7] fast=11015 slow=1。
  • v3 ON: 56.43M ops/s, v3 stats alloc_refill=49 fb_v1=0 page_of_fail=0（短尺ウォームアップ由来の refill）。HEAP_STATS は Tiny v1 経路のみ出力。
• 長尺 1M/ws=400:
  • v3 OFF: 38.29M ops/s, HEAP_STATS[7] fast=550099 slow=1。
  • v3 ON: 50.25M ops/s, v3 stats alloc_refill=5077 fb_v1=0 page_of_fail=0。
• Mixed 16–1024B 1M/ws=400（参考）:
  • v3 OFF: 42.35M ops/s (HEAP_STATS[7] fast=283169 slow=1)。
  • v3 ON: 49.60M ops/s (alloc_refill=2446 fb_v1=0 page_of_fail=0)。
• まとめ: HEAP_STATS で slow≈1 を維持したまま v3 ON は C7-only/Mixed とも大幅プラス。デフォルトでは C7-only v3 を ON（ENABLED=1, CLASSES デフォルト=0x80）としつつ、混乱を避けるため HAKMEM_SMALL_HEAP_V3_ENABLED=0 / クラスマスクでいつでも v1 に戻せるようにしている。

---

Phase SO-BACKEND-OPT-1: v3 Backend ボトルネック分析（計画）

現状認識（PERF-ULTRA-REBASE-4 時点）

v3 backend の perf 内訳 (Mixed 16-1024B, iters=1M, ws=400):

関数	self%	カテゴリ
so_alloc_fast	2.46%	v3 alloc hot path
so_free	2.47%	v3 free hot path
so_alloc	1.21%	v3 alloc slow path
合計	~5.14%	v3 backend 全体

参考: 全体の主要ボトルネック:

• free dispatcher: 25.48%
• malloc dispatcher: 21.13%
• C7 ULTRA alloc: 7.66%
• C7 ULTRA free: 3.50%
• C7 ULTRA refill/page_of: 1.78%
• v3 backend: ~5.14% ← 次のターゲット

v3 の責務と設計上の位置づけ

v3 が担当するクラス:

• C7: ULTRA との役割分担（ULTRA cold path / fallback）
• C2-C6: v1 が遅い理由で v3 を選ぶケース（Mixed に含まれる）
• mid/smallmid: 将来的に pool v1 から v3 へ移行予定

v3 が呼ばれるパターン:

1. C7 ULTRA miss: C7 ULTRA が TLS segment から外れた ptr → v3 free の「class lookup + page_of」で検証
2. C2-C6 fast path: alloc/free が v3 route で current/partial から pop/push
3. slow path: page refill / retire / remote push など Cold IF 経由

Phase SO-BACKEND-OPT-1 の目的

v3 backend の「何が重いのか」を細分化する：

• alloc 側: freelist carve / memset / class_idx 判定 / metadata access のうち、どれが hot か
• free 側: header write / magic check / page_of lookup / remote 判定のうち、どれが hot か
• クラス別分布: C4/C5 が vs C6/C7、どちらが多く呼ばれるか
• slow path 率: page_refill / remote / v1 fallback が何回発生しているか

実装方針

HAKMEM_SO_V3_STATS=1 で有効化する stats 構造体：

struct SmallObjectStatsV3 {
    uint64_t total_alloc;            // 総 alloc call 数
    uint64_t total_free;             // 総 free call 数
    uint64_t alloc_by_class[8];      // C0-C7 毎の alloc
    uint64_t free_by_class[8];       // C0-C7 毎の free
    uint64_t alloc_refill;           // slow path (page refill)
    uint64_t alloc_current_hit;      // fast path: current から pop
    uint64_t alloc_partial_hit;      // fast path: partial から pop
    uint64_t free_current;           // fast path: current に push
    uint64_t free_partial;           // fast path: partial に push
    uint64_t free_retire;            // slow path: page retire
    uint64_t free_remote;            // slow path: remote free
    uint64_t page_of_fail;           // free 時の page lookup 失敗（diagnostics）
};

埋め込み箇所:

• so_alloc_fast(): fast hit/miss で分岐計測
• so_free_fast(): page locate / retire / remote で分岐計測
• so_alloc_slow_refill(): refill call count

Phase SO-BACKEND-OPT-1 計測結果（実施完了）

C7-only (1024B, 1M iter, ws=400) — C7 ULTRA 無効化:

[SMALL_HEAP_V3_STATS] cls=7 route_hits=550100 alloc_calls=550100
  alloc_refill=5045 alloc_fb_v1=0 free_calls=399828 free_fb_v1=0 page_of_fail=0
  [ALLOC_DETAIL] alloc_current_hit=550095 alloc_partial_hit=5
  [FREE_DETAIL] free_current=0 free_partial=1 free_retire=349
Throughput: 42.4M ops/s (baseline 62.9M with ULTRA)

Mixed 16–1024B (1M iter, ws=400) — C7 ULTRA 無効化:

[SMALL_HEAP_V3_STATS] cls=7 route_hits=275089 alloc_calls=275089
  alloc_refill=2340 alloc_fb_v1=0 free_calls=204753 free_fb_v1=0 page_of_fail=0
  [ALLOC_DETAIL] alloc_current_hit=275089 alloc_partial_hit=0
  [FREE_DETAIL] free_current=0 free_partial=0 free_retire=142
Throughput: 35.9M ops/s (baseline 43.4M with ULTRA)

計測分析

Alloc パス:

メトリクス	C7-only	Mixed	評価
current_hit率	99.99%	100%	✅ 優秀（page locality 最適）
partial_hit率	0.001%	0%	正常（current が供給）
refill率	0.9%	0.85%	✅ 許容（page churn 低）
alloc_fallback_v1	0%	0%	✅ v3 は robust

Free パス:

メトリクス	C7-only	Mixed	評価
retire率	0.09%	0.07%	✅ 低い（page churn 低）
free_fallback_v1	0%	0%	✅ v3 安定
page_of_fail	0/399828	0/204753	✅ 完璧（no corner case）
free_current	0	0	正常 (empty page以外は partial/retire)

推察される所見

1. Alloc は最適化済み: current_hit ≈100% で、ほぼ毎回 TLS から pop（page locality 完璧）
2. Refill は低コスト: 0.9% 程度の頻度で Cold IF にfallthrough（ページ管理が効率的）
3. Free は堅牢: page_of_fail = 0 で全 ptr が正確に所属ページを特定（O(1) lookup または十分な線形探索に成功）
4. 設計的な限界: free_current=0 は normal pattern（empty page を温存するから）

次フェーズの決定ポイント

計測結果に基づいて以下から選択：

シナリオ	判定	対策
alloc_refill が大きい（>10%）	判定: ✅ NO（0.9%）	-
alloc_current_hit が小さい（<50%）	判定: ✅ NO（99.99%）	-
free_retire が大きい（>3%）	判定: ✅ NO（0.09%）	-
page_of_fail > 0	判定: ✅ NO（0）	-

結論: v3 backend の alloc/free hot path は既に最適化済み。so_alloc/so_free の内部コスト（header write, memcpy, 分岐等）が 5% overhead の主因。

Phase SO-BACKEND-OPT-2 候補（ドキュメント段階、未実装）

v3 backend の so_alloc_fast/so_free_fast パスの「内部最適化」に進む場合：

1. Header write 削減 (alloc path)

   • 現在: alloc 毎に tiny_region_id_write_header() を呼び出し
   • target: carve 時の一括初期化（light mode）
   • expected: 1-2% 削減

2. Freelist carve 最適化 (alloc slow path)

   • 現在: refill 時に so_build_freelist() で手動 carve
   • target: pre-carved freelist を Cold IF から返却
   • expected: <1% 削減（refill 0.9% × 削減率）

3. Memcpy 削減 (free fast path)

   • 現在: *(void**)ptr = page->freelist; ← 8 byte store
   • target: inline assembly or atomic で削減
   • expected: 0.5-1% 削減

4. 分岐削減 (alloc/free両路)

   • 現在: skip_header_c7, page->used==0, partial_count check 等
   • target: hot path を完全直線化（unlikely() で cold path segregate）
   • expected: 0.5-1% 削減

推奨: Phase SO-BACKEND-OPT-2 は実装前に perf profile (cycles:u) で so_alloc_fast/so_free_fast を詳細計測することを推奨。

---

Phase v11b-1: Free Path Micro-Optimization (2025-12-12)

変更内容

perf profile で free_tiny_fast() のシリアル ULTRA チェック (C7→C6→C5→C4) が 11.73% overhead を占めていることを発見。malloc_tiny_fast() と同様のパターンを適用：

1. C7 ULTRA early-exit: Policy snapshot 前に C7 判定（最頻出パスを最短化）
2. Single switch: route_kind[class_idx] で一発分岐（jump table 生成）
3. Dead code 削除: 未使用の v4 チェック、重複 v7 チェックを除去

結果

Workload	v11a-5	v11b-1	改善
Mixed 16-1024B	45.4M ops/s	50.7M ops/s	+11.7%
C6-heavy	49.1M ops/s	52.0M ops/s	+5.9%
C6-heavy + MID v3.5	53.1M ops/s	53.6M ops/s	+0.9%

教訓

• alloc パス最適化 (v11a-5) と同じパターンが free パスにも有効
• シリアル if-else チェーン → switch (jump table) で大幅改善
• フロント層の分岐コストは backend より大きい（今回 +11.7% vs 想定 +1-2%）

---