FreeRTOS学习-内存管理

1. 动态内存分配与FreeRTOS

从v9.0.0后，FreeRTOS开始支持内核对象的静态分配方式，因此，内存管理库可以被裁剪。但在大多数嵌入式应用中，堆的使用还是非常常见的。因此，还是有必要研究一下FreeRTOS的内存管理。

在绝大多数情况下，嵌入式应用会使用动态内存分配的编程模型，所以，对于FreeRTOS内核而言，每当需要创建内核对象时，内核会申请内存用于存储内核对象的元信息；当删除内核对象时，则会释放相应的内存。而FreeRTOS所使用的堆是由其自身的内存管理模块来实现的。

2. 内存分配模式

在FreeRTOS的内存管理中，提供了5种内存管理实现方式，每种管理方式对外的接口一致。

在所有实现中，FreeRTOS的堆都只有一个，即由内核管理的系统堆，而非由任务管理，因此，所有任务都共享这个系统堆。

2.1. Heap_1

Heap_1是最简单的实现方式。它不实现内存释放接口。

适用场景：在调度器开启之前，只创建内核对象，事后也不进行释放。

设计思路：

• 系统堆大小：通过configTOTAL_HEAP_SIZE设置。静态申请一片内存作为FreeRTOS的堆；
• 内存块大小：自动调整，使得块大小满足地址对齐需求；
• 使用一个变量记录空闲空间位置；
• pvPortMalloc()：该函数被调用时，一个数组（heap）会被划分成小块分配出去。

• A：没有任务被创建时，堆的情况；
• B：创建了一个任务；
• C：创建了3个任务。

设定自定义位置的堆空间的方法：

• 设置configAPPLICATION_ALLOCATED_HEAP = 1；
• 根据编译器的语法，设定地址，也即设定ucHeap数组的地址，以GCC为例：

uint8_t ucHeap[configTOTAL_HEAP_SIZE] __attribute__ ((section(".my_heap")));

2.2. Heap_2

Heap_2的实现开始支持内存的释放。

适用场景：重复的申请和释放内存，但操作的内存块大小一致。（为了兼容旧版本，新的应用不建议使用）

设计思路：

• 系统堆大小：与Heap_1一样；
• 内存块大小：增加元信息长度, 自动调整使满足对齐条件；
• 将空闲块通过链表形式按照块大小排列，并将元信息嵌入内存块中。
• pvPortMalloc()：使用Best fit算法找到一个最接近的空闲块，分配出去；如果满足分裂条件，还会将空闲块拆分成两份再分配。
• pvPortFree()：释放时，并不会对相邻的块进行合并。

该实现在申请和释放内存时的耗时是不确定的，但比C标准库的malloc()和free()实现要快一些。

2.3. Heap_3

设计思路：使用标准的malloc()和free()函数实现，因此堆大小由链接器的配置决定。需要特别说明的是，Heap_3实现了线程安全，具体是通过挂起调度器实现。

2.4. Heap_4

Heap_4是在实际工程中使用最多的一种实现方式。

设计思路：与Heap_2类似，不同之处在于，释放内存时，会自动对相邻的空闲块进行合并。

• 内存块大小: 因为使用特殊的分配位（即size_t的最高有效位）, 所以内存块的最大长度为2^{sizeof(size_t) * 8 - 1}字节, 例如在ARM CA9中，必须小于2GB
• pvPortMalloc(): 使用First fit算法, 找到第一个满足需求的空闲块, 分配出去.

2.5. Heap_5

适用场景：系统的物理RAM不是连续的，需要将分散的多个地址范围联合

设计思路：与Heap_4类似。

• 需要在申请内存前调用vPortDefineHeapRegions(const HeapRegion_t * const pxHeapRegions)，申明所有被用作堆的内存区域。

3. 堆的使用

3.1. 申请内存

函数接口：

void *pvPortMalloc( size_t xSize ) PRIVILEGED_FUNCTION;

该函数会从系统堆中申请xSize个字节的内存，如果申请成功，则返回成功分配的内存地址。

下面则简要地说明5个堆如何实现该接口的。

3.1.1. Heap_1的实现

在介绍具体的实现之前，需要先了解几个比较重要的宏定义和全局静态变量。

• 对齐后的系统堆大小：这是一个宏定义，用于记录地址对齐调整后的系统堆的大小。其定义如下：可以看到, 这个调整值会使得可用的系统堆偏小, 即堆数组的空间存在浪费. 最极端的例子就是堆的首地址本身就符合对齐要求, 这里却进行了调整, 浪费了portBYTE_ALIGNMENT字节的空间.

  #define configADJUSTED_HEAP_SIZE    ( configTOTAL_HEAP_SIZE - portBYTE_ALIGNMENT )
  

• 系统堆数组：这个实际上就是系统堆的实际承载者，是一个连续的无符号char数组，大小为configTOTAL_HEAP_SIZE。它也可以在外部定义。

  #if ( configAPPLICATION_ALLOCATED_HEAP == 1 )
      extern uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];
  #else
      static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];
  #endif
  

• 下一个空闲的字节（xNextFreeByte）：记录了相对于堆首地址的空闲内存地址的偏移字节数。每当申请内存时更新。

要理解内存管理的实现，最关键的是需要理解空闲块的组织形式。Heap_1的空闲快组织形式如下图：

3.1.2. Heap_2的实现

与Heap_1一样，Heap_2也定义了调整地址对齐后的堆大小configADJUSTED_HEAP_SIZE。也定义了系统堆的承载数组（ucHeap[]）。

除此之外，由于Heap_2的实现是将空闲块组织成链表的形式，所以还定义了空闲块的链表结构：

typedef struct A_BLOCK_LINK
{
    struct A_BLOCK_LINK *pxNextFreeBlock;   /*<< The next free block in the list. */
    size_t xBlockSize;                      /*<< The size of the free block. */
} BlockLink_t;

系统通过静态全局变量xStart和xEnd指向空闲块链表的首部和尾部。首部是一个不存在的块。而尾部xEnd也只是一个结尾标识, 并不占用堆空间。

在前文提到，Heap_2的实现将内存块的元信息嵌入到申请的内存块中，因此需要调整用户所需的内存块的大小，并实现地址对齐，于是定义了元信息已对齐时占用的内存大小heapSTRUCT_SIZE：

static const uint16_t heapSTRUCT_SIZE = ( ( sizeof( BlockLink_t ) + ( portBYTE_ALIGNMENT - 1 ) ) & ~portBYTE_ALIGNMENT_MASK );

这个空闲块链表最初时（即堆初始化完成后），只有一个空闲块，这个块大小就是整个系统堆的大小。但随着用户不断的申请内存，这个块大小会逐渐被分割，每申请一次就有可能触发一次分割，而这个触发分割的条件便是目标内存块是否大于heapMINIMUN_BLOCK_SZIE，其定义如下：

#define heapMINIMUM_BLOCK_SIZE  ( ( size_t ) ( heapSTRUCT_SIZE * 2 ) )

从定义可以看出，只要目标块大于等于两个空闲块元信息的大小，那么表示它还有可能进行下一次分配，所以可以将其分隔。当然, 也不必过于纠结这个值, 只是一个经验值而已.

Heap_2使用变量xFreeBytesRemaining来记录当前剩余的堆空闲：

static size_t xFreeBytesRemaining = configADJUSTED_HEAP_SIZE;

需要注意的是，这个变量并不考虑碎片的情况。

Heap_2的空闲块链表的模型如下图所示：

3.1.3. Heap_3的实现

Heap_3的实现完全基于C的标准库，只是增加了调度器挂起的动作以确保线程安全。

具体实现如下：

{
    挂起调度器（`vTaskSuspendAll()`）。

    申请内存（`pvReturn = malloc( xWantedSize )`）。

    恢复调度器（`vTaskResumeAll()`）。

    （仅开启USE_MALLOC_FAILED_HOOK）如果申请内存失败（`pvReturn == NULL`），调用钩子函数（`vApplicationMallocFailedHook()`）。

    返回`pvReturn`。
}

3.1.4. Heap_4的实现

Heap_4的实现与Heap_2相似，以相同的形式定义了系统堆的承载数组ucHeap[]，也定义了一样的内存块元信息结构体BlockLink_t以及结构体链表的首部（xStart）和尾部（pxEnd）指针。与Heap_2不同的是，空闲链表的尾部pxEnd也是一个空闲块，但只占用了系统堆一个内存块的元信息大小的内存。另外, Heap_4的空闲链表不是按照块大小排序的.

为了将内存块元信息嵌入内存块，也定义了该结构体的长度变量（xHeapStructSize）。实现内存分割时，也以heapMINIMUM_BLOCK_SIZE作为分割条件。

为了记录系统堆的空闲内存，也使用了xFreeBytesRemaining进行记录，同样地，其不考虑内存碎片。该实现还增加了xMinimumEverFreeBytesRemaining，其记录的是到目前为止, 最小的空闲内存量，随着内存的释放，也不会增加这个值。通过这个值, 可以知道系统对内存的最大使用压力.

此外，该实现还定义了字节的位数heapBITS_PER_BYTE：

#define heapBITS_PER_BYTE   ( ( size_t ) 8 )

与Heap_2不同的是，它还使用了分配位来表示某个块是否已经被分配：

static size_t xBlockAllocatedBit = 0;

这个分配位位于size_t的最高有效位，如果该位为1，表示已分配，0表示未分配。目前只在内存释放时, 用与检查目标内存块的有效性.

Heap_4的空闲块模型如下图所示：

由于Heap_4使用最多，所以下面以UML活动图的方式给出了其对该函数的实现。

3.1.5. Heap_5的实现

Heap_5的实现与Heap_4非常相似，唯一的不同点在与系统堆的初始化：

void vPortDefineHeapRegions( const HeapRegion_t * const pxHeapRegions ) PRIVILEGED_FUNCTION;

在Heap_5中，该函数必须在申请内存接口被调用之前就调用。

pxHeapRegions是一个HeapRegion_t的数组，定义了Heap_5可用的内存区域。

3.2. 释放内存

函数接口：

void vPortFree( void *pv ) PRIVILEGED_FUNCTION;

该函数将pv指向的内存块归还给系统堆，不同的堆实现的具体行为不一致。

3.2.1. Heap_1的实现

因为不支持内存释放，所以未实现该接口。

3.2.2. Heap_2的实现

先来看看Heap_2是如何将空闲块插入空闲块队列中的（#define prvInsertBlockIntoFreeList( pxBlockToInsert ) ...）：为了减少调用栈的深度，这里使用宏来实现这个函数。其主要是遍历链表，找到第一个不小于当前需要被放入的空闲块的大小的位置，将内存块插入其中。这便使得空闲块按照块大小顺序排列。

{
    获取被插入块的长度（`xBlockSize = pxBlockToInsert->xBlockSize`）。

    遍历空闲块链表，直到找到不小于被插入块大小的位置（`for ( pxInterator = &xStart; pxInterator->pxNextFreeBlock->xBlockSize < xBlockSize; pxInterator = pxIterator->pxNextFreeBlock )`）。

    // 此时`pxInterator`已经指向了不小于被插入块大小的内存块的前驱
    将被插入块的下一个空闲块指针指向合适的位置（`pxBlockToInsert->pxNextFreeBlock = pxIterator->pxNextFreeBlock`）。
    将空闲块链入空闲块链表（`pxIterator->pxNextFreeBlock = pxBlockToInsert`）。
}

接下来就可以给出Heap_2对释放函数的具体实现如下：

{
    初始化`puc = ( uint8_t * ) pv`。

    如果传入的地址不为空（`pv != NULL`）：
    {
        获取该内存块的元信息的首地址（`puc -= heapSTRUCT_SIZE`）。

        获取该内存块的元信息（`pxLink = ( void * ) puc`）。

        挂起调度器（`vTaskSuspendAll()`）。

        将该内存块加入到空闲块链表（`prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) )`）。
        更新系统堆空闲空间（`xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize`）。

        恢复调度器（`vTaskResumeAll()`）。
    }
}

从实现中可以看到，Heap_2的内存块释放只是简单地将该内存块加入到空闲块链表，而不会对相邻的内存块进行合并。

3.2.3. Heap_3的实现

如前文所说，Heap_3只是对标准库的一个简单封装，具体实现如下：

{
    如果地址不为空（`pv != NULL`）：
    {
        挂起调度器（`vTaskSuspendAll()`）。

        释放内存（`free( pv )`）。

        恢复调度器（`xTaskResumeAll()`）。
    }
}

3.2.4. Heap_4的实现

先看看Heap_4如何将空闲块插入到空闲块链表中（static void prvInsertBlockIntoFreeList( BlockLink_t * pxBlockToInsert )）：与Heap_2的实现不同，Heap_4因为更加复杂，所以将其实现为了静态函数。它新增了一个非常重要的功能，就是自动联合相邻的空闲块。下面该函数实现的活动图如下：

基于以上函数，Heap_4对内存释放的具体实现如下：

3.2.5. Heap_5的实现

与Heap_4一致，请参看Heap_4的实现。

3.3. 内存工具函数

用于实现MPU功能的堆初始化：

void vPortInitialiseBlocks( void ) PRIVILEGED_FUNCTION;

// TODO: 需要进一步研究

获取空闲的堆空间：

size_t xPortGetFreeHeapSize( void ) PRIVILEGED_FUNCTION;
size_t xPortGetMinimumEverFreeHeapSize( void ) PRIVILEGED_FUNCTION;

3.3.1. Heap_1的实现

Heap_1中只实现了vPortInitialiseBlocks()和xPortGetFreeHeapSize()。

在vPortInitialiseBlocks()中，只是简单的将xNextFreeByte = 0，重置了当前的空闲偏移量。

而在xPortGetFreeHeapSize()中，空闲空间的计算也比较简单，即直接返回configADJUSTED_HEAP_SIZE - xNextFreeByte。

3.3.2. Heap_2的实现

Heap_2中只实现了xPortGetFreeHeapSize()，只是简单的将xFreeBytesRemaining返回给调用者。

3.3.3. Heap_3的实现

不实现工具函数。

3.3.4. Heap_4的实现

Heap_4实现了xPortGetFreeHeapSize()和xPortGetMinimumEverFreeHeapSize()，即直接返回xFreeBytesRemaining和xMinimumEverFreeBytesRemaining。

3.3.5. Heap_5的实现

请参看Heap_4的实现。

4. 内存管理的实现细节

4.1. 内存管理的接口

4.1.1. 内存管理的数据结构接口

4.1.1.1. 堆区域结构体（HeapRegion_t）

定义如下：

typedef struct HeapRegion
{
    uint8_t *pucStartAddress;
    size_t xSizeInBytes;
} HeapRegion_t

该结构体用于实现Heap_5（物理内存地址不连续的堆）。一个结构体则定义了一个可用的内存区域，最终的实现将会是通过一个HeapRegion_t数组，定义一组可用的内存区域作为Heap_5的堆空间。

该数组定义时有两点要求：

• 以大小为0的区域终止；
• 必须将这些内存区域以区域首地址升序排列。

4.1.2. 内存管理的接口宏

4.1.2.1. 内存管理的接口常量

定义内存地址对齐的常量：

#if portBYTE_ALIGNMENT == 32
    #define portBYTE_ALIGNMENT_MASK ( 0x001F )
#endif

#if portBYTE_ALIGNMENT == 16
    #define portBYTE_ALIGNMENT_MASK ( 0x000F )
#endif

#if portBYTE_ALIGNMENT == 8
    #define portBYTE_ALIGNMENT_MASK ( 0x0007 )
#endif

#if portBYTE_ALIGNMENT == 4
    #define portBYTE_ALIGNMENT_MASK ( 0x0003 )
#endif

#if portBYTE_ALIGNMENT == 2
    #define portBYTE_ALIGNMENT_MASK ( 0x0001 )
#endif

#if portBYTE_ALIGNMENT == 1
    #define portBYTE_ALIGNMENT_MASK ( 0x0000 )
#endif

#ifndef portBYTE_ALIGNMENT_MASK
    #error "Invalid portBYTE_ALIGNMENT definition"
#endif

这些掩码用于实现堆内存地址的对齐。

下面这个宏定义了Heap_5支持的内存区域个数：

#ifndef portNUM_CONFIGURABLE_REGIONS
    #define portNUM_CONFIGURABLE_REGIONS 1
#endif