FreeRTOS高级篇7---FreeRTOS内存管理分析

时间  2020-06-04 标签 freertos 高级 内存 管理 分析
内存管理对应用程序和操做系统来讲都很是重要。如今不少的程序漏洞和运行崩溃都和内存分配使用错误有关。
        FreeRTOS操做系统将内核与内存管理分开实现，操做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。这样作大有好处，能够增长系统的灵活性：不一样的应用场合可使用不一样的内存分配实现，选择对本身更有利的内存管理策略。好比对于安全型的嵌入式系统，一般不容许动态内存分配，那么能够采用很是简单的内存管理策略，一经申请的内存，甚至不容许被释放。在知足设计要求的前提下，系统越简单越容易作的更安全。再好比一些复杂应用，要求动态的申请、释放内存操做，那么也能够设计出相对复杂的内存管理策略，容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，能够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，今天咱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。默认状况下，FreeRTOS内核建立任务、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）能够彻底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，内存堆其实是一个很大的数组，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()函数具有线程保护。所以，内存堆须要经过编译器或者启动文件设置堆空间。
heap_5.c比较有趣，它容许程序设置多个非连续内存堆，好比须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。每一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，咱们称为第一个内存管理策略，它简单到只能申请内存。是的，跟你想的同样，一旦申请成功后，这块内存不再能被释放。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，这种内存管理策略颇有用，由于对系统软件来讲，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须要动态删除任务、信号量、队列等，而是在初始化的时候一次性建立好，便一直使用，永远不用删除。因此这个内存管理策略实现简洁、安全可靠，使用的很是普遍。我对这个对内存管理策略也情有独钟。
        咱们能够将第一种内存管理看做是切面包：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。由于内存堆其实是一个大数组，咱们只须要知道已分配内存的大小，就能够用它做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，而后每次申请内存成功后，都会增长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。为何要对齐？这是由于大多数硬件访问内存对齐的数据速度会更快。为了提升性能，FreeRTOS会进行对齐操做，不一样的硬件架构对齐操做也不尽相同，对于Cortex-M3架构，进行8字节对齐。
咱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，因此实际分配的内存空间可能比申请内存大。好比对于8字节对齐的系统，申请11字节内存，通过对齐后，实际分配的内存是16字节（8的整数倍）。
接下来会挂起全部任务，由于内存申请是不可重入的（使用了静态变量）。 
若是是第一次执行这个函数，须要将变量pucAlignedHeap指向内存堆区域第一个地址对齐处。咱们上面说内存堆实际上是一个大数组，编译器为这个数组分配的起始地址是随机的，可能不符合咱们的对齐须要，这时候要进行调整。好比内存堆数组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
以后进行边界检查，查看剩余的内存堆是否够分配，检查xNextFreeByte + xWantedSize是否溢出。若是检查经过，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）。好比咱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，咱们会实际申请到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，无论有没有分配成功都恢复以前挂起的调度器。
若是内存分配不成功，这里最多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，一般咱们能够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。这个函数也颇有用，一般用于检查咱们设置的内存堆是否合理，经过这个函数咱们能够估计出最坏状况下须要多大的内存堆，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，源码以下：
 
size_t xPortGetFreeHeapSize( void )
{
    return ( configADJUSTED_HEAP_SIZE - xNextFreeByte );
}
从图1-1和图1-2咱们知道，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，正是咱们须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作；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，容许释放以前已分配的内存块，可是它不会把相邻的空闲块合成一个更大的块（换句话说，这会形成内存碎片）。
        这个内存管理策略用于重复的分配和删除具备相同堆栈空间的任务、队列、信号量、互斥量等等，而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同样，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。地址对齐的缘由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同样，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一样，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。由于要包含的信息愈来愈多，咱们必须舍弃一些信息，舍弃的信息能够在上一幅图中找到。
 
图2-2：内存堆初始化示意图
        图2-2中的pvReturn是我本身增长的，用于接下来分析内存申请操做，堆栈初始化并无这个变量，也没有对其操做的代码。从图2-2中能够看出，整个有效空间组成惟一一个空闲块，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。因为目前只有一个空闲块，因此空闲块的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，空闲块可能会愈来愈多，但它们还是以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，咱们在内存释放一节中会给出示意图。
       当申请N字节内存时，实际上不只须要分配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。固然，和第一种内存管理策略同样，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。
        咱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。若是合法则从链表头xStart开始查找，若是某个空闲块的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（通过对齐）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，若是内存堆空间足够大，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！
        当屡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还是我本身增长上去的，pvReturn指向的位置返回给申请者。后面咱们讲内存释放时，就是根据这个地址完成内存释放工做的。
 
图2-3：通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，我把须要注意的要点以注释的方式放在源码中，再也不单独对这个函数作讲解，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状况。 
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{
BlockLink_t *pxBlock, *pxPreviousBlock, *pxNewBlockLink;
static BaseType_t xHeapHasBeenInitialised = pdFALSE;
void *pvReturn = NULL;


    /* 挂起调度器 */
    vTaskSuspendAll();
    {
        /* 若是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,须要增长上链表结构体空间,heapSTRUCT_SIZE表示通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;
            }


            /* 若是搜索到链表尾xEnd,说明没有找到合适的空闲内存块,不然进行下一步处理 */
            if( pxBlock != &xEnd )
            {
                /* 返回内存空间,注意是跳过告终构体BlockLink_t空间. */
                pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + heapSTRUCT_SIZE );


                /* 这个块就要返回给用户,所以它必须从空闲块中去除. */
                pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;


                /* 若是这个块剩余的空间足够多,则将它分红两个,第一个返回给用户,第二个做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 )
    {   /* 若是内存分配失败,调用钩子函数 */
        if( pvReturn == NULL )
        {
            extern void vApplicationMallocFailedHook( void );
            vApplicationMallocFailedHook();
        }
    }
    #endif


    return pvReturn;
}

2.2内存释放：vPortFree()

由于不须要合并相邻的空闲块，第二种内存管理策略的内存释放也很是简单：根据传入的参数找到链表结构，而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。由于简单，咱们直接看源码。
 
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();
    }
}
咱们举一个例子，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咱们能够看出第二种内存管理策略的两个特色：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。
咱们再接着引伸讨论一下这种内存管理策略的优缺点。经过对内存申请和释放函数源码分析，咱们能够看出它的一个优势是速度足够快，由于它的实现很是简单；第二个优势是能够动态释放内存。可是它的缺点也很是明显：因为在释放内存时不会将相邻的内存块合并，因此这可能形成内存碎片。这就对其应用的场合要求极其苛刻：第一，每次建立或释放的任务、信号量、队列等必须大小相同，若是分配或释放的内存是随机的，绝对不能够用这种内存管理策略；第二，若是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，而后释放；再接着申请32字节内存，那么一个原本48字节的大块就会被分为32字节和16字节的小块，若是这种状况常常发生，就会致使每一个空闲块均可能很小，最终在申请一个大块时就会由于没有合适的空闲块而申请失败（并非由于总的空闲内存不足）！

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。这个函数也颇有用，一般用于检查咱们设置的内存堆是否合理，经过这个函数咱们能够估计出最坏状况下须要多大的内存堆，以便进行合理的节省RAM。须要注意的是，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屡次提到，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做内存前挂起调度器、完成后再恢复调度器。封装后的malloc()和free()函数具有线程保护。
第一种和第二种内存管理策略都是经过定义一个大数组做为内存堆，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一样，它再也不须要经过数组定义内存堆，而是须要使用编译器设置内存堆空间，通常在启动代码中设置。所以宏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类似，只不过增长了一个合并算法，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同样，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同样，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同样，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一样是：第四种内存管理策略的空闲块链表不是之内存块大小为存储顺序，而是之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做的改变。
 
图4-1：内存堆初始化示意图
        从图4-1中能够看出，整个有效空间组成惟一一个空闲块，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。因为目前只有一个空闲块，因此空闲块的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，实际上不只须要分配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。固然，和第一种、第二种内存管理策略同样，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。
        咱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，若是合法则从链表头xStart开始查找，若是某个空闲块的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当中，还会执行合并算法：判断这个块是否是能够和上一个空闲块合并成一个大块，若是能够则合并；而后再判断能不能和下一个空闲块合并成一个大块，若是能够则合并！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一样!通过几回内存申请和释放后，可能的内存堆如图4-2所示：
 
图4-2：通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，咱们再来看一下源码，我把须要注意的要点以注释的方式放在源码中，再也不单独对这个函数作讲解。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，才能知道最坏状况下内存堆的使用状况。
  • 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。好比对于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。若是内存块被分配出去，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();
    {
        /* 若是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.所以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,包含连接结构体BlockLink_t在内,而且要向上字节对齐 */
            if( xWantedSize > 0 )
            {
                xWantedSize += xHeapStructSize;


                /* 对齐操做,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;
                }


                /* 若是最后到达结束标识,则说明没有合适的内存块,不然,进行内存分配操做*/
                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;


                    /* 若是剩下的内存足够大,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 )
    {   /* 若是内存分配失败,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，而后将这个内存块插入到空闲块列表，须要注意的是在插入过程当中会执行合并算法，这个咱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。源代码以下：
 
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，若是咱们将32字节的“已分配空间2”释放，因为这个内存块的上面和下面都是空闲块，因此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屡次提到过变量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，这个函数颇有用，经过这个函数咱们能够估计出最坏状况下须要多大的内存堆，从而辅助咱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容许内存堆跨越多个非连续的内存区，而且须要显示的初始化内存堆，除此以外其它操做都和第四种内存管理策略十分类似。
第1、第二和第四种内存管理策略都是利用一个大数组做为内存堆使用，而且只须要应用程序指定数组的大小（经过宏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一样，首先它容许跨内存区定义多个内存堆，好比在片内RAM中定义一个内存堆，还能够在片外RAM再定义内存堆；其次，用户须要指定每一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，并须要在使用任何内存分配和释放操做前调用vPortDefineHeapRegions()函数初始化这些内存堆。
让咱们看一个例子：假设咱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结构体类型数组能够定义以下：
 
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，所以地址为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字节元素做为结束，以便让内存管理程序知道什么时候结束。
定义好内存堆数组后，须要应用程序调用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。咱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做内存堆初始化示意图
一旦内存堆初始化以后，内存申请和释放都和第四种内存管理策略相同，再也不单独分析。
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