FreeRTOS 动态内存管理

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本章节为大家讲解 FreeRTOS 动态内存管理，动态内存管理是 FreeRTOS 非常重要的一项功能，前面
章节讲解的任务创建、 信号量、 消息队列、 事件标志组、 互斥信号量、 软件定时器组等需要的 RAM 空间
都是通过动态内存管理从 FreeRTOSConfig.h 文件定义的 heap 空间中申请的。
动态内存管理介绍
FreeRTOS 支持 5 种动态内存管理方案，分别通过文件 heap_1，heap_2，heap_3，heap_4 和 heap_5
实现，这 5 个文件在 FreeRTOS 软件包中的路径是：FreeRTOS\Source\portable\MemMang。 用户创
建的 FreeRTOS 工程项目仅需要 5 种方式中的一种。
下面将这 5 种动态内存管理方式分别进行讲解。

动态内存管理方式一 heap_1
heap_1 动态内存管理方式是五种动态内存管理方式中最简单的，这种方式的动态内存管理一旦申请
了相应内存后，是不允许被释放的。 尽管如此，这种方式的动态内存管理还是满足大部分嵌入式应用的，
因为这种嵌入式应用在系统启动阶段就完成了任务创建、 事件标志组、 信号量、 消息队列等资源的创建，
而且这些资源是整个嵌入式应用过程中一直要使用的，所以也就不需要删除，即释放内存。 FreeRTOS 的
动态内存大小在 FreeRTOSConfig.h 文件中进行了定义：
#define configTOTAL_HEAP_SIZE ( ( size_t ) ( 17 * 1024 ) ) //单位字节
用户通过函数 xPortGetFreeHeapSize 就能获得 FreeRTOS 动态内存的剩余，进而可以根据剩余情况优化
动态内存的大小。 heap_1 方式的动态内存管理有以下特点：
 项目应用不需要删除任务、 信号量、 消息队列等已经创建的资源。
 具有时间确定性，即申请动态内存的时间是固定的并且不会产生内存碎片。
 确切的说这是一种静态内存分配，因为申请的内存是不允许被释放掉的。
动态内存管理方式二 heap_2
与 heap_1 动态内存管理方式不同，heap_2 动态内存管理利用了最适应算法，并且支持内存释放。
但是 heap_2 不支持内存碎片整理，动态内存管理方式四 heap_4 支持内存碎片整理。 FreeRTOS 的动态
内存大小在 FreeRTOSConfig.h 文件中进行了定义：
#define configTOTAL_HEAP_SIZE ( ( size_t ) ( 17 * 1024 ) ) //单位字节
用户通过函数 xPortGetFreeHeapSize 就能获得 FreeRTOS 动态内存的剩余，但是不提供动态内存是
如何被分配成各个小内存块的信息。 另外，就是用户可以根据剩余情况优化动态内存的大小。 heap_2 方
式的动态内存管理有以下特点：
 不考虑内存碎片的情况下，这种方式支持重复的任务、 信号量、 事件标志组、 软件定时器等内部资源
的创建和删除。
 如果用户申请和释放的动态内存大小是随机的，不建议采用这种动态内存管理方式，比如：
 项目应用中需要重复的创建和删除任务，如果每次创建需要动态内存大小相同，那么 heap_2 比
较适合，但每次创建需要动态内存大小不同，那么方式 heap_2 就不合适了，因为容易产生内存
碎片，内存碎片过多的话会导致无法申请出一个大的内存块出来，这种情况使用 heap_4 比较合
适。
 项目应用中需要重复的创建和删除消息队列，也会出现类似上面的情况，这种情况下使用 heap_4
比较合适。
 直接的调用函数 pvPortMalloc() 和 vPortFree()也容易出现内存碎片。 如果用户按一定顺序成
对的申请和释放，基本没有内存碎片的，而不按顺序的随机申请和释放容易产生内存碎片。
 如果用户随机的创建和删除任务、 消息队列、 事件标志组、 信号量等内部资源也容易出现内存碎片。
 heap_2 方式实现的动态内存申请不具有时间确定性，但是比 C 库中的 malloc 函数效率要高。
大部分需要动态内存申请和释放的小型实时系统项目可以使用 heap_2。 如果需要内存碎片的回收机
制可以使用 heap_4。
动态内存管理方式三 heap_3
这种方式实现的动态内存管理是对编译器提供的 malloc 和 free 函数进行了封装，保证是线程安全的。
heap_3 方式的动态内存管理有以下特点：
 需要编译器提供 malloc 和 free 函数。
 不具有时间确定性，即申请动态内存的时间不是固定的。
 增加 RTOS 内核的代码量。
另外要特别注意一点，这种方式的动态内存申请和释放不是用的 FreeRTOSConfig.h 文件中定义的
heap空间大小，而是用的编译器设置的heap空间大小或者说STM32启动代码中设置的heap空间大小，
比如 MDK 版本的 STM32F103 工程中 heap 大小就是在这里进行的定义：

动态内存管理方式四 heap_4
与 heap_2 动态内存管理方式不同，heap_4 动态内存管理利用了最适应算法，且支持内存碎片的回
收并将其整理为一个大的内存块。 FreeRTOS 的动态内存大小在 FreeRTOSConfig.h 文件中进行了定义：
#define configTOTAL_HEAP_SIZE ( ( size_t ) ( 17 * 1024 ) ) //单位字节
heap_4 同时支持将动态内存设置在指定的 RAM 空间位置。
用户通过函数 xPortGetFreeHeapSize 就能获得 FreeRTOS 动态内存的剩余，但是不提供动态内存是
如何被分配成各个小内存块的信息。 使用函数 xPortGetMinimumEverFreeHeapSize 能够获取从系统启
动到当前时刻的动态内存最小剩余，从而用户就可以根据剩余情况优化动态内存的大小。 heap_4 方式的
动态内存管理有以下特点：
 可以用于需要重复的创建和删任务、 信号量、 事件标志组、 软件定时器等内部资源的场合。
 随机的调用 pvPortMalloc() 和 vPortFree()，且每次申请的大小都不同，也不会像 heap_2 那样产
生很多的内存碎片。
 不具有时间确定性，即申请动态内存的时间不是确定的，但是比 C 库中的 malloc 函数要高效。
heap_4 比较实用，本教程配套的所有例子都是用的这种方式的动态内存管理，用户的代码也可以直
接调用函数 pvPortMalloc() 和 vPortFree()进行动态内存的申请和释放。
动态内存管理方式五 heap_5
有时候我们希望 FreeRTOSConfig.h 文件中定义的 heap 空间可以采用不连续的内存区，比如我们希
望可以将其定义在内部 SRAM 一部分，外部 SRAM 一部分，此时我们就可以采用 heap_5 动态内存管理
方式。另外，heap_5 动态内存管理是在 heap_4 的基础上实现的。
heap_5 动态内存管理是通过函数 vPortDefineHeapRegions 进行初始化的，也就是说用户在创建任
务 FreeRTOS 的内部资源前要优先级调用这个函数 vPortDefineHeapRegions，否则是无法通过函数
pvPortMalloc 申请到动态内存的。
函数 vPortDefineHeapRegions 定义不同段的内存空间采用了下面这种结构体：

定义的时候要注意两个问题，一个是内存段结束时要定义 NULL。另一个是内存段的地址是从低地址到高
地址排列。
用户通过函数 xPortGetFreeHeapSize 就能获得 FreeRTOS 动态内存的剩余，但是不提供动态内存是
如何被分配成各个小内存块的信息。 使用函数 xPortGetMinimumEverFreeHeapSize 能够获取从系统启
动到当前时刻的动态内存最小剩余，从而用户就可以根据剩余情况优化动态内存的大小。

五种动态内存方式总结
五种动态内存管理方式简单总结如下，实际项目中，用户根据需要选择合适的：
 heap_1：五种方式里面最简单的，但是申请的内存不允许释放。
 heap_2：支持动态内存的申请和释放，但是不支持内存碎片的处理，并将其合并成一个大的内存块。
 heap_3：将编译器自带的 malloc 和 free 函数进行简单的封装，以支持线程安全，即支持多任务调
用。
 heap_4：支持动态内存的申请和释放，支持内存碎片处理，支持将动态内存设置在个固定的地址。
 heap_5：在 heap_4 的基础上支持将动态内存设置在不连续的区域上。

动态内存和静态内存比较
静态内存方式是从 FreeRTOS 的 V9.0.0 版本才开始有的，而我们本次教程使用的版本是 V8.2.3。所
以静态内存方式我们暂时不做讲解，等 FreeRTOS 教程版本升级时再做讲解。 关于静态内存方式和动态内
存方式的优缺点可以看官方的此贴说明：点击查看
（制作此教程的时候，官方的 FreeRTOS V9.0.0 正式版本还没有发布，所以采用的是当前最新的 V8.2.3）
动态内存 API 函数
动态内存的 API 函数在官方的在线版手册上面没有列出，其实使用也比较简单，类似 C 库的 malloc
和 free 函数，具体使用参看下面的实例说明。
实验练兵场：

 声明一个结构类型：

typedef struct Msg
{
    uint8_t  ucMessageID;
    uint16_t usData[2];
    uint32_t ulData[2];
}MSG_T;

消息队列发送任务：

static void vTaskWork(void *pvParameters)
{
        MSG_T *ptMsg;
    uint8_t ucCount = 0;


    while(1)
    {
        if (key1_flag==1)
        {
            key1_flag=0;
        
        }
        /* K2键按下，向xQueue1发送数据 */
        if(key2_flag==1)
        {
                    key2_flag=0;
                    printf("=================================================\r\n");
                    printf("当前动态内存大小 = %d\r\n", xPortGetFreeHeapSize());
                    ptMsg = (MSG_T  *)pvPortMalloc(sizeof(MSG_T));
           　　　　  // ptMsg = (MSG_T  *)pvPortMalloc(32);
                    printf("申请动态内存后剩余大小 = %d\r\n", xPortGetFreeHeapSize());
                
                    ptMsg->ucMessageID = ucCount++; 
                    ptMsg->ulData[0] = ucCount++;
                    ptMsg->usData[0] = ucCount++;
                
                    /* 使用消息队列实现指针变量的传递 */
                    if(xQueueSend(xQueue1,                  /* 消息队列句柄 */
                                 (void *) &ptMsg,           /* 发送结构体指针变量ptMsg的地址 */
                                 (TickType_t)10) != pdPASS )
                    {
                        /* 发送失败，即使等待了10个时钟节拍 */
                        printf("K2键按下，向xQueue2发送数据失败，即使等待了10个时钟节拍\r\n");
                        vPortFree(ptMsg);
                        printf("释放申请的动态内存后大小 = %d\r\n", xPortGetFreeHeapSize());
                    }
                    else
                    {
                        /* 发送成功 */
                        printf("K2键按下，向xQueue2发送数据成功\r\n");
                        /* 由于是低优先级任务向高优先级任务发送消息队列，如果成功的话说明高优先级任务已经执行。
                           并获得了消息队列中的数据，所以我们可以在此处释放动态内存，不会出现高优先级任务还没有
                           获得消息队列数据，我们就将动态内存释放掉了。
                        */                        
                        vPortFree(ptMsg);
                        printf("释放申请的动态内存后大小 = %d\r\n", xPortGetFreeHeapSize());                        
                    }
                //    TIM_Mode_Config();
            
            
        }
    
        vTaskDelay(200);
    }
}

接收任务：

void vTaskBeep(void *pvParameters)
{
    MSG_T *ptMsg;
    BaseType_t xResult;
    const TickType_t xMaxBlockTime = pdMS_TO_TICKS(500); /* 设置最大等待时间为500ms */
    
    while(1)
    {
            xResult = xQueueReceive(xQueue1,                   /* 消息队列句柄 */
                                                            (void *)&ptMsg,             /* 这里获取的是结构体的地址 */
                                                            (TickType_t)xMaxBlockTime);/* 设置阻塞时间 */
            
            
            if(xResult == pdPASS)
            {
                /* 成功接收，并通过串口将数据打印出来 */
                printf("接收到消息队列数据ptMsg->ucMessageID = %d\r\n", ptMsg->ucMessageID);
                printf("接收到消息队列数据ptMsg->ulData[0] = %d\r\n", ptMsg->ulData[0]);
                printf("接收到消息队列数据ptMsg->usData[0] = %d\r\n", ptMsg->usData[0]);
            }
            else
            {
                    /* 超时 */
                    BEEP_TOGGLE;
            }
    }                    
}

实验现象展示：

那么问题就来了：

typedef struct Msg
{
　　uint8_t ucMessageID;
　　uint16_t usData[2];
　　uint32_t ulData[2];
}MSG_T;

这个结构体类型无论是在4字节对齐还是8字节对齐的编译器上，输出都是16字节。keil默认4字节对齐。

申请之前，显示：当前动态内存大小 = 23480

申请之后，显示：申请动态内存后剩余大小 = 23456

奇怪了，怎么会减少了24个字节呢？明明只申请了16字节啊。

heap_4文件也就是我们所有实验使用的堆内存文件，它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一样，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），如下图所示。
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同是：第四种内存管理策略的空闲块链表不是以内存块大小为存储顺序，而是以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作的改变。

整个有效空间组成唯一一个空闲块，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。由于目前只有一个空闲块，所以空闲块的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，实际上不仅需要分配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。当然，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。

这个扩展怎么理解呢？我们的keil默认是4字节对齐的，那么内存地址开始处，其值一定要能被4整除，例如一个地址现在是0x01，那么我们存放一个int四字节的变量，并不能从地址0x01处开始，而必须地址扩展到0x04，这样才可以整除4.这个在C语言中已经做过分析。有了这个之后，我们看源码知道，还需要把BlockLink_t类型的结构放在我们申请的内存开始处，这就证明了，我们的消耗的堆内存，是等于字节对齐要求之后，BlockLink_t类型结构占用的字节  +   申请的字节数。

BlockLink_t类型结构的元素，第一个是个指针，在keil编译器中，一个指针4个字节，第二个是个size_t类型的元素，siez_t在我们使用的环境下，是unsigned int的别名，也是占用4个字节，这样，相当于我们实际消耗的堆内存，是申请的内存经过字节对齐之后，再加上8个字节的大小的。

现在举例说明：

 现在我把申请ptMsg = (MSG_T  *)pvPortMalloc(sizeof(MSG_T));换成：

ptMsg = (MSG_T  *)pvPortMalloc(30);

输出如下：

不是说申请内存加8字节码？这里为什么还差2字节，申请前23480，申请后23440.注意，我前面说的是内存对齐之后，再加上8字节，我申请30字节的内存，会被扩展成32字节，这样才能满足四字节对齐的要求。

我们再测试，把申请的内存换成ptMsg = (MSG_T  *)pvPortMalloc(32);这样的输出，必然和上面一样：