浅析FreeRTOS_v4.5.0内存分配与回收函数及其改进方案---pvPortMalloc()和vPortFree()
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[注:以下为FreeRTOS_v4.5.0在at91sam7s64处理器上的动态内存分配、释放函数(gliethtp)] FreeRTOS_v4.5.0一共提供3中动态内存分配和回收机制,可以通过具体需要任意选择其中一种, 第1种:只是提供堆数组上地址的线性分配,不提供内存回收; 第2种:提供堆数组上地址的线性分配和回收,但是回收过程不能将小内存合并成大内存 第3种:使用编译器自带的malloc和free函数 以上不论哪一种方式都是对堆数组xHeap进行操作,其定义如下: static struct xRTOS_HEAP { //ulDummy仅仅用来告诉编译器分配的configTOTAL_HEAP_SIZE个字节连续空间的起始地址是4字节对齐的 unsigned portLONG ulDummy; unsigned portCHAR ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ]; } xHeap; //------------------------------------------------------------------------------ <1.1>第1种内存动态分配 void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize ) { void *pvReturn = NULL; #if portBYTE_ALIGNMENT != 1 if( xWantedSize & heapBYTE_ALIGNMENT_MASK ) { //字节对齐,at91sam7s64默认使用4字节对齐 //所以下面折行程序,将xWantedSize扩展成4字节的倍数, //比如:xWantedSize=13,那么xWantedSize=13+(4-13%4)=13+3=16(gliethttp) xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & heapBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ); } #endif
vTaskSuspendAll();//锁住调度器 { if( ( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) < configTOTAL_HEAP_SIZE ) && ( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) > xNextFreeByte ) )//防止申请数据空间超出4字节范围,过大溢出 { //还有足够的空间,那么把申请到的空间首地址作为返回地址 pvReturn = &( xHeap.ucHeap[ xNextFreeByte ] );//取得堆数组中xNextFreeByte偏移处的地址值 xNextFreeByte += xWantedSize;//调整xNextFreeByte,为下一次分配空间做准备 } } //调度器解锁,此间会有若干处理,详细细节可以参见《浅析FreeRTOS_v4.5.0延时机制---vTaskDelay()的实现》 //文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_392389.html xTaskResumeAll();
return pvReturn;//将申请到的内存块起始地址返回 } <1.2>第1种动态内存回收 void vPortFree( void *pv ) { ( void ) pv;//第1种方式不提供内存回收机制 } //------------------------------------------------------------------------------ <2.1>第2种内存动态分配 void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize ) { xBlockLink *pxBlock, *pxPreviousBlock, *pxNewBlockLink; static portBASE_TYPE xHeapHasBeenInitialised = pdFALSE;//标志是否首次使用pvPortMalloc() void *pvReturn = NULL;
vTaskSuspendAll();//锁住调度器 { if( xHeapHasBeenInitialised == pdFALSE ) { //第1次调用pvPortMalloc(),那么需要初始化一些关键量, //主要是在xStart和xEnd之间将xHeap.ucHeap插进去,下面是一个简单的单向链接图示 //xStart->xHeap.ucHeap->xEnd->NULL prvHeapInit(); xHeapHasBeenInitialised = pdTRUE; } if( xWantedSize > 0 ) { //对heapSTRUCT_SIZE的定义是这样的: //static const unsigned portSHORT heapSTRUCT_SIZE = //( sizeof( xBlockLink ) + ( sizeof( xBlockLink ) % portBYTE_ALIGNMENT ) ); //我觉得这句话讲不出什么道理来,可能和linux中page之间的hole空间类似,是为了防止越界之类 //在空间上做的额外申请,因为xBlockLink数据区作为管理本段内存所使用的关键域, //如果因为数据操作越界而被修改,那是相当可怕的尤其在动态内存申请、释放比较频繁的时候 //最后计算效果是这样的:如果sizeof( xBlockLink )=7[注:当然编译器不会让它是这个值, //怎么着也是2的倍数,这里只是做个极端的例子(gliethttp)], //那么heapSTRUCT_SIZE = 7+3=10,不过实际在at91sam7s64上sizeof( xBlockLink )=8,所以heapSTRUCT_SIZE=8 xWantedSize += heapSTRUCT_SIZE;
if( xWantedSize & heapBYTE_ALIGNMENT_MASK ) { //和方法1中一样,将xWantedSize调整为4的整倍数 xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & heapBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ); } }
if( ( xWantedSize > 0 ) && ( xWantedSize < configTOTAL_HEAP_SIZE ) ) { //xWantedSize是一个合法的数值,那么下面将检测自己是否还有这么大的空闲块 //因为在内存释放时不提供小内存块合并整理机制,所以小内存块会随着时间和不同大小内存块 //动态申请、释放的频繁发生最终变的越来越多,直到没有大内存可以申请到,全部都是小内存为止.
//其实可以采用以前一篇文章《一种轻巧的“内存动态分配管理机制”》中提到的动态内存分配和申请方式, //文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_351550.html //可以将相邻的小块内存合并成大块内存,很好的解决了内存合并生成大内存块的问题.当然这种方法 //可能远远不如linux中的Buddy伙伴算法灵活,但是在嵌入式系统中应该能够满足用户对内存的基本需求了. pxPreviousBlock = &xStart;//从空闲内存链表头开始找 pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock; while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock ) ) { //当前pxBlock空闲块的太小 pxPreviousBlock = pxBlock; pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;//看看下一个空闲块是否比xWantedSize大 }
if( pxBlock != &xEnd ) { //没有到xEnd内存结尾处,所以确实是找到了一个大小比较适合空闲内存块 pvReturn = ( void * ) ( ( ( unsigned portCHAR * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + heapSTRUCT_SIZE ); //pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock~pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock+heapSTRUCT_SIZE之间的空间存放管理数据 //pxNextFreeBlock和xBlockSize pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;//把本pxBlock从空闲链表上摘下 if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE ) { //#define heapMINIMUM_BLOCK_SIZE ( ( size_t ) ( heapSTRUCT_SIZE * 2 ) ) //如果本pxBlock剩余的字节数大于heapMINIMUM_BLOCK_SIZE,即:还可以用来申请heapSTRUCT_SIZE个字节数据 //那么切割本pxBlock内存块(注意:xWantedSize是已经包含heapSTRUCT_SIZE的了[gliethttp]) //pxNewBlockLink为切割出来的新的空闲内存块首地址,已经4字节对齐 pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( unsigned portCHAR * ) pxBlock ) + xWantedSize ); //计算新空闲内存块包括heapSTRUCT_SIZE控制域和数据域的总大小 pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize; pxBlock->xBlockSize = xWantedSize;//将申请到的内存块的大小,填入内存块控制域 //把切割出来的内存块添加到空闲内存链表xStart~xEnd之间 //(注:xStart~xEnd是按空闲内存大小,以从小到达的顺序链起来的单向链表[gliethttp]) //也就是这样虽然看上去,FreeRTOS可以实现各种内存块的申请,但是因为切割出去的小内存块 //在内存释放回收的时候,并不能自动进行内存合并整理,也就是空闲内存块不能变大, //最后只能导致小内存空闲块越来越多,大内存空闲块越来越少,直到不能申请到大内存块 //可以使用《一种轻巧的“内存动态分配管理机制”》中的方法很好的解决(gliethttp) //文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_351550.html prvInsertBlockIntoFreeList( ( pxNewBlockLink ) ); } } } } //调度器解锁,此间会有若干处理,详细细节可以参见《浅析FreeRTOS_v4.5.0延时机制---vTaskDelay()的实现》 //文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_392389.html xTaskResumeAll();
return pvReturn;//返回申请到的内存数据区地址,pvReturn-heapSTRUCT_SIZE处存放了管理该pvReturn内存的控制数据 } <2.2>第2种动态内存回收 void vPortFree( void *pv ) { unsigned portCHAR *puc = ( unsigned portCHAR * ) pv; xBlockLink *pxLink; if( pv ) { puc -= heapSTRUCT_SIZE;//内存数据区的前heapSTRUCT_SIZE空间存放了管理本段内存数据区的控制数据 pxLink = ( void * ) puc; vTaskSuspendAll();//锁住调度器 { //把释放出来的内存块添加到空闲内存链表xStart~xEnd之间 //(注:xStart~xEnd是按空闲内存大小,以从小到达的顺序链起来的单向链表[gliethttp]) //也就是这样虽然看上去,FreeRTOS可以实现各种内存块的申请,但是因为切割出去的小内存块 //在内存释放回收的时候,并不能自动进行内存合并整理,也就是空闲内存块不能变大, //最后只能导致小内存空闲块越来越多,大内存空闲块越来越少,直到不能申请到大内存块 //可以使用《一种轻巧的“内存动态分配管理机制”》中的方法很好的解决(gliethttp) //文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_351550.html prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( xBlockLink * ) pxLink ) ); } //调度器解锁,此间会有若干处理,详细细节可以参见《浅析FreeRTOS_v4.5.0延时机制---vTaskDelay()的实现》 //文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_392389.html xTaskResumeAll(); } } //------------------------------------------------------------------------------ <3.1>第3种内存动态分配 void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize ) { void *pvReturn;
vTaskSuspendAll(); { pvReturn = malloc( xWantedSize );//使用编译器自带的malloc函数 } xTaskResumeAll();
return pvReturn; } <3.2>第3种动态内存回收 void vPortFree( void *pv ) { if( pv ) { vTaskSuspendAll(); { free( pv );//使用编译器自带的free函数 } xTaskResumeAll(); } } //------------------------------------------------------------------------------ 综上可知,FreeRTOS_v4.5.0对内存的动态分配支持的并不好,内存动态分配很简单,分配出去就可以了, 但是在分配出去的内存的动态回收上,还是欠佳的,可以引入linux中的Buddy伙伴算法,就是可能麻烦一些, 对linux中的Buddy伙伴算法,前段时间我也研读过, 可以参看《浅析armlinux-Buddy(伙伴)算法-释放合并回收函数__free_pages_ok()》, 文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_357790.html 我觉得在内存动态分配上最好的改进方式是采用《一种轻巧的“内存动态分配管理机制”》
文章地址:http://blog.chinaunix.net/u1/38994/showart_351550.html中提到的那种内存动态分配与回收方式(gliethttp).
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