FreeRTOS五种内存管理详解

freeRTOS五种内存管理详解

heap1

源码分析

void * pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{void * pvReturn = NULL; // 申请的内存地址static uint8_t * pucAlignedHeap = NULL; // 用于指向堆内存的起始地址#if ( portBYTE_ALIGNMENT != 1 ) // 如果对齐为1则不对齐，否则进入对齐操作{if( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) // 与操作后有数据则表示尚未对齐{/* 首先， xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK是收集结尾有几个字节未对齐。然后，计算距离下一个对齐（portBYTE_ALIGNMENT）还剩多少字节，给申请的（xWantedSize）补上。正常情况下，这个数字补齐后肯定大于xWantedSize，除非加上的字节让它溢出了。所以如果小于xWantedSize，则将其置为0*/if ( (xWantedSize + ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) )) > xWantedSize ){xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) );} else {xWantedSize = 0; // 当申请为0的时候后续最关键的内存分配会被跳过，内存返回为NULL}}}
#endifvTaskSuspendAll(); // 内存申请，涉及到对全局变量以及局部静态变量的操作，故进入临界区{if( pucAlignedHeap == NULL ){/* ( portPOINTER_SIZE_TYPE )是强转成指针对应的整数类型，以便后续计算。~( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) 的目的是为了向上对齐，也就是&后可以去除不对齐的部分。 由于去除不对其的部分可能会导致超出内存范围，所以加上portBYTE_ALIGNMENT留有一定空间用于向上对其。本质上是对ucHeap进行对齐操作。*/pucAlignedHeap = ( uint8_t * ) ( ( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) & ucHeap[ portBYTE_ALIGNMENT ] ) & ( ~( ( portPOINTER_SIZE_TYPE ) portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) );}/* 检查是否有足够空间用于分配 */if( ( xWantedSize > 0 ) && /* 有效空间 */( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) < configADJUSTED_HEAP_SIZE ) && /* 防止剩余内存不足 */( ( xNextFreeByte + xWantedSize ) > xNextFreeByte ) ) /* 防止溢出. */{pvReturn = pucAlignedHeap + xNextFreeByte; // pucAlignedHeap可以理解成ucHeap对齐后的地址，xNextFreeByte则是已申请的内存xNextFreeByte += xWantedSize;	// 统计被使用空间（名字好像取错了）}traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize ); // 用于跟踪调试的宏，未设置则为空}( void ) xTaskResumeAll(); // 退出临界区#if ( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ) // malloc失败的处理钩子函数{if( pvReturn == NULL ){extern void vApplicationMallocFailedHook( void );vApplicationMallocFailedHook();}}
#endifreturn pvReturn;
}

总结

作为最早期的内存管理，其实heap1做的事情很简单。首先，他的内存来源是全局静态数组。然后内存只能申请，并不能释放。因此，谈不上内存碎片等问题。在此之上，heap1加入了如下设计：

1. 线程安全：在申请内存的时候通过vTaskSuspendAll()和xTaskResumeAll()。暂停和恢复了任务的调度，让整体申请可以安全使用。
2. 内存对齐：主要分为两个对齐，前半部分对申请的内存大小进行了对齐，后半部分则对申请的起始内存地址进行了对齐。
3. traceMALLOC()宏用于跟踪内存申请
4. vApplicationMallocFailedHook()函数，用于内存申请失败回调

其实这也是同一系列heap有一些通用的特色设计
大致流程总结如下：

1. 申请的内存（xWantedSize）对齐
2. 内存起始地址（pucAlignedHeap）对齐（首次）
3. 返回内存起始地址+已申请的内存
4. 加上申请出的内存大小，更新已申请的内存

heap2

源码分析

void * pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{BlockLink_t * pxBlock, * pxPreviousBlock, * pxNewBlockLink;static BaseType_t xHeapHasBeenInitialised = pdFALSE;void * pvReturn = NULL;vTaskSuspendAll();{/* 如果第一次调用，则调用prvHeapInit()函数来初始化 */if( xHeapHasBeenInitialised == pdFALSE ){prvHeapInit();xHeapHasBeenInitialised = pdTRUE;}/** 首先，heapSTRUCT_SIZE指的是BlockLink_t结构体，它是一个保存内存块的单向链表。* 而heapSTRUCT_SIZE计算，实际上自带内存对齐*/if( ( xWantedSize > 0 ) && ( ( xWantedSize + heapSTRUCT_SIZE ) >  xWantedSize ) ) /* 判断剩余空间是否溢出 */{xWantedSize += heapSTRUCT_SIZE; // 将结构体的大小算入到申请的内存中去/* xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK是未对齐的部分，portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK )是算出需要补多少才能对齐xWantedSize + ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) )是对齐后的内存大小判断其>xWantedSize本质上就是判断是否溢出*/if( ( xWantedSize + ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) ) > xWantedSize ){xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) );configASSERT( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 ); // 确保真的是对齐的，以防万一吧}else{xWantedSize = 0;}	   }else {xWantedSize = 0; }// 判断申请内存大于0且剩余内存足够if( ( xWantedSize > 0 ) && ( xWantedSize <= xFreeBytesRemaining ) ){pxPreviousBlock = &xStart; // 上一个内存区块pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock; // 当前内存区块/* 区块按字节顺序存储 - 从起始（最小）区块开始遍历列表，直到找到足够大小的区块为止 */while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock != NULL ) ){pxPreviousBlock = pxBlock;pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;}/* 如果我们找到了结束标记，那么就没有找到足够大小的区块 */if( pxBlock != &xEnd ){/* 返回给用户内存使用的地址（需要跳过结构体头部分） */pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + heapSTRUCT_SIZE );/* 这里区块被使用，所以将它从空闲列表里剔除 */pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;/* 如果区块剩余够大，则分成两个部分，一个使用区块，一个空闲区块. */if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE ){/* 将区块分成两部分，计算下一个部分的地址 */pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxBlock ) + xWantedSize );/* 重新计算两个区域的大小 */pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize;pxBlock->xBlockSize = xWantedSize;/* 将空闲块插入到空闲队列里面 */prvInsertBlockIntoFreeList( ( pxNewBlockLink ) );}// 计算剩余内存xFreeBytesRemaining -= pxBlock->xBlockSize;}}traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize );}( void ) xTaskResumeAll();#if ( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ){if( pvReturn == NULL ){extern void vApplicationMallocFailedHook( void );vApplicationMallocFailedHook();}}#endifreturn pvReturn;
}

void vPortFree( void * pv )
{uint8_t * puc = ( uint8_t * ) pv;BlockLink_t * pxLink;if( pv != NULL ){/* 被释放的内存前面会有一个 BlockLink_t 结构，所以反推真实申请的内存起始地址 */puc -= heapSTRUCT_SIZE;/* 这种强行转换是为了防止某些编译器发出字节对齐警告。 */pxLink = ( void * ) puc;vTaskSuspendAll();{/* 将释放的内存添加到内存区域内 */prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) );xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize; // 内存添加到内存剩余中去traceFREE( pv, pxLink->xBlockSize );}( void ) xTaskResumeAll();}
}

总结

相对1而言，2最精彩的地方莫过于，通过数据结构来将内存进行管理，每个内存的头部分都用于结构体，结构体内的内存是按照由小到大的顺序排列，heapSTRUCT_SIZE之后的内存用来保存数据。这样的做法带来了一个好处（内存可以自由的申请释放）。同时也带来一个坏处，每次释放内存后，并没有进行相邻区域的合并，导致其内存会在多次申请和释放中不断的碎片化。
大致流程可以总结如下：

1. 初始化xStart， xEnd和pucAlignedHeap（首次）
2. 申请内存 （xWantedSize）加上结构体（heapSTRUCT_SIZE）并进行内存对齐
3. 遍历到空闲链表内满足且最小内存（空闲链表自身是由小到大）
4. 该内存块从空闲链表弹出，并返回出内存块+heapSTRUCT_SIZE的地址
5. 内存剩余空间大于heapMINIMUM_BLOCK_SIZE则将原先区块分成已用内存块和空闲内存块
6. 空闲内存块在插入到空闲链表中

heap3

源码分析

void * pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{void * pvReturn;vTaskSuspendAll();{pvReturn = malloc( xWantedSize ); // 申请内存traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize );}( void ) xTaskResumeAll();#if ( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ){if( pvReturn == NULL ){extern void vApplicationMallocFailedHook( void );vApplicationMallocFailedHook();}}#endifreturn pvReturn;
}

void vPortFree( void * pv )
{if( pv ){vTaskSuspendAll();{free( pv );traceFREE( pv, 0 );}( void ) xTaskResumeAll();}
}

总结

实际上这个基本上就是对malloc和free进行了线程保护，这个建立在某些sdk针对自己的内存分配有着自己的方法的前提下。我们只需要保护他们的申请和释放函数，没必要引入特别多的内存管理。

heap4

源码分析

static void prvInsertBlockIntoFreeList( BlockLink_t * pxBlockToInsert ) /* PRIVILEGED_FUNCTION */
{BlockLink_t * pxIterator;uint8_t * puc;/* 迭代列表，直到找到地址介于二者之间 */for( pxIterator = &xStart; pxIterator->pxNextFreeBlock < pxBlockToInsert; pxIterator = pxIterator->pxNextFreeBlock ){/* 这里不做任何事情，直到迭代后找到后，后续进行操作 */}/* 计算插入的数据块是否和上一个是连续的内存。* 如果是则合并（地址为上一个内存的地址，大小增加） * 本质上没有将pxBlockToInsert插入进链表，只是扩大了上一个内存的size*/puc = ( uint8_t * ) pxIterator;if( ( puc + pxIterator->xBlockSize ) == ( uint8_t * ) pxBlockToInsert ){pxIterator->xBlockSize += pxBlockToInsert->xBlockSize; // 直接将上个数据库扩大就完成了插入pxBlockToInsert = pxIterator; // 这里表示pxBlockToInsert已经和pxIterator一个意思了。用于后续判断}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER(); // 忽略，用于测试的宏}/* 插入的数据块和它下一个数据块是否是连续* 如果是则合并（当前内存地址不变，大小增加，当前的pxNextFreeBlock地址改为下一个pxNextFreeBlock） * 其实这里的做法， 是修改当前的pxBlockToInsert，然后替换下一个数据块（差一步pxIterator->pxNextFreeBlock的修改）*/puc = ( uint8_t * ) pxBlockToInsert;if( ( puc + pxBlockToInsert->xBlockSize ) == ( uint8_t * ) pxIterator->pxNextFreeBlock ){if( pxIterator->pxNextFreeBlock != pxEnd ){pxBlockToInsert->xBlockSize += pxIterator->pxNextFreeBlock->xBlockSize;pxBlockToInsert->pxNextFreeBlock = pxIterator->pxNextFreeBlock->pxNextFreeBlock; // 这里的意图是想替换pxIterator->pxNextFreeBlock}else{pxBlockToInsert->pxNextFreeBlock = pxEnd; // 如果到结尾了，则插入尾巴 tag1}}else{pxBlockToInsert->pxNextFreeBlock = pxIterator->pxNextFreeBlock; // 如果不是，则准备作为一个独立的块插入空闲块链表里 tag2}/* * 这里比较巧妙，当合并了前区块的时候，这里直接跳过* 如果和前面区块无关，和后面区块无关，则进入tag2，插入空闲块，最后，将pxBlockToInsert接入链表* 如果和前面区块无关，但是和后面区块相连，则修改pxBlockToInsert并且替换pxIterator->pxNextFreeBlock* 如果合并了前区块，但是和后面区块相连，将pxIterator的大小再扩大，无需将pxBlockToInsert接入链表* 如果和前面区块无关，但是已经到了pxEnd，则进入tag1，在pxEnd前插入*/if( pxIterator != pxBlockToInsert ){pxIterator->pxNextFreeBlock = pxBlockToInsert; // 接入空闲链表中}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER(); // 忽略，用于测试的宏}
}

void * pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
{BlockLink_t * pxBlock, * pxPreviousBlock, * pxNewBlockLink;void * pvReturn = NULL;vTaskSuspendAll();{/* 如果这是第一次调用 malloc，则堆需要初始化来设置空闲块列表。 */if( pxEnd == NULL ){prvHeapInit();}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}/* 取出最高位，最高位必须是0，因为后续需要用它作为标志位 */if( ( xWantedSize & xBlockAllocatedBit ) == 0 ){/* 这部分和heap2.c一样主要为了扩大申请内存，以便保存结构体* 其中，xHeapStructSize是对齐后的大小， 最终的xWantedSize还进行了一次对齐*/if( ( xWantedSize > 0 ) && ( ( xWantedSize + xHeapStructSize ) >  xWantedSize ) ) /* Overflow check */{xWantedSize += xHeapStructSize;/* 判断是否对齐 */if( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) != 0x00 ){/* 判断对齐后有无溢出 */if( ( xWantedSize + ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ) ) > xWantedSize ){xWantedSize += ( portBYTE_ALIGNMENT - ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) ); // 加上了xHeapStructSize后，进行一次对齐操作configASSERT( ( xWantedSize & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 );}else{xWantedSize = 0;}  }else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}} else {xWantedSize = 0;}// 判断申请内存大于0且剩余内存足够if( ( xWantedSize > 0 ) && ( xWantedSize <= xFreeBytesRemaining ) ){pxPreviousBlock = &xStart;pxBlock = xStart.pxNextFreeBlock;/* 开始遍历列表.（内存地址从小到大） */while( ( pxBlock->xBlockSize < xWantedSize ) && ( pxBlock->pxNextFreeBlock != NULL ) ){pxPreviousBlock = pxBlock;pxBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;}/*这里操作基本上和heap2.c差别不大*/if( pxBlock != pxEnd ){/* 返回给用户内存使用的地址（需要跳过结构体头部分） */pvReturn = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock ) + xHeapStructSize );/* 里区块被使用，所以将它从空闲列表里剔除 */pxPreviousBlock->pxNextFreeBlock = pxBlock->pxNextFreeBlock;/* 如果区块剩余够大，则分成两个部分，一个使用区块，一个空闲区块. */if( ( pxBlock->xBlockSize - xWantedSize ) > heapMINIMUM_BLOCK_SIZE ){/* This block is to be split into two.  Create a new* block following the number of bytes requested. The void* cast is used to prevent byte alignment warnings from the* compiler. */pxNewBlockLink = ( void * ) ( ( ( uint8_t * ) pxBlock ) + xWantedSize );configASSERT( ( ( ( size_t ) pxNewBlockLink ) & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 );/* 重新计算两个区域的大小 */pxNewBlockLink->xBlockSize = pxBlock->xBlockSize - xWantedSize;pxBlock->xBlockSize = xWantedSize;/* 将空闲块插入到空闲队列里面 */prvInsertBlockIntoFreeList( pxNewBlockLink );}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}xFreeBytesRemaining -= pxBlock->xBlockSize; // 计算总共剩余内存// 计算曾经出现过的最小剩余内存，这部分不一定是连续的，也许是分散的。指标用于反应系统内存压力if( xFreeBytesRemaining < xMinimumEverFreeBytesRemaining ){xMinimumEverFreeBytesRemaining = xFreeBytesRemaining;}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}/* 正在返回的程序块是由应用程序分配和拥有的，没有 "下一个 "程序块。 */pxBlock->xBlockSize |= xBlockAllocatedBit; // 最高位用作是否被初始化的标志，在free的时候即便被free了两遍也pxBlock->pxNextFreeBlock = NULL; // xNumberOfSuccessfulAllocations++;}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}traceMALLOC( pvReturn, xWantedSize );}( void ) xTaskResumeAll();#if ( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ){if( pvReturn == NULL ){extern void vApplicationMallocFailedHook( void );vApplicationMallocFailedHook();}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}}#endif /* if ( configUSE_MALLOC_FAILED_HOOK == 1 ) */configASSERT( ( ( ( size_t ) pvReturn ) & ( size_t ) portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) == 0 );return pvReturn;
}

void vPortFree( void * pv )
{uint8_t * puc = ( uint8_t * ) pv;BlockLink_t * pxLink;if( pv != NULL ){/* 被释放的内存前面将紧接着一个 BlockLink_t 结构 */puc -= xHeapStructSize;/* 这样做是为了防止编译器发出警告。 */pxLink = ( void * ) puc;/* 检查块是否已实际分配。 */configASSERT( ( pxLink->xBlockSize & xBlockAllocatedBit ) != 0 );configASSERT( pxLink->pxNextFreeBlock == NULL );if( ( pxLink->xBlockSize & xBlockAllocatedBit ) != 0 ){if( pxLink->pxNextFreeBlock == NULL ){/* 获取内存大小（去掉最高位） */pxLink->xBlockSize &= ~xBlockAllocatedBit;vTaskSuspendAll();{/* 将释放后的内存插入空闲链表中 */xFreeBytesRemaining += pxLink->xBlockSize;traceFREE( pv, pxLink->xBlockSize );prvInsertBlockIntoFreeList( ( ( BlockLink_t * ) pxLink ) );xNumberOfSuccessfulFrees++;}( void ) xTaskResumeAll();}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}}else{mtCOVERAGE_TEST_MARKER();}}
}

总结

heap2的prvInsertBlockIntoFreeList是一个宏。在最初的迭代查找中是查找它的大小，然后按照顺序放到空闲块链表里。而heap4的则是一个函数（相对复杂，故直接做成函数）。在最初迭代中，查找的是链表的地址，整体的合并设计的极为巧妙，寻找相邻的前后区块进行合并减少了内存碎片化。在pvPortMalloc的实现上，多了xBlockAllocatedBit， xNumberOfSuccessfulFrees，xNumberOfSuccessfulAllocations，xMinimumEverFreeBytesRemaining等功能。相当于在heap2的基础之上加入了相邻内存合并来解决内存碎片问题。

heap5

源码分析

void vPortDefineHeapRegions( const HeapRegion_t * const pxHeapRegions )
{BlockLink_t * pxFirstFreeBlockInRegion = NULL, * pxPreviousFreeBlock;size_t xAlignedHeap;size_t xTotalRegionSize, xTotalHeapSize = 0;BaseType_t xDefinedRegions = 0;size_t xAddress;const HeapRegion_t * pxHeapRegion;/* 只能执行一遍! */configASSERT( pxEnd == NULL );pxHeapRegion = &( pxHeapRegions[ xDefinedRegions ] );while( pxHeapRegion->xSizeInBytes > 0 ){xTotalRegionSize = pxHeapRegion->xSizeInBytes;/* 起始地址对齐. */xAddress = ( size_t ) pxHeapRegion->pucStartAddress;if( ( xAddress & portBYTE_ALIGNMENT_MASK ) != 0 ){// 先补，再舍xAddress += ( portBYTE_ALIGNMENT - 1 );xAddress &= ~portBYTE_ALIGNMENT_MASK;/* 调整地址对齐后的大小 */xTotalRegionSize -= xAddress - ( size_t ) pxHeapRegion->pucStartAddress;}xAlignedHeap = xAddress;/* 如果尚未设置 xStart，则设置 xStart */if( xDefinedRegions == 0 ){/* xStart 用于保存指向空闲块列表中第一个项目的指针。*/xStart.pxNextFreeBlock = ( BlockLink_t * ) xAlignedHeap;xStart.xBlockSize = ( size_t ) 0; // 起始位置大小始终为0}else{/* 只有当一个区域已被添加到堆中时，才会出现这里. */configASSERT( pxEnd != NULL );/* 校验块的起始地址递增。 */configASSERT( xAddress > ( size_t ) pxEnd );}/* 记住上一区域的结束标记位置（如果有）。 */pxPreviousFreeBlock = pxEnd;/* pxEnd 用于标记空闲区块列表的结束，并插入区域空间的末尾 */xAddress = xAlignedHeap + xTotalRegionSize; // 指针指到底xAddress -= xHeapStructSize; // 往前退一个xHeapStructSize大小用于存放结构体xAddress &= ~portBYTE_ALIGNMENT_MASK; // 地址对齐pxEnd = ( BlockLink_t * ) xAddress; // pxEnd->xBlockSize = 0; // xEnd大小始终是0pxEnd->pxNextFreeBlock = NULL; // xEnd下一个地址始终是NULL/* 首先，该区域有一个空闲块，其大小为整个堆区域减去空闲块结构占用的空间。 */pxFirstFreeBlockInRegion = ( BlockLink_t * ) xAlignedHeap; // 第一个内存块位置pxFirstFreeBlockInRegion->xBlockSize = xAddress - ( size_t ) pxFirstFreeBlockInRegion; // 结束的地址减去地址，得到长度pxFirstFreeBlockInRegion->pxNextFreeBlock = pxEnd; //下一个指向结束/* 如果这不是构成整个堆空间的第一个区域，则将前一个区域链接到这个区域。 */if( pxPreviousFreeBlock != NULL ){pxPreviousFreeBlock->pxNextFreeBlock = pxFirstFreeBlockInRegion;}xTotalHeapSize += pxFirstFreeBlockInRegion->xBlockSize; // 计算总共大小/* 移动到下一个结构体 */xDefinedRegions++;pxHeapRegion = &( pxHeapRegions[ xDefinedRegions ] );}xMinimumEverFreeBytesRemaining = xTotalHeapSize; // 记录曾经最小的空闲内存大小xFreeBytesRemaining = xTotalHeapSize; // 记录空闲内存大小/* 检测总共大小 */configASSERT( xTotalHeapSize );/* 计算出 size_t 变量中最高位的位置。（用于标志区块是否空闲） */xBlockAllocatedBit = ( ( size_t ) 1 ) << ( ( sizeof( size_t ) * heapBITS_PER_BYTE ) - 1 );
}

/** 使用说明:** vPortDefineHeapRegions() 必须在 pvPortMalloc() 之前调用.* 如果创建了任何任务对象（任务、队列、事件组等），pvPortMalloc() 将被调用。* 因此必须在定义任何其他对象之前调用 vPortDefineHeapRegions()。* * 数组使用 NULL 零大小区域定义终止，* 数组中定义的内存区域必须按照从低地址到高地址的地址顺序出现。 * 因此，下面是一个使用该函数的有效示例。** HeapRegion_t xHeapRegions[] =* {*  { ( uint8_t * ) 0x80000000UL, 0x10000 }, << 从地址 0x80000000 开始定义一个 0x10000 字节的数据块*  { ( uint8_t * ) 0x90000000UL, 0xa0000 }, << 定义从 0x90000000 地址开始的 0xa0000 字节块*  { NULL, 0 }                << 终止数组。* };** vPortDefineHeapRegions( xHeapRegions ); << 将数组传入 vPortDefineHeapRegions()。** 注意 0x80000000 地址较低，因此首先出现在数组中。**/

总结

heap5是基于heap4，对其prvHeapInit()进行了进一步的修改。在heap4中，使用的还是一段连续的内存。通过初次malloc，调用prvHeapInit()。在heap5中,在第一次prvHeapInit()之前，需要单独的使用vPortDefineHeapRegions()，但是可以通过参数一次性注册多块不连续的内存。在别的分析中，没有去阅读其初始的注释，它告诉我们需要以{NULL, 0}作为结尾。且不连续的内存需要由小到大的排列。

本文来自互联网用户投稿，该文观点仅代表作者本人，不代表本站立场。本站仅提供信息存储空间服务，不拥有所有权，不承担相关法律责任。如若转载，请注明出处：http://www.mzph.cn/news/136031.shtml

如若内容造成侵权/违法违规/事实不符，请联系多彩编程网进行投诉反馈email:809451989@qq.com，一经查实，立即删除！

相关文章

SpringBoot实现mysql与clickhouse多数据源

SpringBoot实现mysql与clickhouse多数据源

一、我们来实现一个mysql与clickhouse多数据源配置 二、数据源配置 # 指定服务名称 spring:application:name: demobigdatadatasource:driver-class-name: com.mysql.jdbc.Driverurl: jdbc:mysql://127.0.0.1:3306/db?createDatabaseIfNotExisttrue&useUnicodetrue&…
阅读更多...
2023云栖大会，Salesforce终敲开中国CRM市场

2023云栖大会，Salesforce终敲开中国CRM市场

2015年被视为中国CRM SaaS元年&#xff0c;众多CRM SaaS创业公司和厂商在Salesforce的榜样作用下涌入了CRM SaaS赛道。在全球市场&#xff0c;Salesforce是CRM SaaS领域的领导厂商&#xff0c;连续多年占据了全球CRM SaaS第一大厂商地位。然而&#xff0c;Salesforce作为业务类…
阅读更多...
leetcode刷题日记：100.Same Tree(相同的树)和101.Symmetric Tree（对称二叉树）

leetcode刷题日记：100.Same Tree(相同的树)和101.Symmetric Tree（对称二叉树）

100.Same Tree(相同的树) 题目给了我们两棵树要我们判断这两颗树是否相同&#xff0c;我首先想到的就是前序序列与中序序列可以唯一确定一棵树&#xff0c;如果我能分别确定这两棵树的前序序列与中序序列&#xff0c;然后再分别比较它们的前序序列与中序序列就能得到这两棵树是…
阅读更多...
WPF中ElementName与RelativeSource绑定的局限性以及对策

WPF中ElementName与RelativeSource绑定的局限性以及对策

完全来源于十月的寒流&#xff0c;感谢大佬讲解 <Window x:Class"Test_01.MainWindow"xmlns"http://schemas.microsoft.com/winfx/2006/xaml/presentation"xmlns:x"http://schemas.microsoft.com/winfx/2006/xaml"xmlns:d"http://schem…
阅读更多...
3D可视化字母出现频率_vtkLinearExtrusionFilter

3D可视化字母出现频率_vtkLinearExtrusionFilter

开发环境&#xff1a; Windows 11 家庭中文版Microsoft Visual Studio Community 2019VTK-9.3.0.rc0vtk-example参考代码目的&#xff1a;学习与总结 demo解决问题&#xff1a;统计输入文本中字母出现的频率&#xff0c;不区分大小写&#xff0c;使用3D可是化方式进行显示&…
阅读更多...
Figma转Sketch文件教程，超简单！

Figma转Sketch文件教程，超简单！

相信大家做设计的都多多少少听过一点Figma和Sktech&#xff0c;这2个设计软件是目前市场上很受欢迎的专业UI设计软件&#xff0c;在全球各地都有很多粉丝用户。但是相对来说&#xff0c;Figma与Sketch只支持iOS系统有所不同&#xff0c;Figma是一个在线设计软件&#xff0c;不限…
阅读更多...
【网络协议】聊聊HTTPDNS如何工作的

【网络协议】聊聊HTTPDNS如何工作的

传统 DNS 存在哪些问题&#xff1f; 域名缓存问题 我们知道CND会进行域名解析&#xff0c;但是由于本地会进行缓存对应的域名-ip地址&#xff0c;所以可能出现过期数据的情况。 域名转发问题 出口 NAT 问题 域名更新问题 解析延迟问题 因为在解析DNS的时候&#xff0c;需要进行…
阅读更多...
【单片机基础小知识-如何通过指针来读写寄存器】

【单片机基础小知识-如何通过指针来读写寄存器】

寄存器的本质就是内存&#xff0c;RAM&#xff0c;而指针是可以对内存进行操作的&#xff0c;因此可以通过指针来读写寄存器。 如何读取以下一片地址&#xff1a; 步骤1、首地址 结构体&#xff0c;它所占用的内存空间大小与它内部成员有关。 构造一个28字节的类型 type…
阅读更多...
JAVA深化篇_36—— Java网络编程中的常用类

JAVA深化篇_36—— Java网络编程中的常用类

Java网络编程中的常用类 Java为了跨平台&#xff0c;在网络应用通信时是不允许直接调用操作系统接口的&#xff0c;而是由java.net包来提供网络功能。下面我们来介绍几个java.net包中的常用的类。 InetAddress的使用 作用&#xff1a;封装计算机的IP地址和DNS&#xff08;没…
阅读更多...
常用设计模式——模板方法模式

常用设计模式——模板方法模式

什么是模板方法模式 模板方法模式&#xff1a;定义一个操作中的算法的骨架&#xff0c;而将一些步骤延迟到子类中。模板方法使得子类可以不改变一个算法的结构即可重定义该算法的某些特定步骤。 主要解决&#xff1a;一些方法通用&#xff0c;却要在每一个子类都重写这些方法…
阅读更多...
数据结构-单链表-力扣题

数据结构-单链表-力扣题

移除链表元素 题目链接&#xff1a;力扣&#xff08;LeetCode&#xff09; 思路&#xff1a;和前面学的单链表的中间删除数据一样&#xff0c;使要被删除节点的前一个节点指向下要被删除节点的下一个节点&#xff0c;然后把要被删除的节点free掉。 具体实现过程&#xff1a;先…
阅读更多...
0成本LLM微调上手项目，⚡️一步一步使用colab训练法律LLM，基于microsoft/phi-1_5，包含lora微调，全参微调

0成本LLM微调上手项目，⚡️一步一步使用colab训练法律LLM，基于microsoft/phi-1_5，包含lora微调，全参微调

项目地址 &#xff1a;https://github.com/billvsme/train_law_llm ✏️LLM微调上手项目 一步一步使用Colab训练法律LLM&#xff0c;基于microsoft/phi-1_5 。通过本项目你可以0成本手动了解微调LLM。 nameColabDatasets自我认知lora-SFT微调train_self_cognition.ipynbsel…
阅读更多...
Spring Boot自动配置原理、实战、手撕自动装配源码

Spring Boot自动配置原理、实战、手撕自动装配源码

Spring Boot自动配置原理 相比较于传统的 Spring 应用&#xff0c;搭建一个 SpringBoot 应用&#xff0c;我们只需要引入一个注解 SpringBootApplication&#xff0c;就可以成功运行。 前面四个不用说&#xff0c;是定义一个注解所必须的&#xff0c;关键就在于后面三个注解&a…
阅读更多...
YOLOv8教程系列：五、关闭数据增强

YOLOv8教程系列：五、关闭数据增强

YOLOv8教程系列&#xff1a;五、关闭数据增强 在一些特殊情况下&#xff0c;特别是在计算机视觉任务中&#xff0c;如目标检测&#xff0c;图像的颜色扰动可能会对算法的性能和稳定性产生重要影响。在这些情况下&#xff0c;我们可能需要采取一些措施来关闭部分或全部的数据增…
阅读更多...
JAVA IDEA 下载

JAVA IDEA 下载

超简单步骤一&#xff1a; IntelliJ IDEA 官方下载链接 点击以上链接进入下图&#xff0c;点击下载 继续点下载&#xff0c;然后等待下载完后打开安装包即可 步骤二&#xff1a; 打开下好的安装包&#xff0c;点击Browse...我们把它下载到自己喜欢的地方&#xff08;主要是别占…
阅读更多...
Logback从添加依赖，到配置给中打印级别，archive相关信息配置，在项目中的常见的用法，一个完整的过程

Logback从添加依赖，到配置给中打印级别，archive相关信息配置，在项目中的常见的用法，一个完整的过程

添加Logback依赖&#xff1a; 在您的Maven或Gradle项目中&#xff0c;添加Logback依赖。例如&#xff0c;在Maven中&#xff0c;可以将以下依赖添加到pom.xml文件中&#xff1a; <dependency><groupId>ch.qos.logback</groupId><artifactId>logback-c…
阅读更多...
NOIP2023模拟13联测34 competition

NOIP2023模拟13联测34 competition

题目大意 给定一个有 n n n个选手的团队去参加比赛&#xff0c;比赛有 m m m道题&#xff0c;每个选手可以 100 % 100\% 100%将第 l i ∼ r i l_i \sim r_i li​∼ri​道题做出来。 比赛时&#xff0c;团队会随机派出编号连续的人去做题&#xff0c;得分为做出来题目的总数。…
阅读更多...
多语言翻译软件 Mate Translate mac中文版特色功能

多语言翻译软件 Mate Translate mac中文版特色功能

Mate Translate for Mac是一款多语言翻译软件&#xff0c;Mate Translate mac可以帮你翻译超过100种语言的单词和短语&#xff0c;使用文本到语音转换&#xff0c;并浏览历史上已经完成的翻译。你还可以使用Control S在弹出窗口中快速交换语言。 Mate Translate Mac版特色功能…
阅读更多...
C++指针访问数组 函数中用指针传参

C++指针访问数组 函数中用指针传参

用指针访问数组 在函数中用指针传参
阅读更多...
Centos批量删除系统重复进程

Centos批量删除系统重复进程

原创作者&#xff1a;运维工程师 谢晋 Centos批量删除系统重复进程 客户一台CENTOS 7系统负载高&#xff0c;top查看有很多sh的进程&#xff0c;输入命令top -c查看可以看到对应的进程命令是/bin/bash     经分析后发现是因为该脚本执行时间太长&#xff0c;导致后续执…
阅读更多...
最新文章

Copyright @ 2022~2023