深度解剖~ FreeRtos閱讀筆記5 FreeRtos內存管理詳解

5  Freertos 內存管理

芯片中最爲稀缺珍貴的每每是存儲資源，爲了更好的利用它們，開發者不得不變得吝嗇分配、斤斤計較到每個字節。

FreeRtos V8.0.1針對動態內存分配提供了四種方案，分別放在heap一、heap二、heap三、heap4文件中。

 

5.1 分配方式  heap1

heap1分配方法最爲簡單，代碼量也相對較小，heap1只能申請不能回收，適合任務、隊列等不須要執行刪除操做的工程。

ucHeap佔據的整塊內存既爲可申請的堆空間，空間大小由configTOTAL_HEAP_SIZE定義。

分配以前首先對堆的起始地址作偶對齊，這有可能會使一些起始的字節做爲「佔位」而丟棄掉，最終獲得堆有效空間使用configADJUSTED_HEAP_SIZE代替。

（堆初始化）

 

Heap1分配時使用xNextFreeByte始終記錄堆中可分配的首地址，起始值爲0。

若初始化後須要申請20字節：

（申請20字節）

 

第二次申請30字節:

（申請30字節）

 

 

5.2 分配方式 heap2

Heap2中每一個內存塊都有對應結構體的記錄鏈表和塊大小，鏈表將空閒塊按照塊大小升序相連。Start和end結構體做爲索引獨立於堆區，end做爲結束標識xBlockSize老是等於堆區總大小。

Heap2初始化堆區後圖：

（heap2初始化後）

 

5.2.1 heap2申請內存

若是程序須要申請A、B、C三塊內存，須要的空間大小爲B>A>C，使用heap2的申請分配圖以下：

（申請A空間）

 

（申請B、C空間）

 

5.2.2 heap2回收內存

Heap2回收時將內存塊按照升序方式插入鏈表。假設剩餘的D空間大小等於A，程序分別釋放B、A、C內存，釋放後堆區以下：

（釋放B內存後）

 

（釋放A內存後）

 

（釋放C內存後）

內存鏈上的內存按照塊大小遞增，記錄塊信息的結構體隨着分配逐漸增長，永遠得不到釋放。一旦程序頻繁申請小塊內存，即便釋放後也沒法申請大內存塊。

 

5.3 分配方式 heap3

Heap3使用了庫中的malloc和free，此時堆區已經脫離freertos控制，configTOTAL_HEAP_SIZE成爲無效參數。沒有源碼，，，，先不作分析~

 

5.4 分配方式 heap4

Heap4中每一個內存塊都有對應結構體的記錄鏈表和塊大小，鏈表將空閒塊按照地址升序相連。Start結構體做爲索引獨立於堆區，end屬於堆區一部分，因此去除一個結構體的size纔是堆實際分配範圍。

（heap4初始化後的堆區）

 

5.4.1 heap4申請內存

每當申請出空閒塊後都會對應產生一個新的結構體，這些結構體會佔據一部分堆空間。申請內存塊A後堆區圖：

（申請A內存後）

 

再次申請B、C內存塊：

（申請B內存後）

 

（申請C內存後）

 

5.4.2 heap4 回收內存

heap4在回收內存時會嘗試將零散的內存塊進行合併，減小碎片。

假設在申請A、B、C以後，B內存使用完畢須要釋放掉，B塊的上下都沒有相鄰的空閒內存，因此只插入空閒鏈表就能夠完成釋放。如圖：

（釋放B後）

 

釋放A時，存在相鄰的B區，兩塊內存會進行拼接，B塊的結構體也被合併，如圖：綠色區是被回收的內存

（釋放A後）

 

回收C塊時，上下都存在空閒區，回收工做分爲兩個步驟進行：

（釋放C）

 

5.5 閱讀小結

相同點

除heap3外，都使用大數組做爲堆區進行分配，這看起來比較浪費，即便程序沒有申請任何空間，堆區佔據的內存在程序編譯前就已經肯定。

Heap2與heap4都須要爲記錄內存塊信息而消耗必定堆空間。

調用相同，統一使用pvPortMalloc和vPortFree，方便heap文件更換。

進行堆操做時都沒有屏蔽中斷，只是將調度器掛起。因此FreeRtos堆操做不能在中斷裏使用，若是必定要實現的話，線程中每個堆操做的地方如建立任務、信號量、隊列等~都要先屏蔽中斷，這會使FreeRtos調度器實時性降低。

 

區別

四種方式主要在分配方法上存在差別：

Heap1分配最爲簡單迅速，它適合只申請不釋放的工程。

Heap2進行頻繁申請釋放後會形成較多的碎片，適合只申請固定大小內存的工程。

Heap4像是Heap2的升級版，分配方式幾乎相同，在回收時添加了內存塊拼接以嘗試消除碎片。