FreeRTOS高级篇7—FreeRTOS内存管理分析

内存管理对应用程序和操作系统来说都非常重要。现在很多的程序漏洞和运行崩溃都和内存分配使用错误有关。

FreeRTOS操作系统将内核与内存管理分开实现,操作系统内核仅规定了必要的内存管理函数原型,而不关心这些内存管理函数是如何实现的。这样做大有好处,可以增加系统的灵活性:不同的应用场合可以使用不同的内存分配实现,选择对自己更有利的内存管理策略。比如对于安全型的嵌入式系统,通常不允许动态内存分配,那么可以采用非常简单的内存管理策略,一经申请的内存,甚至不允许被释放。在满足设计要求的前提下,系统越简单越容易做的更安全。再比如一些复杂应用,要求动态的申请、释放内存操作,那么也可以设计出相对复杂的内存管理策略,允许动态分配和动态释放。

FreeRTOS内核规定的几个内存管理函数原型为:
1、void *pvPortMalloc( size_t xSize ) :内存申请函数
2、void vPortFree( void *pv ) :内存释放函数
3、void vPortInitialiseBlocks( void ) :初始化内存堆函数
4、size_t xPortGetFreeHeapSize( void ) :获取当前未分配的内存堆大小
5、size_t xPortGetMinimumEverFreeHeapSize( void ):获取未分配的内存堆历史最小值

FreeRTOS提供了5种内存管理实现,有简单也有复杂的,可以应用于绝大多数场合。它们位于下载包目录…\FreeRTOS\Source\portable\MemMang中,文件名分别为:heap_1.c、heap_2.c、heap_3.c、heap_4.c、heap_5.c。我在《FreeRTOS系列第8篇—FreeRTOS内存管理》这篇文章中介绍了这5种内存管理的特性以及各自应用的场合,今天我们要分析它们的实现方法。
FreeRTOS提供的内存管理都是从内存堆中分配内存的。默认情况下,FreeRTOS内核创建任务、队列、信号量、事件组、软件定时器都是借助内存管理函数从内存堆中分配内存。最新的FreeRTOS版本(V9.0.0及其以上版本)可以完全使用静态内存分配方法,也就是不使用任何内存堆。
对于heap_1.c、heap_2.c和heap_4.c这三种内存管理策略,内存堆实际上是一个很大的数组,定义为:
static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];

其中宏configTOTAL_HEAP_SIZE用来定义内存堆的大小,这个宏在FreeRTOSConfig.h中设置。

对于heap_3.c,这种策略只是简单的包装了标准库中的malloc()和free()函数,包装后的malloc()和free()函数具备线程保护。因此,内存堆需要通过编译器或者启动文件设置堆空间。

heap_5.c比较有趣,它允许程序设置多个非连续内存堆,比如需要快速访问的内存堆设置在片内RAM,稍微慢速访问的内存堆设置在外部RAM。每个内存堆的起始地址和大小由应用程序设计者定义。

1. heap_1.c

这是5个内存管理策略中最简单的一个,我们称为第一个内存管理策略,它简单到只能申请内存。是的,跟你想的一样,一旦申请成功后,这块内存再也不能被释放。对于大多数嵌入式系统,特别是对安全要求高的嵌入式系统,这种内存管理策略很有用,因为对系统软件来说,逻辑越简单越容易兼顾安全。实际上,大多数的嵌入式系统并不需要动态删除任务、信号量、队列等,而是在初始化的时候一次性创建好,便一直使用,永远不用删除。所以这个内存管理策略实现简洁、安全可靠,使用的非常广泛。我对这个对内存管理策略也情有独钟。

我们可以将第一种内存管理看作是切面包:初始化的内存就像一根完整的长棍面包,每次申请内存,就从一端切下适当长度的面包返还给申请者,直到面包被分配完毕,就这么简单。
这个内存管理策略使用两个局部静态变量来跟踪内存分配,变量定义为:

 static size_t xNextFreeByte = ( size_t ) 0;
static uint8_t *pucAlignedHeap = NULL;

其中,变量xNextFreeByte记录已经分配的内存大小,用来定位下一个空闲的内存堆位置。因为内存堆实际上是一个大数组,我们只需要知道已分配内存的大小,就可以用它作为偏移量找到未分配内存的起始地址。变量xNextFreeByte被初始化为0,然后每次申请内存成功后,都会增加申请内存的字节数目。

变量pucAlignedHeap指向对齐后的内存堆起始位置。为什么要对齐?这是因为大多数硬件访问内存对齐的数据速度会更快。为了提高性能,FreeRTOS会进行对齐操作,不同的硬件架构对齐操作也不尽相同,对于Cortex-M3架构,进行8字节对齐。

我们来看一下第一种内存管理策略对外提供的API函数。

1.1内存申请:pvPortMalloc()

函数源码为:

 void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{
void *pvReturn = NULL;
static uint8_t *pucAlignedHeap = NULL;
 
 
    /* 确保申请的字节数是对齐字节数的倍数 */
    #if( portBYTE_ALIGNMENT != 1 )
    {
        if( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK )
        {
            xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) );
        }
    }
    #endif
 
 
    vTaskSuspendAll();
    {
        if( pucAlignedHeap == NULL )
        {
            /* 第一次使用,确保内存堆起始位置正确对齐 */
            pucAlignedHeap = ( uint8_t * ) ( ( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) &ucHeap[ portBYTE_ALIGNMENT ] ) & ( ~( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) );
        }
 
 
        /* 边界检查,变量xNextFreeByte是局部静态变量,初始值为0 */
        if( ( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) < configADJUSTED_HEAP_SIZE ) &&
            ( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) > xNextFreeByte ) )
        {
            /* 返回申请的内存起始地址并更新索引 */
            pvReturn = pucAlignedHeap + xNextFreeByte;
            xNextFreeByte += xWantedSize;
        }
    }
    ( void ) xTaskResumeAll();
 
 
    #if( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 )
    {
        if( pvReturn == NULL )
        {
            extern void vApplicationMallocFailedHook( void );
            vApplicationMallocFailedHook();
        }
    }
    #endif
 
 
    return pvReturn;
}

函数一开始会将申请的内存数量调整到对齐字节数的整数倍,所以实际分配的内存空间可能比申请内存大。比如对于8字节对齐的系统,申请11字节内存,经过对齐后,实际分配的内存是16字节(8的整数倍)。
接下来会挂起所有任务,因为内存申请是不可重入的(使用了静态变量)。

如果是第一次执行这个函数,需要将变量pucAlignedHeap指向内存堆区域第一个地址对齐处。我们上面说内存堆其实是一个大数组,编译器为这个数组分配的起始地址是随机的,可能不符合我们的对齐需要,这时候要进行调整。比如内存堆数组ucHeap从RAM地址0x10002003处开始,系统按照8字节对齐,则对齐后的内存堆如图1-1所示:

图1-1:内存堆大小与地址对齐示意图

之后进行边界检查,查看剩余的内存堆是否够分配,检查xNextFreeByte + xWantedSize是否溢出。如果检查通过,则为申请者返回有效的内存指针并更新已分配内存数量计数器xNextFreeByte(从指针pucAlignedHeap开始,偏移量为xNextFreeByte处的内存区域为未分配的内存堆起始位置)。比如我们首次调用内存分配函数pvPortMalloc(20),申请20字节内存。根据对齐原则,我们会实际申请到24字节内存,申请成功后,内存堆示意图如图1-2所示。

图1-2:第一次分配内存后的内存堆空间示意图

内存分配完成后,不管有没有分配成功都恢复之前挂起的调度器。

如果内存分配不成功,这里最可能是内存堆空间不够用了,会调用一个钩子函数vApplicationMallocFailedHook()。这个钩子函数由应用程序提供,通常我们可以打印内存分配设备信息或者点亮也故障指示灯。
1.2获取当前未分配的内存堆大小:xPortGetFreeHeapSize()
函数用于返回未分配的内存堆大小。这个函数也很有用,通常用于检查我们设置的内存堆是否合理,通过这个函数我们可以估计出最坏情况下需要多大的内存堆,以便合理的节省RAM。
对于第一个内存管理策略,这个函数实现十分简单,源码如下:

 size_t xPortGetFreeHeapSize( void )
{
    return ( configADJUSTED_HEAP_SIZE - xNextFreeByte );
}

从图1-1和图1-2我们知道,宏configADJUSTED_HEAP_SIZE表示内存堆有效的大小,这个值减去已经分配出去的内存大小,正是我们需要的未分配的内存堆大小。

1.3其它函数

第一个内存管理策略中还有两个函数:vPortFree()和vPortInitialiseBlocks()。但实际上第一个函数什么也不做;第二个函数仅仅将静态局部变量xNextFreeByte设置为0。

2. heap_2.c

第二种内存管理策略要比第一种内存管理策略复杂,它使用一个最佳匹配算法,允许释放之前已分配的内存块,但是它不会把相邻的空闲块合成一个更大的块(换句话说,这会造成内存碎片)。

这个内存管理策略用于重复的分配和删除具有相同堆栈空间的任务、队列、信号量、互斥量等等,并且不考虑内存碎片的应用程序,不适用于分配和释放随机字节堆栈空间的应用程序!

与第一种内存管理策略一样,内存堆仍然是一个大数组,定义为:

 static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];

局部静态变量pucAlignedHeap指向对齐后的内存堆起始位置。地址对齐的原因在第一种内存管理策略中已经说明。假如内存堆数组ucHeap从RAM地址0x10002003处开始,系统按照8字节对齐,则对齐后的内存堆与第一个内存管理策略一样,如图2-1所示:

图2-1:内存堆示大小与地址对齐示意图

2.1内存申请:pvPortMalloc()

与第一种内存管理策略不同,第二种内存管理策略使用一个链表结构来跟踪记录空闲内存块,将空闲块组成一个链表。结构体定义为:

 typedef struct A_BLOCK_LINK
{
    struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock;   /*指向列表中下一个空闲块*/
    size_t xBlockSize;                      /*当前空闲块的大小,包括链表结构大小*/
} BlockLink_t;

两个BlockLink_t类型的局部静态变量xStart和xEnd用来标识空闲内存块的起始和结束。刚开始时,整个内存堆有效空间就是一个空闲块,如图2-2所示。因为要包含的信息越来越多,我们必须舍弃一些信息,舍弃的信息可以在上一幅图中找到。

图2-2:内存堆初始化示意图

图2-2中的pvReturn是我自己增加的,用于接下来分析内存申请操作,堆栈初始化并没有这个变量,也没有对其操作的代码。从图2-2中可以看出,整个有效空间组成唯一一个空闲块,在空闲块的起始位置放置了一个链表结构,用于存储这个空闲块的大小和下一个空闲块的地址。由于目前只有一个空闲块,所以空闲块的pxNextFreeBlock指向链表xEnd,而链表xStart结构的pxNextFreeBlock指向空闲块。这样,xStart、空闲块和xEnd组成一个单链表,xStart表示链表头,xEnd表示链表尾。随着内存申请和释放,空闲块可能会越来越多,但它们仍是以xStart链表开头以xEnd链表结尾,根据空闲块的大小排序,小的在前,大的在后,我们在内存释放一节中会给出示意图。

当申请N字节内存时,实际上不仅需要分配N字节内存,还要分配一个BlockLink_t类型结构体空间,用于描述这个内存块,结构体空间位于空闲内存块的最开始处。当然,和第一种内存管理策略一样,申请的内存大小和BlockLink_t类型结构体大小都要向上扩大到对齐字节数的整数倍。

我们看一下内存申请过程:首先计算实际要分配的内存大小,判断申请的内存是否合法。如果合法则从链表头xStart开始查找,如果某个空闲块的xBlockSize字段大小能容得下要申请的内存,则从这块内存取出合适的部分返回给申请者,剩下的内存块组成一个新的空闲块,按照空闲块的大小顺序插入到空闲块链表中,小块在前大块在后。注意,返回的内存中不包括链表结构,而是紧邻链表结构(经过对齐)后面的位置。举个例子,如图2-2所示的内存堆,当调用申请内存函数,如果内存堆空间足够大,就将pvReturn指向的地址返回给申请者,而不是静态变量pucAlignedHeap指向的内存堆起始位置!

当多次调用内存申请函数后(没有调用内存释放函数),内存堆结构如图2-3所示。注意图中的pvReturn仍是我自己增加上去的,pvReturn指向的位置返回给申请者。后面我们讲内存释放时,就是根据这个地址完成内存释放工作的。

图2-3:经过两次内存分配后的内存堆示意图

有了上面的这些基础知识,再看内存申请函数源码就比较简单了,我把需要注意的要点以注释的方式放在源码中,不再单独对这个函数做讲解,值得注意的是函数中使用的一个静态局部变量xFreeBytesRemaining,它用来记录未分配的内存堆大小。这个变量将提供给函数xPortGetFreeHeapSize()使用,以方便用户估算内存堆使用情况。

void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{
BlockLink_t *pxBlock, *pxPreviousBlock, *pxNewBlockLink;
static BaseType_t xHeapHasBeenInitialised = pdFALSE;
void *pvReturn = NULL;
 
 
    /* 挂起调度器 */
    vTaskSuspendAll();
    {
        /* 如果是第一次调用内存分配函数,这里先初始化内存堆,如图2-2所示 */
        if( xHeapHasBeenInitialised == pdFALSE )
        {
            prvHeapInit();
            xHeapHasBeenInitialised = pdTRUE;
        }
 
 
        /* 调整要分配的内存值,需要增加上链表结构体空间,heapSTRUCT_SIZE表示经过对齐扩展后的结构体大小 */
        if( xWantedSize > 0 )
        {
            xWantedSize += heapSTRUCT_SIZE;
 
 
            /* 调整实际分配的内存大小,向上扩大到对齐字节数的整数倍 */
            if( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) != 0 )
            {
                xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) );
            }
        }
        
        if( ( xWantedSize > 0 ) && ( xWantedSize < configADJUSTED_HEAP_SIZE ) )
        {
            /* 空闲内存块是按照块的大小排序的,从链表头xStart开始,小的在前大的在后,以链表尾xEnd结束 */
            pxPreviousBlock = &xStart;
            pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock;
            /* 搜索最合适的空闲块 */
            while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock != NULL ) )
            {
                pxPreviousBlock = pxBlock;
                pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;
            }
 
 
            /* 如果搜索到链表尾xEnd,说明没有找到合适的空闲内存块,否则进行下一步处理 */
            if( pxBlock != &xEnd )
            {
                /* 返回内存空间,注意是跳过了结构体BlockLink_t空间. */
                pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + heapSTRUCT_SIZE );
 
 
                /* 这个块就要返回给用户,因此它必须从空闲块中去除. */
                pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;
 
 
                /* 如果这个块剩余的空间足够多,则将它分成两个,第一个返回给用户,第二个作为新的空闲块插入到空闲块列表中去*/
                if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE )
                {
                    /* 去除分配出去的内存,在剩余内存块的起始位置放置一个链表结构并初始化链表成员 */
                    pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxBlock ) + xWantedSize );
 
 
                    pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize;
                    pxBlock->xBlockSize = xWantedSize;
 
 
                    /* 将剩余的空闲块插入到空闲块列表中,按照空闲块的大小顺序,小的在前大的在后 */
                    prvInsertBlockIntoFreeList( ( pxNewBlockLink ) );
                }
                /* 计算未分配的内存堆大小,注意这里并不能包含内存碎片信息 */
                xFreeBytesRemaining -= pxBlock->xBlockSize;
            }
        }
 
 
        traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize );
    }
    ( void ) xTaskResumeAll();
 
 
    #if( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 )
    {   /* 如果内存分配失败,调用钩子函数 */
        if( pvReturn == NULL )
        {
            extern void vApplicationMallocFailedHook( void );
            vApplicationMallocFailedHook();
        }
    }
    #endif
 
 
    return pvReturn;
}
2.2内存释放:vPortFree()

因为不需要合并相邻的空闲块,第二种内存管理策略的内存释放也非常简单:根据传入的参数找到链表结构,然后将这个内存块插入到空闲块列表,更新未分配的内存堆计数器大小,结束。因为简单,我们直接看源码。

void vPortFree( void *pv )
{
uint8_t *puc = ( uint8_t * ) pv;
BlockLink_t *pxLink;
 
 
    if( pv != NULL )
    {
        /* 根据传入的参数找到链表结构 */
        puc -= heapSTRUCT_SIZE;
 
 
        /* 预防某些编译器警告 */
        pxLink = ( void * ) puc;
 
 
        vTaskSuspendAll();
        {
            /* 将这个块添加到空闲块列表 */
            prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) );
            /* 更新未分配的内存堆大小 */
            xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize;
            
            traceFREE( pv, pxLink->xBlockSize );
        }
        ( void ) xTaskResumeAll();
    }
}

我们举一个例子,将图2-3 pvReturn指向的内存块释放掉,假设(configADJUSTED_HEAP_SIZE-40)远大于要释放的内存块大小,释放后的内存堆如图2-4所示:

图2-4:释放内存后,内存堆示意图

从图2-4我们可以看出第二种内存管理策略的两个特点:第一,空闲块是按照大小排序的;第二,相邻的空闲块不会组合成一个大块。

我们再接着引申讨论一下这种内存管理策略的优缺点。通过对内存申请和释放函数源码分析,我们可以看出它的一个优点是速度足够快,因为它的实现非常简单;第二个优点是可以动态释放内存。但是它的缺点也非常明显:由于在释放内存时不会将相邻的内存块合并,所以这可能造成内存碎片。这就对其应用的场合要求极其苛刻:第一,每次创建或释放的任务、信号量、队列等必须大小相同,如果分配或释放的内存是随机的,绝对不可以用这种内存管理策略;第二,如果申请和释放的顺序不可预料,也很危险。举个例子,对于一个已经初始化的10KB内存堆,先申请48字节内存,然后释放;再接着申请32字节内存,那么一个本来48字节的大块就会被分为32字节和16字节的小块,如果这种情况经常发生,就会导致每个空闲块都可能很小,最终在申请一个大块时就会因为没有合适的空闲块而申请失败(并不是因为总的空闲内存不足)!

2.3获取未分配的内存堆大小:xPortGetFreeHeapSize()

函数用于返回未分配的内存堆大小。这个函数也很有用,通常用于检查我们设置的内存堆是否合理,通过这个函数我们可以估计出最坏情况下需要多大的内存堆,以便进行合理的节省RAM。需要注意的是,这个函数返回值并不能函数源码为:

 size_t xPortGetFreeHeapSize( void )
{
    return xFreeBytesRemaining;
}

局部静态变量xFreeBytesRemaining在内存申请和内存释放函数中多次提到,它用来动态记录未分配的内存堆大小。

3.heap_3.c

第三种内存管理策略简单的封装了标准库中的malloc()和free()函数,采用的封装方式是操作内存前挂起调度器、完成后再恢复调度器。封装后的malloc()和free()函数具备线程保护。

第一种和第二种内存管理策略都是通过定义一个大数组作为内存堆,数组的大小由宏configTOTAL_HEAP_SIZE指定。第三种内存管理策略与前两种不同,它不再需要通过数组定义内存堆,而是需要使用编译器设置内存堆空间,一般在启动代码中设置。因此宏configTOTAL_HEAP_SIZE对这种内存管理策略是无效的。

3.1内存申请:pvPortMalloc()
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{
void *pvReturn;
 
 
    vTaskSuspendAll();
    {
        pvReturn = malloc( xWantedSize );
        traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize );
    }
    ( void ) xTaskResumeAll();
 
 
    #if( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 )
    {
        if( pvReturn == NULL )
        {
            extern void vApplicationMallocFailedHook( void );
            vApplicationMallocFailedHook();
        }
    }
    #endif
 
 
    return pvReturn;
}
3.2 内存释放:vPortFree()
void vPortFree( void *pv )
{
    if( pv )
    {
        vTaskSuspendAll();
        {
            free( pv );
            traceFREE( pv, 0 );
        }
        ( void ) xTaskResumeAll();
    }
}
4.heap_4.c

第四种内存分配方法与第二种比较相似,只不过增加了一个合并算法,将相邻的空闲内存块合并成一个大块。
与第一种和第二种内存管理策略一样,内存堆仍然是一个大数组,定义为:

static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];
4.1 内存申请:pvPortMalloc()

和第二种内存管理策略一样,它也使用一个链表结构来跟踪记录空闲内存块。结构体定义为:

 typedef struct A_BLOCK_LINK
{
    struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock;   /*指向列表中下一个空闲块*/
    size_t xBlockSize;                      /*当前空闲块的大小,包括链表结构大小*/
} BlockLink_t;

与第二种内存管理策略一样,空闲内存块也是以单链表的形式组织起来的,BlockLink_t类型的局部静态变量xStart表示链表头,但第四种内存管理策略的链表尾保存在内存堆空间最后位置,并使用BlockLink_t指针类型局部静态变量pxEnd指向这个区域(第二种内存管理策略使用静态变量xEnd表示链表尾),如图4-1所示。
第四种内存管理策略和第二种内存管理策略还有一个很大的不同是:第四种内存管理策略的空闲块链表不是以内存块大小为存储顺序,而是以内存块起始地址大小为存储顺序,地址小的在前,地址大的在后。这也是为了适应合并算法而作的改变。

图4-1:内存堆初始化示意图

从图4-1中可以看出,整个有效空间组成唯一一个空闲块,在空闲块的起始位置放置了一个链表结构,用于存储这个空闲块的大小和下一个空闲块的地址。由于目前只有一个空闲块,所以空闲块的pxNextFreeBlock指向指针pxEnd指向的位置,而链表xStart结构的pxNextFreeBlock指向空闲块。xStart表示链表头,pxEnd指向位置表示链表尾。

当申请x字节内存时,实际上不仅需要分配x字节内存,还要分配一个BlockLink_t类型结构体空间,用于描述这个内存块,结构体空间位于空闲内存块的最开始处。当然,和第一种、第二种内存管理策略一样,申请的内存大小和BlockLink_t类型结构体大小都要向上扩大到对齐字节数的整数倍。

我们先说一下内存申请过程:首先计算实际要分配的内存大小,判断申请内存合法性,如果合法则从链表头xStart开始查找,如果某个空闲块的xBlockSize字段大小能容得下要申请的内存,则将这块内存取出合适的部分返回给申请者,剩下的内存块组成一个新的空闲块,按照空闲块起始地址大小顺序插入到空闲块链表中,地址小的在前,地址大的在后。在插入到空闲块链表的过程中,还会执行合并算法:判断这个块是不是可以和上一个空闲块合并成一个大块,如果可以则合并;然后再判断能不能和下一个空闲块合并成一个大块,如果可以则合并!合并算法是第四种内存管理策略和第二种内存管理策略最大的不同!经过几次内存申请和释放后,可能的内存堆如图4-2所示:

图4-2:经过数次内存申请和释放后,某个内存堆示意图

有了上面的基础,我们再来看一下源码,我把需要注意的要点以注释的方式放在源码中,不再单独对这个函数做讲解。函数中会用到几个局部静态变量在这里简单说明一下:

  • xFreeBytesRemaining:表示当前未分配的内存堆大小
  • xMinimumEverFreeBytesRemaining:表示未分配内存堆空间历史最小值。这个值跟xFreeBytesRemaining有很大区别,只有记录未分配内存堆的最小值,才能知道最坏情况下内存堆的使用情况。
  • xBlockAllocatedBit:这个变量在第一次调用内存申请函数时被初始化,将它能表示的数值的最高位置1。比如对于32位系统,这个变量被初始化为0x80000000(最高位为1)。内存管理策略使用这个变量来标识一个内存块是否空闲。如果内存块被分配出去,则内存块链表结构成员xBlockSize按位或上这个变量(即xBlockSize最高位置1),在释放一个内存块时,会把xBlockSize的最高位清零。
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{
BlockLink_t *pxBlock, *pxPreviousBlock, *pxNewBlockLink;
void *pvReturn = NULL;
 
 
    vTaskSuspendAll();
    {
        /* 如果是第一次调用内存分配函数,则初始化内存堆,初始化后的内存堆如图4-1所示 */
        if( pxEnd == NULL )
        {
            prvHeapInit();
        }
 
 
        /* 申请的内存大小合法性检查:是否过大.结构体BlockLink_t中有一个成员xBlockSize表示块的大小,这个成员的最高位被用来标识这个块是否空闲.因此要申请的块大小不能使用这个位.*/
        if( ( xWantedSize & xBlockAllocatedBit ) == 0 )
        {
            /* 计算实际要分配的内存大小,包含链接结构体BlockLink_t在内,并且要向上字节对齐 */
            if( xWantedSize > 0 )
            {
                xWantedSize += xHeapStructSize;
 
 
                /* 对齐操作,向上扩大到对齐字节数的整数倍 */
                if( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) != 0x00 )
                {
                    xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) );
                    configASSERT( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 );
                }
            }
 
 
            if( ( xWantedSize > 0 ) && ( xWantedSize <= xFreeBytesRemaining ) )
            {
                /* 从链表xStart开始查找,从空闲块链表(按照空闲块地址顺序排列)中找出一个足够大的空闲块 */
                pxPreviousBlock = &xStart;
                pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock;
                while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock != NULL ) )
                {
                    pxPreviousBlock = pxBlock;
                    pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;
                }
 
 
                /* 如果最后到达结束标识,则说明没有合适的内存块,否则,进行内存分配操作*/
                if( pxBlock != pxEnd )
                {
                    /* 返回分配的内存指针,要跳过内存开始处的BlockLink_t结构体 */
                    pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + xHeapStructSize );
 
 
                    /* 将已经分配出去的内存块从空闲块链表中删除 */
                    pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;
 
 
                    /* 如果剩下的内存足够大,则组成一个新的空闲块 */
                    if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE )
                    {
                        /* 在剩余内存块的起始位置放置一个链表结构并初始化链表成员 */
                        pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxBlock ) + xWantedSize );
                        configASSERT( ( ( ( size_t ) pxNewBlockLink ) & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 );
 
 
                        pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize;
                        pxBlock->xBlockSize = xWantedSize;
 
 
                        /* 将剩余的空闲块插入到空闲块列表中,按照空闲块的地址大小顺序,地址小的在前,地址大的在后 */
                        prvInsertBlockIntoFreeList( pxNewBlockLink );
                    }
                    
                    /* 计算未分配的内存堆空间,注意这里并不能包含内存碎片信息 */
                    xFreeBytesRemaining -= pxBlock->xBlockSize;
                    
                    /* 保存未分配内存堆空间历史最小值 */
                    if( xFreeBytesRemaining < xMinimumEverFreeBytesRemaining )
                    {
                        xMinimumEverFreeBytesRemaining = xFreeBytesRemaining;
                    }
 
 
                    /* 将已经分配的内存块标识为"已分配" */
                    pxBlock->xBlockSize |= xBlockAllocatedBit;
                    pxBlock->pxNextFreeBlock = NULL;
                }
            }
        }
 
 
        traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize );
    }
    ( void ) xTaskResumeAll();
 
 
    #if( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 )
    {   /* 如果内存分配失败,调用钩子函数 */
        if( pvReturn == NULL )
        {
            extern void vApplicationMallocFailedHook( void );
            vApplicationMallocFailedHook();
        }
        else
        {
            mtCOVERAGE_TEST_MARKER();
        }
    }
    #endif
 
 
    configASSERT( ( ( ( size_t ) pvReturn ) & ( size_t ) portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 );
    return pvReturn;
}
4.2 内存释放:vPortFree()

第四种内存管理策略的内存释放也比较简单:根据传入的参数找到链表结构,然后将这个内存块插入到空闲块列表,需要注意的是在插入过程中会执行合并算法,这个我们已经在内存申请中讲过了。最后是将这个内存块标志为“空闲”、更新未分配的内存堆大小,结束。源代码如下:

 void vPortFree( void *pv )
{
uint8_t *puc = ( uint8_t * ) pv;
BlockLink_t *pxLink;
 
 
    if( pv != NULL )
    {
        /* 根据参数地址找出内存块链表结构 */
        puc -= xHeapStructSize;
        pxLink = ( void * ) puc;
 
 
        /* 检查这个内存块确实被分配出去 */
        if( ( pxLink->xBlockSize & xBlockAllocatedBit ) != 0 )
        {
            if( pxLink->pxNextFreeBlock == NULL )
            {
                /* 将内存块标识为"空闲" */
                pxLink->xBlockSize &= ~xBlockAllocatedBit;
 
 
                vTaskSuspendAll();
                {
                    /* 更新未分配的内存堆大小 */
                    xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize;
                    traceFREE( pv, pxLink->xBlockSize );
                    /* 将这个内存块插入到空闲块链表中,按照内存块地址大小顺序 */
                    prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) );
                }
                ( void ) xTaskResumeAll();
            }
        }
    }
}

如图4-2所示的内存堆示意图,如果我们将32字节的“已分配空间2”释放,由于这个内存块的上面和下面都是空闲块,所以在将它插入到空闲块链表的过程在中,会先和“剩余空闲块1”合并,合并后的块再和“剩余空闲块2”合并,这样组成一个大的空闲块,如图4-3所示:

图4-3:内存释放后,会和相邻的空闲块合并

4.3获取当前未分配的内存堆大小:xPortGetFreeHeapSize()

在内存申请和内存释放函数中以及多次提到过变量xFreeBytesRemaining。它就是一个计数器,不能说明内存堆碎片信息。

 size_t xPortGetFreeHeapSize( void )
{
    return xFreeBytesRemaining;
}
4.4获取未分配的内存堆历史最小值:xPortGetFreeHeapSize()

在内存申请中讲解过变量xMinimumEverFreeBytesRemaining,这个函数很有用,通过这个函数我们可以估计出最坏情况下需要多大的内存堆,从而辅助我们合理的设置内存堆大小。

size_t xPortGetMinimumEverFreeHeapSize( void )
{
    return xMinimumEverFreeBytesRemaining;
}
5.heap_5.c

第五种内存管理策略允许内存堆跨越多个非连续的内存区,并且需要显示的初始化内存堆,除此之外其它操作都和第四种内存管理策略十分相似。
第一、第二和第四种内存管理策略都是利用一个大数组作为内存堆使用,并且只需要应用程序指定数组的大小(通过宏configTOTAL_HEAP_SIZE定义),数组定义由内存管理策略实现。第五种内存管理策略有些不同,首先它允许跨内存区定义多个内存堆,比如在片内RAM中定义一个内存堆,还可以在片外RAM再定义内存堆;其次,用户需要指定每个内存堆区域的起始地址和内存堆大小、将它们放在一个HeapRegion_t结构体类型数组中,并需要在使用任何内存分配和释放操作前调用vPortDefineHeapRegions()函数初始化这些内存堆。

让我们看一个例子:假设我们为内存堆分配两个内存块,第一个内存块大小为0x10000字节,起始地址为0x80000000;第二个内存块大小为0xa0000字节,起始地址为0x90000000。HeapRegion_t结构体类型数组可以定义如下:

 HeapRegion_t xHeapRegions[] =
 {
      { ( uint8_t * ) 0x80000000UL, 0x10000 }, 
      { ( uint8_t * ) 0x90000000UL, 0xa0000 }, 
      { NULL, 0 }                
 };

两个内存块要按照地址顺序放入到数组中,地址小的在前,因此地址为0x80000000的内存块必须放数组的第一个位置。数组必须以使用一个NULL指针和0字节元素作为结束,以便让内存管理程序知道何时结束。

定义好内存堆数组后,需要应用程序调用vPortDefineHeapRegions()函数初始化这些内存堆:将它们组成一个链表,以xStart链表结构开头,以pxEnd指针指向的位置结束。我们看一下内存堆数组是如何初始化的,以上面的内存堆数组为例,初始化后的内存堆如图5-1所示(32为平台,sizeof(BlockLink_t)=8字节)。

图5-1:多个非连续内存区用作内存堆初始化示意图
一旦内存堆初始化之后,内存申请和释放都和第四种内存管理策略相同,不再单独分析。

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作者:朱工
首发博客:https://blog.csdn.net/zhzht19861011/article/details/51606068
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