FreeRTOS進(jìn)階內(nèi)存管理示例完全解析
前言
內(nèi)存管理對應(yīng)用程序和操作系統(tǒng)來說都非常重要。現(xiàn)在很多的程序漏洞和運(yùn)行崩潰都和內(nèi)存分配使用錯誤有關(guān)。
FreeRTOS操作系統(tǒng)將內(nèi)核與內(nèi)存管理分開實(shí)現(xiàn),操作系統(tǒng)內(nèi)核僅規(guī)定了必要的內(nèi)存管理函數(shù)原型,而不關(guān)心這些內(nèi)存管理函數(shù)是如何實(shí)現(xiàn)的。這樣做大有好處,可以增加系統(tǒng)的靈活性:不同的應(yīng)用場合可以使用不同的內(nèi)存分配實(shí)現(xiàn),選擇對自己更有利的內(nèi)存管理策略。比如對于安全型的嵌入式系統(tǒng),通常不允許動態(tài)內(nèi)存分配,那么可以采用非常簡單的內(nèi)存管理策略,一經(jīng)申請的內(nèi)存,甚至不允許被釋放。在滿足設(shè)計要求的前提下,系統(tǒng)越簡單越容易做的更安全。再比如一些復(fù)雜應(yīng)用,要求動態(tài)的申請、釋放內(nèi)存操作,那么也可以設(shè)計出相對復(fù)雜的內(nèi)存管理策略,允許動態(tài)分配和動態(tài)釋放。
FreeRTOS內(nèi)核規(guī)定的幾個內(nèi)存管理函數(shù)原型為:
void *pvPortMalloc( size_t xSize ) :內(nèi)存申請函數(shù)
void vPortFree( void *pv ) :內(nèi)存釋放函數(shù)
void vPortInitialiseBlocks( void ) :初始化內(nèi)存堆函數(shù)
size_t xPortGetFreeHeapSize( void ) :獲取當(dāng)前未分配的內(nèi)存堆大小
size_t xPortGetMinimumEverFreeHeapSize( void ):獲取未分配的內(nèi)存堆歷史最小值
FreeRTOS提供了5種內(nèi)存管理實(shí)現(xiàn),有簡單也有復(fù)雜的,可以應(yīng)用于絕大多數(shù)場合。它們位于下載包目錄...\FreeRTOS\Source\portable\MemMang中,文件名分別為:heap_1.c、heap_2.c、heap_3.c、heap_4.c、heap_5.c。我在FreeRTOS進(jìn)階內(nèi)存管理這篇文章中介紹了這5種內(nèi)存管理的特性以及各自應(yīng)用的場合,今天我們要分析它們的實(shí)現(xiàn)方法。
FreeRTOS提供的內(nèi)存管理都是從內(nèi)存堆中分配內(nèi)存的。默認(rèn)情況下,F(xiàn)reeRTOS內(nèi)核創(chuàng)建任務(wù)、隊(duì)列、信號量、事件組、軟件定時器都是借助內(nèi)存管理函數(shù)從內(nèi)存堆中分配內(nèi)存。最新的FreeRTOS版本(V9.0.0及其以上版本)可以完全使用靜態(tài)內(nèi)存分配方法,也就是不使用任何內(nèi)存堆。
對于heap_1.c、heap_2.c和heap_4.c這三種內(nèi)存管理策略,內(nèi)存堆實(shí)際上是一個很大的數(shù)組,定義為:
static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];
其中宏configTOTAL_HEAP_SIZE用來定義內(nèi)存堆的大小,這個宏在FreeRTOSConfig.h中設(shè)置。
對于heap_3.c,這種策略只是簡單的包裝了標(biāo)準(zhǔn)庫中的malloc()和free()函數(shù),包裝后的malloc()和free()函數(shù)具備線程保護(hù)。因此,內(nèi)存堆需要通過編譯器或者啟動文件設(shè)置堆空間。
heap_5.c比較有趣,它允許程序設(shè)置多個非連續(xù)內(nèi)存堆,比如需要快速訪問的內(nèi)存堆設(shè)置在片內(nèi)RAM,稍微慢速訪問的內(nèi)存堆設(shè)置在外部RAM。每個內(nèi)存堆的起始地址和大小由應(yīng)用程序設(shè)計者定義。
1. heap_1.c
這是5個內(nèi)存管理策略中最簡單的一個,我們稱為第一個內(nèi)存管理策略,它簡單到只能申請內(nèi)存。是的,跟你想的一樣,一旦申請成功后,這塊內(nèi)存再也不能被釋放。對于大多數(shù)嵌入式系統(tǒng),特別是對安全要求高的嵌入式系統(tǒng),這種內(nèi)存管理策略很有用,因?yàn)閷ο到y(tǒng)軟件來說,邏輯越簡單越容易兼顧安全。實(shí)際上,大多數(shù)的嵌入式系統(tǒng)并不需要動態(tài)刪除任務(wù)、信號量、隊(duì)列等,而是在初始化的時候一次性創(chuàng)建好,便一直使用,永遠(yuǎn)不用刪除。所以這個內(nèi)存管理策略實(shí)現(xiàn)簡潔、安全可靠,使用的非常廣泛。我對這個對內(nèi)存管理策略也情有獨(dú)鐘。
我們可以將第一種內(nèi)存管理看作是切面包:初始化的內(nèi)存就像一根完整的長棍面包,每次申請內(nèi)存,就從一端切下適當(dāng)長度的面包返還給申請者,直到面包被分配完畢,就這么簡單。
這個內(nèi)存管理策略使用兩個局部靜態(tài)變量來跟蹤內(nèi)存分配,變量定義為:
static size_t xNextFreeByte = ( size_t ) 0; static uint8_t *pucAlignedHeap = NULL;
其中,變量xNextFreeByte記錄已經(jīng)分配的內(nèi)存大小,用來定位下一個空閑的內(nèi)存堆位置。因?yàn)閮?nèi)存堆實(shí)際上是一個大數(shù)組,我們只需要知道已分配內(nèi)存的大小,就可以用它作為偏移量找到未分配內(nèi)存的起始地址。變量xNextFreeByte被初始化為0,然后每次申請內(nèi)存成功后,都會增加申請內(nèi)存的字節(jié)數(shù)目。
變量pucAlignedHeap指向?qū)R后的內(nèi)存堆起始位置。為什么要對齊?這是因?yàn)榇蠖鄶?shù)硬件訪問內(nèi)存對齊的數(shù)據(jù)速度會更快。為了提高性能,F(xiàn)reeRTOS會進(jìn)行對齊操作,不同的硬件架構(gòu)對齊操作也不盡相同,對于Cortex-M3架構(gòu),進(jìn)行8字節(jié)對齊。
我們來看一下第一種內(nèi)存管理策略對外提供的API函數(shù)。
1.1內(nèi)存申請:pvPortMalloc() 函數(shù)源碼為:
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize ) { void *pvReturn = NULL; static uint8_t *pucAlignedHeap = NULL; /* 確保申請的字節(jié)數(shù)是對齊字節(jié)數(shù)的倍數(shù) */ #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,確保內(nèi)存堆起始位置正確對齊 */ pucAlignedHeap = ( uint8_t * ) ( ( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) &ucHeap[ portBYTE_ALIGNMENT ] ) & ( ~( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) ); } /* 邊界檢查,變量xNextFreeByte是局部靜態(tài)變量,初始值為0 */ if( ( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) < configADJUSTED_HEAP_SIZE ) && ( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) > xNextFreeByte ) ) { /* 返回申請的內(nèi)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; }
函數(shù)一開始會將申請的內(nèi)存數(shù)量調(diào)整到對齊字節(jié)數(shù)的整數(shù)倍,所以實(shí)際分配的內(nèi)存空間可能比申請內(nèi)存大。比如對于8字節(jié)對齊的系統(tǒng),申請11字節(jié)內(nèi)存,經(jīng)過對齊后,實(shí)際分配的內(nèi)存是16字節(jié)(8的整數(shù)倍)。
接下來會掛起所有任務(wù),因?yàn)閮?nèi)存申請是不可重入的(使用了靜態(tài)變量)。
如果是第一次執(zhí)行這個函數(shù),需要將變量pucAlignedHeap指向內(nèi)存堆區(qū)域第一個地址對齊處。我們上面說內(nèi)存堆其實(shí)是一個大數(shù)組,編譯器為這個數(shù)組分配的起始地址是隨機(jī)的,可能不符合我們的對齊需要,這時候要進(jìn)行調(diào)整。比如內(nèi)存堆數(shù)組ucHeap從RAM地址0x10002003處開始,系統(tǒng)按照8字節(jié)對齊,則對齊后的內(nèi)存堆如圖1-1所示:
圖1-1:內(nèi)存堆大小與地址對齊示意圖
之后進(jìn)行邊界檢查,查看剩余的內(nèi)存堆是否夠分配,檢查xNextFreeByte + xWantedSize是否溢出。如果檢查通過,則為申請者返回有效的內(nèi)存指針并更新已分配內(nèi)存數(shù)量計數(shù)器xNextFreeByte(從指針pucAlignedHeap開始,偏移量為xNextFreeByte處的內(nèi)存區(qū)域?yàn)槲捶峙涞膬?nèi)存堆起始位置)。比如我們首次調(diào)用內(nèi)存分配函數(shù)pvPortMalloc(20),申請20字節(jié)內(nèi)存。根據(jù)對齊原則,我們會實(shí)際申請到24字節(jié)內(nèi)存,申請成功后,內(nèi)存堆示意圖如圖1-2所示。
圖1-2:第一次分配內(nèi)存后的內(nèi)存堆空間示意圖
內(nèi)存分配完成后,不管有沒有分配成功都恢復(fù)之前掛起的調(diào)度器。
如果內(nèi)存分配不成功,這里最可能是內(nèi)存堆空間不夠用了,會調(diào)用一個鉤子函數(shù)vApplicationMallocFailedHook()。這個鉤子函數(shù)由應(yīng)用程序提供,通常我們可以打印內(nèi)存分配設(shè)備信息或者點(diǎn)亮也故障指示燈。
1.2獲取當(dāng)前未分配的內(nèi)存堆大?。簒PortGetFreeHeapSize()
函數(shù)用于返回未分配的內(nèi)存堆大小。這個函數(shù)也很有用,通常用于檢查我們設(shè)置的內(nèi)存堆是否合理,通過這個函數(shù)我們可以估計出最壞情況下需要多大的內(nèi)存堆,以便合理的節(jié)省RAM。
對于第一個內(nèi)存管理策略,這個函數(shù)實(shí)現(xiàn)十分簡單,源碼如下:
size_t xPortGetFreeHeapSize( void ) { return ( configADJUSTED_HEAP_SIZE - xNextFreeByte ); }
從圖1-1和圖1-2我們知道,宏configADJUSTED_HEAP_SIZE表示內(nèi)存堆有效的大小,這個值減去已經(jīng)分配出去的內(nèi)存大小,正是我們需要的未分配的內(nèi)存堆大小。
1.3其它函數(shù)
第一個內(nèi)存管理策略中還有兩個函數(shù):vPortFree()和vPortInitialiseBlocks()。但實(shí)際上第一個函數(shù)什么也不做;第二個函數(shù)僅僅將靜態(tài)局部變量xNextFreeByte設(shè)置為0。
2. heap_2.c
第二種內(nèi)存管理策略要比第一種內(nèi)存管理策略復(fù)雜,它使用一個最佳匹配算法,允許釋放之前已分配的內(nèi)存塊,但是它不會把相鄰的空閑塊合成一個更大的塊(換句話說,這會造成內(nèi)存碎片)。
這個內(nèi)存管理策略用于重復(fù)的分配和刪除具有相同堆??臻g的任務(wù)、隊(duì)列、信號量、互斥量等等,并且不考慮內(nèi)存碎片的應(yīng)用程序,不適用于分配和釋放隨機(jī)字節(jié)堆棧空間的應(yīng)用程序!
與第一種內(nèi)存管理策略一樣,內(nèi)存堆仍然是一個大數(shù)組,定義為:
static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];
局部靜態(tài)變量pucAlignedHeap指向?qū)R后的內(nèi)存堆起始位置。地址對齊的原因在第一種內(nèi)存管理策略中已經(jīng)說明。假如內(nèi)存堆數(shù)組ucHeap從RAM地址0x10002003處開始,系統(tǒng)按照8字節(jié)對齊,則對齊后的內(nèi)存堆與第一個內(nèi)存管理策略一樣,如圖2-1所示:
圖2-1:內(nèi)存堆示大小與地址對齊示意圖
2.1內(nèi)存申請:pvPortMalloc()
與第一種內(nèi)存管理策略不同,第二種內(nèi)存管理策略使用一個鏈表結(jié)構(gòu)來跟蹤記錄空閑內(nèi)存塊,將空閑塊組成一個鏈表。結(jié)構(gòu)體定義為:
typedef struct A_BLOCK_LINK { struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock; /*指向列表中下一個空閑塊*/ size_t xBlockSize; /*當(dāng)前空閑塊的大小,包括鏈表結(jié)構(gòu)大小*/ } BlockLink_t;
兩個BlockLink_t類型的局部靜態(tài)變量xStart和xEnd用來標(biāo)識空閑內(nèi)存塊的起始和結(jié)束。剛開始時,整個內(nèi)存堆有效空間就是一個空閑塊,如圖2-2所示。因?yàn)橐男畔⒃絹碓蕉?,我們必須舍棄一些信息,舍棄的信息可以在上一幅圖中找到。
圖2-2:內(nèi)存堆初始化示意圖
圖2-2中的pvReturn是我自己增加的,用于接下來分析內(nèi)存申請操作,堆棧初始化并沒有這個變量,也沒有對其操作的代碼。從圖2-2中可以看出,整個有效空間組成唯一一個空閑塊,在空閑塊的起始位置放置了一個鏈表結(jié)構(gòu),用于存儲這個空閑塊的大小和下一個空閑塊的地址。由于目前只有一個空閑塊,所以空閑塊的pxNextFreeBlock指向鏈表xEnd,而鏈表xStart結(jié)構(gòu)的pxNextFreeBlock指向空閑塊。這樣,xStart、空閑塊和xEnd組成一個單鏈表,xStart表示鏈表頭,xEnd表示鏈表尾。隨著內(nèi)存申請和釋放,空閑塊可能會越來越多,但它們?nèi)允且詘Start鏈表開頭以xEnd鏈表結(jié)尾,根據(jù)空閑塊的大小排序,小的在前,大的在后,我們在內(nèi)存釋放一節(jié)中會給出示意圖。
當(dāng)申請N字節(jié)內(nèi)存時,實(shí)際上不僅需要分配N字節(jié)內(nèi)存,還要分配一個BlockLink_t類型結(jié)構(gòu)體空間,用于描述這個內(nèi)存塊,結(jié)構(gòu)體空間位于空閑內(nèi)存塊的最開始處。當(dāng)然,和第一種內(nèi)存管理策略一樣,申請的內(nèi)存大小和BlockLink_t類型結(jié)構(gòu)體大小都要向上擴(kuò)大到對齊字節(jié)數(shù)的整數(shù)倍。
我們看一下內(nèi)存申請過程:首先計算實(shí)際要分配的內(nèi)存大小,判斷申請的內(nèi)存是否合法。如果合法則從鏈表頭xStart開始查找,如果某個空閑塊的xBlockSize字段大小能容得下要申請的內(nèi)存,則從這塊內(nèi)存取出合適的部分返回給申請者,剩下的內(nèi)存塊組成一個新的空閑塊,按照空閑塊的大小順序插入到空閑塊鏈表中,小塊在前大塊在后。注意,返回的內(nèi)存中不包括鏈表結(jié)構(gòu),而是緊鄰鏈表結(jié)構(gòu)(經(jīng)過對齊)后面的位置。舉個例子,如圖2-2所示的內(nèi)存堆,當(dāng)調(diào)用申請內(nèi)存函數(shù),如果內(nèi)存堆空間足夠大,就將pvReturn指向的地址返回給申請者,而不是靜態(tài)變量pucAlignedHeap指向的內(nèi)存堆起始位置!
當(dāng)多次調(diào)用內(nèi)存申請函數(shù)后(沒有調(diào)用內(nèi)存釋放函數(shù)),內(nèi)存堆結(jié)構(gòu)如圖2-3所示。注意圖中的pvReturn仍是我自己增加上去的,pvReturn指向的位置返回給申請者。后面我們講內(nèi)存釋放時,就是根據(jù)這個地址完成內(nèi)存釋放工作的。
圖2-3:經(jīng)過兩次內(nèi)存分配后的內(nèi)存堆示意圖
有了上面的這些基礎(chǔ)知識,再看內(nèi)存申請函數(shù)源碼就比較簡單了,我把需要注意的要點(diǎn)以注釋的方式放在源碼中,不再單獨(dú)對這個函數(shù)做講解,值得注意的是函數(shù)中使用的一個靜態(tài)局部變量xFreeBytesRemaining,它用來記錄未分配的內(nèi)存堆大小。這個變量將提供給函數(shù)xPortGetFreeHeapSize()使用,以方便用戶估算內(nèi)存堆使用情況。
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize ) { BlockLink_t *pxBlock, *pxPreviousBlock, *pxNewBlockLink; static BaseType_t xHeapHasBeenInitialised = pdFALSE; void *pvReturn = NULL; /* 掛起調(diào)度器 */ vTaskSuspendAll(); { /* 如果是第一次調(diào)用內(nèi)存分配函數(shù),這里先初始化內(nèi)存堆,如圖2-2所示 */ if( xHeapHasBeenInitialised == pdFALSE ) { prvHeapInit(); xHeapHasBeenInitialised = pdTRUE; } /* 調(diào)整要分配的內(nèi)存值,需要增加上鏈表結(jié)構(gòu)體空間,heapSTRUCT_SIZE表示經(jīng)過對齊擴(kuò)展后的結(jié)構(gòu)體大小 */ if( xWantedSize > 0 ) { xWantedSize += heapSTRUCT_SIZE; /* 調(diào)整實(shí)際分配的內(nèi)存大小,向上擴(kuò)大到對齊字節(jié)數(shù)的整數(shù)倍 */ if( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) != 0 ) { xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ); } } if( ( xWantedSize > 0 ) && ( xWantedSize < configADJUSTED_HEAP_SIZE ) ) { /* 空閑內(nèi)存塊是按照塊的大小排序的,從鏈表頭xStart開始,小的在前大的在后,以鏈表尾xEnd結(jié)束 */ pxPreviousBlock = &xStart; pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock; /* 搜索最合適的空閑塊 */ while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock != NULL ) ) { pxPreviousBlock = pxBlock; pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock; } /* 如果搜索到鏈表尾xEnd,說明沒有找到合適的空閑內(nèi)存塊,否則進(jìn)行下一步處理 */ if( pxBlock != &xEnd ) { /* 返回內(nèi)存空間,注意是跳過了結(jié)構(gòu)體BlockLink_t空間. */ pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + heapSTRUCT_SIZE ); /* 這個塊就要返回給用戶,因此它必須從空閑塊中去除. */ pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock; /* 如果這個塊剩余的空間足夠多,則將它分成兩個,第一個返回給用戶,第二個作為新的空閑塊插入到空閑塊列表中去*/ if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE ) { /* 去除分配出去的內(nèi)存,在剩余內(nèi)存塊的起始位置放置一個鏈表結(jié)構(gòu)并初始化鏈表成員 */ pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxBlock ) + xWantedSize ); pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize; pxBlock->xBlockSize = xWantedSize; /* 將剩余的空閑塊插入到空閑塊列表中,按照空閑塊的大小順序,小的在前大的在后 */ prvInsertBlockIntoFreeList( ( pxNewBlockLink ) ); } /* 計算未分配的內(nèi)存堆大小,注意這里并不能包含內(nèi)存碎片信息 */ xFreeBytesRemaining -= pxBlock->xBlockSize; } } traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize ); } ( void ) xTaskResumeAll(); #if( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ) { /* 如果內(nèi)存分配失敗,調(diào)用鉤子函數(shù) */ if( pvReturn == NULL ) { extern void vApplicationMallocFailedHook( void ); vApplicationMallocFailedHook(); } } #endif return pvReturn; }
2.2內(nèi)存釋放:vPortFree()
因?yàn)椴恍枰喜⑾噜彽目臻e塊,第二種內(nèi)存管理策略的內(nèi)存釋放也非常簡單:根據(jù)傳入的參數(shù)找到鏈表結(jié)構(gòu),然后將這個內(nèi)存塊插入到空閑塊列表,更新未分配的內(nèi)存堆計數(shù)器大小,結(jié)束。因?yàn)楹唵?,我們直接看源碼。
void vPortFree( void *pv ) { uint8_t *puc = ( uint8_t * ) pv; BlockLink_t *pxLink; if( pv != NULL ) { /* 根據(jù)傳入的參數(shù)找到鏈表結(jié)構(gòu) */ puc -= heapSTRUCT_SIZE; /* 預(yù)防某些編譯器警告 */ pxLink = ( void * ) puc; vTaskSuspendAll(); { /* 將這個塊添加到空閑塊列表 */ prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) ); /* 更新未分配的內(nèi)存堆大小 */ xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize; traceFREE( pv, pxLink->xBlockSize ); } ( void ) xTaskResumeAll(); } }
我們舉一個例子,將圖2-3 pvReturn指向的內(nèi)存塊釋放掉,假設(shè)(configADJUSTED_HEAP_SIZE-40)遠(yuǎn)大于要釋放的內(nèi)存塊大小,釋放后的內(nèi)存堆如圖2-4所示:
圖2-4:釋放內(nèi)存后,內(nèi)存堆示意圖
從圖2-4我們可以看出第二種內(nèi)存管理策略的兩個特點(diǎn):第一,空閑塊是按照大小排序的;第二,相鄰的空閑塊不會組合成一個大塊。
我們再接著引申討論一下這種內(nèi)存管理策略的優(yōu)缺點(diǎn)。通過對內(nèi)存申請和釋放函數(shù)源碼分析,我們可以看出它的一個優(yōu)點(diǎn)是速度足夠快,因?yàn)樗膶?shí)現(xiàn)非常簡單;第二個優(yōu)點(diǎn)是可以動態(tài)釋放內(nèi)存。但是它的缺點(diǎn)也非常明顯:由于在釋放內(nèi)存時不會將相鄰的內(nèi)存塊合并,所以這可能造成內(nèi)存碎片。這就對其應(yīng)用的場合要求極其苛刻:第一,每次創(chuàng)建或釋放的任務(wù)、信號量、隊(duì)列等必須大小相同,如果分配或釋放的內(nèi)存是隨機(jī)的,絕對不可以用這種內(nèi)存管理策略;第二,如果申請和釋放的順序不可預(yù)料,也很危險。舉個例子,對于一個已經(jīng)初始化的10KB內(nèi)存堆,先申請48字節(jié)內(nèi)存,然后釋放;再接著申請32字節(jié)內(nèi)存,那么一個本來48字節(jié)的大塊就會被分為32字節(jié)和16字節(jié)的小塊,如果這種情況經(jīng)常發(fā)生,就會導(dǎo)致每個空閑塊都可能很小,最終在申請一個大塊時就會因?yàn)闆]有合適的空閑塊而申請失?。ú⒉皇且?yàn)榭偟目臻e內(nèi)存不足)!
2.3獲取未分配的內(nèi)存堆大?。簒PortGetFreeHeapSize()
函數(shù)用于返回未分配的內(nèi)存堆大小。這個函數(shù)也很有用,通常用于檢查我們設(shè)置的內(nèi)存堆是否合理,通過這個函數(shù)我們可以估計出最壞情況下需要多大的內(nèi)存堆,以便進(jìn)行合理的節(jié)省RAM。需要注意的是,這個函數(shù)返回值并不能函數(shù)源碼為:
size_t xPortGetFreeHeapSize( void ) { return xFreeBytesRemaining; }
局部靜態(tài)變量xFreeBytesRemaining在內(nèi)存申請和內(nèi)存釋放函數(shù)中多次提到,它用來動態(tài)記錄未分配的內(nèi)存堆大小。
3.heap_3.c
第三種內(nèi)存管理策略簡單的封裝了標(biāo)準(zhǔn)庫中的malloc()和free()函數(shù),采用的封裝方式是操作內(nèi)存前掛起調(diào)度器、完成后再恢復(fù)調(diào)度器。封裝后的malloc()和free()函數(shù)具備線程保護(hù)。
第一種和第二種內(nèi)存管理策略都是通過定義一個大數(shù)組作為內(nèi)存堆,數(shù)組的大小由宏configTOTAL_HEAP_SIZE指定。第三種內(nèi)存管理策略與前兩種不同,它不再需要通過數(shù)組定義內(nèi)存堆,而是需要使用編譯器設(shè)置內(nèi)存堆空間,一般在啟動代碼中設(shè)置。
因此宏configTOTAL_HEAP_SIZE對這種內(nèi)存管理策略是無效的。
3.1內(nèi)存申請: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 內(nèi)存釋放:vPortFree()
void vPortFree( void *pv ) { if( pv ) { vTaskSuspendAll(); { free( pv ); traceFREE( pv, 0 ); } ( void ) xTaskResumeAll(); } }
4.heap_4.c
第四種內(nèi)存分配方法與第二種比較相似,只不過增加了一個合并算法,將相鄰的空閑內(nèi)存塊合并成一個大塊。
與第一種和第二種內(nèi)存管理策略一樣,內(nèi)存堆仍然是一個大數(shù)組,定義為:
static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];
4.1 內(nèi)存申請:pvPortMalloc()
和第二種內(nèi)存管理策略一樣,它也使用一個鏈表結(jié)構(gòu)來跟蹤記錄空閑內(nèi)存塊。結(jié)構(gòu)體定義為:
typedef struct A_BLOCK_LINK { struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock; /*指向列表中下一個空閑塊*/ size_t xBlockSize; /*當(dāng)前空閑塊的大小,包括鏈表結(jié)構(gòu)大小*/ } BlockLink_t;
與第二種內(nèi)存管理策略一樣,空閑內(nèi)存塊也是以單鏈表的形式組織起來的,BlockLink_t類型的局部靜態(tài)變量xStart表示鏈表頭,但第四種內(nèi)存管理策略的鏈表尾保存在內(nèi)存堆空間最后位置,并使用BlockLink_t指針類型局部靜態(tài)變量pxEnd指向這個區(qū)域(第二種內(nèi)存管理策略使用靜態(tài)變量xEnd表示鏈表尾),如圖4-1所示。
第四種內(nèi)存管理策略和第二種內(nèi)存管理策略還有一個很大的不同是:第四種內(nèi)存管理策略的空閑塊鏈表不是以內(nèi)存塊大小為存儲順序,而是以內(nèi)存塊起始地址大小為存儲順序,地址小的在前,地址大的在后。這也是為了適應(yīng)合并算法而作的改變。
圖4-1:內(nèi)存堆初始化示意圖
從圖4-1中可以看出,整個有效空間組成唯一一個空閑塊,在空閑塊的起始位置放置了一個鏈表結(jié)構(gòu),用于存儲這個空閑塊的大小和下一個空閑塊的地址。由于目前只有一個空閑塊,所以空閑塊的pxNextFreeBlock指向指針pxEnd指向的位置,而鏈表xStart結(jié)構(gòu)的pxNextFreeBlock指向空閑塊。xStart表示鏈表頭,pxEnd指向位置表示鏈表尾。
當(dāng)申請x字節(jié)內(nèi)存時,實(shí)際上不僅需要分配x字節(jié)內(nèi)存,還要分配一個BlockLink_t類型結(jié)構(gòu)體空間,用于描述這個內(nèi)存塊,結(jié)構(gòu)體空間位于空閑內(nèi)存塊的最開始處。當(dāng)然,和第一種、第二種內(nèi)存管理策略一樣,申請的內(nèi)存大小和BlockLink_t類型結(jié)構(gòu)體大小都要向上擴(kuò)大到對齊字節(jié)數(shù)的整數(shù)倍。
我們先說一下內(nèi)存申請過程:首先計算實(shí)際要分配的內(nèi)存大小,判斷申請內(nèi)存合法性,如果合法則從鏈表頭xStart開始查找,如果某個空閑塊的xBlockSize字段大小能容得下要申請的內(nèi)存,則將這塊內(nèi)存取出合適的部分返回給申請者,剩下的內(nèi)存塊組成一個新的空閑塊,按照空閑塊起始地址大小順序插入到空閑塊鏈表中,地址小的在前,地址大的在后。在插入到空閑塊鏈表的過程中,還會執(zhí)行合并算法:判斷這個塊是不是可以和上一個空閑塊合并成一個大塊,如果可以則合并;然后再判斷能不能和下一個空閑塊合并成一個大塊,如果可以則合并!合并算法是第四種內(nèi)存管理策略和第二種內(nèi)存管理策略最大的不同!經(jīng)過幾次內(nèi)存申請和釋放后,可能的內(nèi)存堆如圖4-2所示:
圖4-2:經(jīng)過數(shù)次內(nèi)存申請和釋放后,某個內(nèi)存堆示意圖
有了上面的基礎(chǔ),我們再來看一下源碼,我把需要注意的要點(diǎn)以注釋的方式放在源碼中,不再單獨(dú)對這個函數(shù)做講解。函數(shù)中會用到幾個局部靜態(tài)變量在這里簡單說明一下:
xFreeBytesRemaining
:表示當(dāng)前未分配的內(nèi)存堆大小
xMinimumEverFreeBytesRemaining
:表示未分配內(nèi)存堆空間歷史最小值。這個值跟xFreeBytesRemaining有很大區(qū)別,只有記錄未分配內(nèi)存堆的最小值,才能知道最壞情況下內(nèi)存堆的使用情況。
xBlockAllocatedBit
:這個變量在第一次調(diào)用內(nèi)存申請函數(shù)時被初始化,將它能表示的數(shù)值的最高位置1。比如對于32位系統(tǒng),這個變量被初始化為0x80000000(最高位為1)。內(nèi)存管理策略使用這個變量來標(biāo)識一個內(nèi)存塊是否空閑。
如果內(nèi)存塊被分配出去,則內(nèi)存塊鏈表結(jié)構(gòu)成員xBlockSize按位或上這個變量(即xBlockSize最高位置1),在釋放一個內(nèi)存塊時,會把xBlockSize的最高位清零。
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize ) { BlockLink_t *pxBlock, *pxPreviousBlock, *pxNewBlockLink; void *pvReturn = NULL; vTaskSuspendAll(); { /* 如果是第一次調(diào)用內(nèi)存分配函數(shù),則初始化內(nèi)存堆,初始化后的內(nèi)存堆如圖4-1所示 */ if( pxEnd == NULL ) { prvHeapInit(); } /* 申請的內(nèi)存大小合法性檢查:是否過大.結(jié)構(gòu)體BlockLink_t中有一個成員xBlockSize表示塊的大小,這個成員的最高位被用來標(biāo)識這個塊是否空閑.因此要申請的塊大小不能使用這個位.*/ if( ( xWantedSize & xBlockAllocatedBit ) == 0 ) { /* 計算實(shí)際要分配的內(nèi)存大小,包含鏈接結(jié)構(gòu)體BlockLink_t在內(nèi),并且要向上字節(jié)對齊 */ if( xWantedSize > 0 ) { xWantedSize += xHeapStructSize; /* 對齊操作,向上擴(kuò)大到對齊字節(jié)數(shù)的整數(shù)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 ) ) { /* 從鏈表xStart開始查找,從空閑塊鏈表(按照空閑塊地址順序排列)中找出一個足夠大的空閑塊 */ pxPreviousBlock = &xStart; pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock; while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock != NULL ) ) { pxPreviousBlock = pxBlock; pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock; } /* 如果最后到達(dá)結(jié)束標(biāo)識,則說明沒有合適的內(nèi)存塊,否則,進(jìn)行內(nèi)存分配操作*/ if( pxBlock != pxEnd ) { /* 返回分配的內(nèi)存指針,要跳過內(nèi)存開始處的BlockLink_t結(jié)構(gòu)體 */ pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + xHeapStructSize ); /* 將已經(jīng)分配出去的內(nèi)存塊從空閑塊鏈表中刪除 */ pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock; /* 如果剩下的內(nèi)存足夠大,則組成一個新的空閑塊 */ if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE ) { /* 在剩余內(nèi)存塊的起始位置放置一個鏈表結(jié)構(gòu)并初始化鏈表成員 */ pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxBlock ) + xWantedSize ); configASSERT( ( ( ( size_t ) pxNewBlockLink ) & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 ); pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize; pxBlock->xBlockSize = xWantedSize; /* 將剩余的空閑塊插入到空閑塊列表中,按照空閑塊的地址大小順序,地址小的在前,地址大的在后 */ prvInsertBlockIntoFreeList( pxNewBlockLink ); } /* 計算未分配的內(nèi)存堆空間,注意這里并不能包含內(nèi)存碎片信息 */ xFreeBytesRemaining -= pxBlock->xBlockSize; /* 保存未分配內(nèi)存堆空間歷史最小值 */ if( xFreeBytesRemaining < xMinimumEverFreeBytesRemaining ) { xMinimumEverFreeBytesRemaining = xFreeBytesRemaining; } /* 將已經(jīng)分配的內(nèi)存塊標(biāo)識為"已分配" */ pxBlock->xBlockSize |= xBlockAllocatedBit; pxBlock->pxNextFreeBlock = NULL; } } } traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize ); } ( void ) xTaskResumeAll(); #if( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ) { /* 如果內(nèi)存分配失敗,調(diào)用鉤子函數(shù) */ 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 內(nèi)存釋放:vPortFree()
第四種內(nèi)存管理策略的內(nèi)存釋放也比較簡單:根據(jù)傳入的參數(shù)找到鏈表結(jié)構(gòu),然后將這個內(nèi)存塊插入到空閑塊列表,需要注意的是在插入過程中會執(zhí)行合并算法,這個我們已經(jīng)在內(nèi)存申請中講過了。最后是將這個內(nèi)存塊標(biāo)志為“空閑”、更新未分配的內(nèi)存堆大小,結(jié)束。源代碼如下:
void vPortFree( void *pv ) { uint8_t *puc = ( uint8_t * ) pv; BlockLink_t *pxLink; if( pv != NULL ) { /* 根據(jù)參數(shù)地址找出內(nèi)存塊鏈表結(jié)構(gòu) */ puc -= xHeapStructSize; pxLink = ( void * ) puc; /* 檢查這個內(nèi)存塊確實(shí)被分配出去 */ if( ( pxLink->xBlockSize & xBlockAllocatedBit ) != 0 ) { if( pxLink->pxNextFreeBlock == NULL ) { /* 將內(nèi)存塊標(biāo)識為"空閑" */ pxLink->xBlockSize &= ~xBlockAllocatedBit; vTaskSuspendAll(); { /* 更新未分配的內(nèi)存堆大小 */ xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize; traceFREE( pv, pxLink->xBlockSize ); /* 將這個內(nèi)存塊插入到空閑塊鏈表中,按照內(nèi)存塊地址大小順序 */ prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) ); } ( void ) xTaskResumeAll(); } } } }
如圖4-2所示的內(nèi)存堆示意圖,如果我們將32字節(jié)的“已分配空間2”釋放,由于這個內(nèi)存塊的上面和下面都是空閑塊,所以在將它插入到空閑塊鏈表的過程在中,會先和“剩余空閑塊1”合并,合并后的塊再和“剩余空閑塊2”合并,這樣組成一個大的空閑塊,如圖4-3所示:
圖4-3:內(nèi)存釋放后,會和相鄰的空閑塊合并
4.3獲取當(dāng)前未分配的內(nèi)存堆大小:xPortGetFreeHeapSize()
在內(nèi)存申請和內(nèi)存釋放函數(shù)中以及多次提到過變量xFreeBytesRemaining。它就是一個計數(shù)器,不能說明內(nèi)存堆碎片信息。
size_t xPortGetFreeHeapSize( void ) { return xFreeBytesRemaining; }
4.4獲取未分配的內(nèi)存堆歷史最小值:xPortGetFreeHeapSize()
在內(nèi)存申請中講解過變量xMinimumEverFreeBytesRemaining,這個函數(shù)很有用,通過這個函數(shù)我們可以估計出最壞情況下需要多大的內(nèi)存堆,從而輔助我們合理的設(shè)置內(nèi)存堆大小。
size_t xPortGetMinimumEverFreeHeapSize( void ) { return xMinimumEverFreeBytesRemaining; }
5.heap_5.c
第五種內(nèi)存管理策略允許內(nèi)存堆跨越多個非連續(xù)的內(nèi)存區(qū),并且需要顯示的初始化內(nèi)存堆,除此之外其它操作都和第四種內(nèi)存管理策略十分相似。
第一、第二和第四種內(nèi)存管理策略都是利用一個大數(shù)組作為內(nèi)存堆使用,并且只需要應(yīng)用程序指定數(shù)組的大?。ㄍㄟ^宏configTOTAL_HEAP_SIZE定義),數(shù)組定義由內(nèi)存管理策略實(shí)現(xiàn)。
第五種內(nèi)存管理策略有些不同,首先它允許跨內(nèi)存區(qū)定義多個內(nèi)存堆,比如在片內(nèi)RAM中定義一個內(nèi)存堆,還可以在片外RAM再定義內(nèi)存堆;
其次,用戶需要指定每個內(nèi)存堆區(qū)域的起始地址和內(nèi)存堆大小、將它們放在一個HeapRegion_t結(jié)構(gòu)體類型數(shù)組中,并需要在使用任何內(nèi)存分配和釋放操作前調(diào)用vPortDefineHeapRegions()函數(shù)初始化這些內(nèi)存堆。
讓我們看一個例子:假設(shè)我們?yōu)閮?nèi)存堆分配兩個內(nèi)存塊,第一個內(nèi)存塊大小為0x10000字節(jié),起始地址為0x80000000;第二個內(nèi)存塊大小為0xa0000字節(jié),起始地址為0x90000000。HeapRegion_t結(jié)構(gòu)體類型數(shù)組可以定義如下:
HeapRegion_t xHeapRegions[] = { { ( uint8_t * ) 0x80000000UL, 0x10000 }, { ( uint8_t * ) 0x90000000UL, 0xa0000 }, { NULL, 0 } };
兩個內(nèi)存塊要按照地址順序放入到數(shù)組中,地址小的在前,因此地址為0x80000000的內(nèi)存塊必須放數(shù)組的第一個位置。數(shù)組必須以使用一個NULL指針和0字節(jié)元素作為結(jié)束,以便讓內(nèi)存管理程序知道何時結(jié)束。
定義好內(nèi)存堆數(shù)組后,需要應(yīng)用程序調(diào)用vPortDefineHeapRegions()函數(shù)初始化這些內(nèi)存堆:將它們組成一個鏈表,以xStart鏈表結(jié)構(gòu)開頭,以pxEnd指針指向的位置結(jié)束。我們看一下內(nèi)存堆數(shù)組是如何初始化的,以上面的內(nèi)存堆數(shù)組為例,初始化后的內(nèi)存堆如圖5-1所示(32為平臺,sizeof(BlockLink_t)=8字節(jié))。
圖5-1:多個非連續(xù)內(nèi)存區(qū)用作內(nèi)存堆初始化示意圖
一旦內(nèi)存堆初始化之后,內(nèi)存申請和釋放都和第四種內(nèi)存管理策略相同,不再單獨(dú)分析。
以上就是FreeRTOS進(jìn)階內(nèi)存管理示例完全解析的詳細(xì)內(nèi)容,更多關(guān)于FreeRTOS內(nèi)存管理分析的資料請關(guān)注腳本之家其它相關(guān)文章!
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