前言

內(nèi)存管理對應用程序和操作系統(tǒng)來說都非常重要?，F(xiàn)在很多的程序漏洞和運行崩潰都和內(nèi)存分配使用錯誤有關。

FreeRTOS操作系統(tǒng)將內(nèi)核與內(nèi)存管理分開實現(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，而不關心這些內(nèi)存管理函數(shù)是如何實現(xiàn)的。這樣做大有好處，可以增加系統(tǒng)的靈活性：不同的應用場合可以使用不同的內(nèi)存分配實現(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。再比如一些復雜應用，要求動態(tài)的申請、釋放內(nèi)存操作，那么也可以設計出相對復雜的內(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)存管理實現(xiàn)，有簡單也有復雜的，可以應用于絕大多數(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用的場合，今天我們要分析它們的實現(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。默認情況下，F(xiàn)reeRTOS內(nèi)核創(chuàng)建任務、隊列、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中設置。

對于heap_3.c，這種策略只是簡單的包裝了標準庫中的malloc()和free()函數(shù)，包裝后的malloc()和free()函數(shù)具備線程保護。因此，內(nèi)存堆需要通過編譯器或者啟動文件設置堆空間。

heap_5.c比較有趣，它允許程序設置多個非連續(xù)內(nèi)存堆，比如需要快速訪問的內(nèi)存堆設置在片內(nèi)RAM，稍微慢速訪問的內(nèi)存堆設置在外部RAM。每個內(nèi)存堆的起始地址和大小由應用程序設計者定義。

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，因為對系統(tǒng)軟件來說，邏輯越簡單越容易兼顧安全。實際上，大多數(shù)的嵌入式系統(tǒng)并不需要動態(tài)刪除任務、信號量、隊列等，而是在初始化的時候一次性創(chuàng)建好，便一直使用，永遠不用刪除。所以這個內(nèi)存管理策略實現(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。因為內(nèi)存堆實際上是一個大數(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指向對齊后的內(nèi)存堆起始位置。為什么要對齊？這是因為大多數(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會進行對齊操作，不同的硬件架構對齊操作也不盡相同，對于Cortex-M3架構，進行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)量調整到對齊字節(jié)數(shù)的整數(shù)倍，所以實際分配的內(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，因為內(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的，可能不符合我們的對齊需要，這時候要進行調整。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)域為未分配的內(nèi)存堆起始位置）。比如我們首次調用內(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之前掛起的調度器。
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，會調用一個鉤子函數(shù)vApplicationMallocFailedHook()。這個鉤子函數(shù)由應用程序提供，通常我們可以打印內(nèi)存分配設備信息或者點亮也故障指示燈。

1.2獲取當前未分配的內(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的分配和刪除具有相同堆?？臻g的任務、隊列、信號量、互斥量等等，并且不考慮內(nèi)存碎片的應用程序，不適用于分配和釋放隨機字節(jié)堆?？臻g的應用程序！

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指向對齊后的內(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構來跟蹤記錄空閑內(nèi)存塊，將空閑塊組成一個鏈表。結構體定義為：

typedef struct A_BLOCK_LINK
{
    struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock;   /*指向列表中下一個空閑塊*/
    size_t xBlockSize;                      /*當前空閑塊的大小，包括鏈表結構大小*/
} BlockLink_t;

兩個BlockLink_t類型的局部靜態(tài)變量xStart和xEnd用來標識空閑內(nèi)存塊的起始和結束。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。因為要包含的信息越來越多，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構，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結構的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。

當申請N字節(jié)內(nèi)存時，實際上不僅需要分配N字節(jié)內(nèi)存，還要分配一個BlockLink_t類型結構體空間，用于描述這個內(nèi)存塊，結構體空間位于空閑內(nèi)存塊的最開始處。當然，和第一種內(nèi)存管理策略一樣，申請的內(nèi)存大小和BlockLink_t類型結構體大小都要向上擴大到對齊字節(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)存中不包括鏈表結構，而是緊鄰鏈表結構（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，當調用申請內(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！

當多次調用內(nèi)存申請函數(shù)后（沒有調用內(nèi)存釋放函數(shù)），內(nèi)存堆結構如圖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以注釋的方式放在源碼中，不再單獨對這個函數(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;
    /* 掛起調度器 */
    vTaskSuspendAll();
    {
        /* 如果是第一次調用內(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;
        }
        /* 調整要分配的內(nèi)存值,需要增加上鏈表結構體空間,heapSTRUCT_SIZE表示經(jīng)過對齊擴展后的結構體大小 */
        if( xWantedSize > 0 )
        {
            xWantedSize += heapSTRUCT_SIZE;
            /* 調整實際分配的內(nèi)存大小,向上擴大到對齊字節(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,否則進行下一步處理 */
            if( pxBlock != &xEnd )
            {
                /* 返回內(nèi)存空間,注意是跳過了結構體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構并初始化鏈表成員 */
                    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()

因為不需要合并相鄰的空閑塊，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)找到鏈表結構，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，結束。因為簡單，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)找到鏈表結構 */
        puc -= heapSTRUCT_SIZE;
         /* 預防某些編譯器警告 */
        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（configADJUSTED_HEAP_SIZE-40）遠大于要釋放的內(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：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。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)點是速度足夠快，因為它的實現(xiàn)非常簡單；第二個優(yōu)點是可以動態(tài)釋放內(nèi)存。但是它的缺點也非常明顯：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。這就對其應用的場合要求極其苛刻：第一，每次創(chuàng)建或釋放的任務、信號量、隊列等必須大小相同，如果分配或釋放的內(nèi)存是隨機的，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，就會導致每個空閑塊都可能很小，最終在申請一個大塊時就會因為沒有合適的空閑塊而申請失?。ú⒉皇且驗榭偟目臻e內(nèi)存不足）！

2.3獲取未分配的內(nèi)存堆大小：xPortGetFreeHeapSize()

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準庫中的malloc()和free()函數(shù)，采用的封裝方式是操作內(nèi)存前掛起調度器、完成后再恢復調度器。封裝后的malloc()和free()函數(shù)具備線程保護。

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置內(nèi)存堆空間，一般在啟動代碼中設置。

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構來跟蹤記錄空閑內(nèi)存塊。結構體定義為：

typedef struct A_BLOCK_LINK
{
    struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock;   /*指向列表中下一個空閑塊*/
    size_t xBlockSize;                      /*當前空閑塊的大小，包括鏈表結構大小*/
} 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構，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結構的pxNextFreeBlock指向空閑塊。xStart表示鏈表頭，pxEnd指向位置表示鏈表尾。

當申請x字節(jié)內(nèi)存時，實際上不僅需要分配x字節(jié)內(nèi)存，還要分配一個BlockLink_t類型結構體空間，用于描述這個內(nèi)存塊，結構體空間位于空閑內(nèi)存塊的最開始處。當然，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類型結構體大小都要向上擴大到對齊字節(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，我們再來看一下源碼，我把需要注意的要點以注釋的方式放在源碼中，不再單獨對這個函數(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)存塊鏈表結構成員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.結構體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 )
        {
            /* 計算實際要分配的內(nèi)存大小,包含鏈接結構體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;
                }
                /* 如果最后到達結束標識,則說明沒有合適的內(nèi)存塊,否則,進行內(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結構體 */
                    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構并初始化鏈表成員 */
                        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)找到鏈表結構，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)存塊標志為“空閑”、更新未分配的內(nèi)存堆大小，結束。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)存塊鏈表結構 */
        puc -= xHeapStructSize;
        pxLink = ( void * ) puc;
        /* 檢查這個內(nèi)存塊確實被分配出去 */
        if( ( pxLink->xBlockSize & xBlockAllocatedBit ) != 0 )
        {
            if( pxLink->pxNextFreeBlock == NULL )
            {
                /* 將內(nèi)存塊標識為"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結構體類型數(shù)組中，并需要在使用任何內(nèi)存分配和釋放操作前調用vPortDefineHeapRegions()函數(shù)初始化這些內(nèi)存堆。

讓我們看一個例子：假設我們?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結構體類型數(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)元素作為結束，以便讓內(nèi)存管理程序知道何時結束。

定義好內(nèi)存堆數(shù)組后，需要應用程序調用vPortDefineHeapRegions()函數(shù)初始化這些內(nèi)存堆：將它們組成一個鏈表，以xStart鏈表結構開頭，以pxEnd指針指向的位置結束。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，不再單獨分析。

以上就是FreeRTOS進階內(nèi)存管理示例完全解析的詳細內(nèi)容，更多關于FreeRTOS內(nèi)存管理分析的資料請關注腳本之家其它相關文章！

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