【原创】xenomai内核解析--实时内存管理--xnheap
本文分析的enomai系统中的内存池(xnheap)管理机制。
xenomai内存池管理
通常，操作系统的内存管理，内存分配算法一定要快，否则会影响应用程序的运行效率，其次是内存利用率要高。
但对于硬实时操作系统，首先要保证实时性，即确定性，不同内存大小的分配释放时间必须是时间确定的。
无论linux还是xenomai，内核在服务或管理应用程序过程中经常需要内存分配，通常linux内存的分配与释放都是时间不确定的，例如，惰性分配导致的缺页异常、页面换出和OOM会导致大且不可预测的延迟，不适用于受严格时间限制的实时应用程序。
xenomai作为硬实时内核，不能使用linux这样的内存分配释放接口，为此xenomai采取的措施是：
- 在内核态，在xenomai内核初始化时，先调用
__vmalloc()从linux管理的ZONE_NORMAL中分配 一片内存,然后由xenomai自己来管理这片内存，且xenomai提供的内存分配释放时间确定的，这样就不会因为内存的分配释放影响实时性（该内存管理代码量非常少，有效代码数3百行左右，实现精巧，值得研究利用）。 - 在用户态，glibc的内存管理不具有时间确定性，RT应用只能在程序初始化时分配并访问（避免运行中产生pagefault)，运行中不能使用，否则会严重影响实时性。为此xenomai实时应用库libcobalt为RT应用实现了时间确定的内存动态分配释放heap，供实时任务运行中分配内存，使用方法参见Heap management services，其内存管理分配释放算法与内核里的差不多，不在赘述，下面开始。
下面代码基于 xenomai-3.0.8。xenomai 3.1开始有所不同详见文末。
1.xnheap
xenomai管理的内存池称为xnheap，内存池大小预先配置，如xenomai的系统内存池cobalt_heap，负责内核大多内核数据分配，其大小为sysheap_size_arg* 1024 Byte（sysheap_size_arg KB），sysheap_size_arg可在内核配置时设置，或者通过内核参数xenomai.sysheap_size=<kbytes>配置。xenomai内核中这样管理的内存池不止一个，其他的make menuconfig配置如下。
[*] Xenomai/cobalt --->
Sizes and static limits --->
(512) Number of registry slots
(4096) Size of system heap (Kb)
(512) Size of private heap (Kb)
(512) Size of shared heap (Kb)
简单介绍一下配置项中的几个内存池的用途：
(512) Number of registry slots，xenomai内核运行中内核资源对象存储槽的大小，用于分配系统使用资源的最大大小，如信号(signal)、互斥对象(mutex)、信号量等.(4096) Size of system heap (Kb)系统内存池，用于cobalt内核工作过程中动态内存分配，内核中很多任务共享的内存会从该区域分配,例如XDDP通讯时数据缓冲区默认从该区域分配。(512) Size of private heap (Kb)每个Cobalt任务私有的内存池，在实时任务创建时，从linux分配内存并初始化，位于Cobalt任务调度实体cobalt_process中,当实时任务内核上下文需要分配内存时，就会从该区域中获取，XDDP 通讯中可选从该内存区分配缓冲区。
本节以xenomai的系统内存池cobalt_heap为例来了解xenomai内存池管理。cobalt_heap在xenomai内核初始化过程中初始化，先调用__vmalloc()从linux管理的ZONE_NORMAL中分配，然后在调用xnheap_init()初始化。
static int __init xenomai_init(void)
{
......
ret = sys_init();
......
return ret;
}
static __init int sys_init(void)
{
void *heapaddr;
int ret, cpu;
heapaddr = xnheap_vmalloc(sysheap_size_arg * 1024);/*256 * 1024*/
if (heapaddr == NULL ||
xnheap_init(&cobalt_heap, heapaddr, sysheap_size_arg * 1024)) {/*初始heap*/
return -ENOMEM;
}
xnheap_set_name(&cobalt_heap, "system heap");/*set heap name */
....
return 0;
}
xenomai要求管理的内存大小必须是PAGE_SIZE的倍数，且至少有2页，其最大值在xenomai3.0.8版本里为2GB(1<<31),其他版本可能有所改变。以sysheap_size_arg默认值256为例，即cobalt_heap大小256KB。
每个内存池分配一个对象xnheap来管理，xnheap结构如下。
struct xnpagemap {
/** PFREE, PCONT, PLIST or log2 */
u32 type : 8;
/** Number of active blocks */
u32 bcount : 24;
};
struct xnheap {
/** SMP lock */
DECLARE_XNLOCK(lock);
/** Base address of the page array */
caddr_t membase;
/** Memory limit of page array */
caddr_t memlim;
/** Number of pages in the freelist */
int npages;
/** Head of the free page list */
caddr_t freelist;
/** Address of the page map */
struct xnpagemap *pagemap;
/** Link to heapq */
struct list_head next;
/** log2 bucket list */
struct xnbucket {
caddr_t freelist;
int fcount;
} buckets[XNHEAP_NBUCKETS];
char name[XNOBJECT_NAME_LEN];
/** Size of storage area */
u32 size;
/** Used/busy storage size */
u32 used;
};
其中，size标志该内存池的总大小，used标志已分配使用大小，npages表示该内存有多少页，membase管理的内存基地址,memlim记录内存结束地址.
2. xnpagemap
struct xnpagemap {
/** PFREE, PCONT, PLIST or log2 */
u32 type : 8;
/** Number of active blocks */
u32 bcount : 24;
};
pagemap管理着每一页，有多少页就需要多少项,pagemap.type表示该页面的类型，pagemap.bcount表示页面被分成这类大小的数量，小于1页分配才会将空闲页n分割成多块，才需要pagemap[n]来记录,pagemap通常管理着小于PAGE_SIZE的分配。pagemap.type有如下几类：
-
XNHEAP_PFREE(0) 表示该页面空闲
-
XNHEAP_PCONT(1)该页为上一页的续，当分配的内存大于1页时，除首页之外的页用该标识。
-
XNHEAP_PLIST(2) 表示该页是块的开始（每次请求分配的内存称为一个块）
-
记录确切的子块大小(\(log_2size\))，值为3-20，（页按size大小分割成许多子块）；
3. xnbucket
struct xnbucket {
caddr_t freelist;
int fcount;
} buckets[XNHEAP_NBUCKETS];
buckets[XNHEAP_NBUCKETS]记录着整个xnheap不同大小的分配，因为bucket管理的内存分配单元大小最小为8Byte，所以数组下标是\(log_2size -3\)，bucket[n]管理着分配单元（块）大小为\(2^{n+3}\)Byte的内存池，freelist指向该bucket内第一个空闲块，fcount标识该bucket可剩余空闲块数。
例如请求分配的大小为64Byte，\(log_264 -3 = 3\)，则buckets[3]记录着请求大小64Byte的分配，如果buckets[3].freelist不为NULL，则buckets[3].freelist就是本次请求的内存首地址。
并不是任何大小的分配都由buckets[]管理。当请求大小超过两个页时，不再使用bucket，从空闲页列表直接分配页面会更节省空间。XNHEAP_NBUCKETS=21，表示最大管理8MB(\(2^{20+3}\))分配信息，普通分页模式下，页大小为4KB，只用到buckets[0-10]，大页(hupage)模式(页大小为2MB)下才会使用到buckets[11-20]，以下分析默认页大小为4KB。
buckets与pagemap区别是管理的对象不同，buckets[n]管理大小\(2^{n+3}\)Byte的内存池的分配。而pagemap[n]记录整个块内存第n页内的使用信息。
4. xnheap初始化
当分配到一片内存作为xnheap后，首先调用xnheap_init()对该片内存初始化。
int xnheap_init(struct xnheap *heap, void *membase, u32 size)
{
spl_t s;
secondary_mode_only();
heap->size = size;
heap->membase = membase;
heap->npages = size / XNHEAP_PAGESZ;
if (heap->npages < 2)
return -EINVAL;
heap->pagemap = kmalloc(sizeof(struct xnpagemap) * heap->npages,
GFP_KERNEL);/*map 大小：每页需要一个struct xnpagemap*/
if (heap->pagemap == NULL)
return -ENOMEM;
xnlock_init(&heap->lock);
init_freelist(heap);
/* Default name, override with xnheap_set_name() */
ksformat(heap->name, sizeof(heap->name), "(%p)", heap);
.....
return 0;
}
计算该内存总页数npages，然后为每页分配一个xnpagemap对象，npages页需要分配npages个xnpagemap，然后调用init_freelist()初始化freelist。
static void init_freelist(struct xnheap *heap)
{
caddr_t freepage;
int n, lastpgnum;
heap->used = 0;
memset(heap->buckets, 0, sizeof(heap->buckets));
lastpgnum = heap->npages - 1;
for (n = 0, freepage = heap->membase;
n < lastpgnum; n++, freepage += XNHEAP_PAGESZ) {
*((caddr_t *)freepage) = freepage + XNHEAP_PAGESZ;
heap->pagemap[n].type = XNHEAP_PFREE;
heap->pagemap[n].bcount = 0;
}
*((caddr_t *) freepage) = NULL;
heap->pagemap[lastpgnum].type = XNHEAP_PFREE;
heap->pagemap[lastpgnum].bcount = 0;
heap->memlim = freepage + XNHEAP_PAGESZ;
/* The first page starts the free list. */
heap->freelist = heap->membase;/*free list*/
}
先初始化pagemap[],每页记录为未使用(XNHEAP_PFREE)
设置xnheap的结束地址memlim，并将freelist指向第一个空闲页，然后从第一页开始，前一页保存着后一页起始地址。这样做不仅将空闲页连起来，方便分配时索引，而且通过内存赋值操作，如果该内存页未映射，会触发内核缺页异常，让linux将未映射到物理内存的页面映射到物理内存，这样后续xenomai使用过程中就不会再产生缺页中断，避免影响xenomai实时性。初始化后如下图所示
5. 内存块分配
xenomai内存堆初始化完后，下面通过分配与释放来分析分配释放过程，例如向内存池Cobalt_heap()分别分配1Byte、50Byte、1000Byte、5000Byte、10000Byte数据，然后依次释放。
/*向hobalt_heap分配1字节空间*/
ptrt_1 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1);
/*向hobalt_heap分配50字节空间*/
ptr_50 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 50);
/*连续向hobalt_heap分配1000字节空间5次*/
ptr_1000 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_1 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_2 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_3 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_4 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
/*向hobalt_heap分配5000字节空间*/
ptr_5000 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 5000);
/*向hobalt_heap分配10000字节空间*/
ptr_10000 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 10000);
5.1 小内存分配流程(<= 2*PAGE_ZISE)
1.分配1Byte
首先来看分配1Byte。
/*include\cobalt\kernel\heap.h*/
#define XNHEAP_PAGESZ PAGE_SIZE
#define XNHEAP_MINLOG2 3
#define XNHEAP_MAXLOG2 22 /* Holds pagemap.bcount blocks */
#define XNHEAP_MINALLOCSZ (1 << XNHEAP_MINLOG2)
#define XNHEAP_MINALIGNSZ (1 << 4) /* i.e. 16 bytes */
#define XNHEAP_NBUCKETS (XNHEAP_MAXLOG2 - XNHEAP_MINLOG2 + 2)
#define XNHEAP_MAXHEAPSZ (1 << 31) /* i.e. 2Gb */
void *xnheap_alloc(struct xnheap *heap, u32 size)
{
u32 pagenum, bsize;
int log2size, ilog;
caddr_t block;
spl_t s;
.....
/*
* Sizes lower or equal to the page size are rounded either to
* the minimum allocation size if lower than this value, or to
* the minimum alignment size if greater or equal to this
* value.
*/
if (size > XNHEAP_PAGESZ)
size = ALIGN(size, XNHEAP_PAGESZ);/*XNHEAP_PAGESZ = */
else if (size <= XNHEAP_MINALIGNSZ)
size = ALIGN(size, XNHEAP_MINALLOCSZ);
else
size = ALIGN(size, XNHEAP_MINALIGNSZ);
......
}
首先根据大小size来向最小分配或最大分配对齐，xenomai分配类型分为3类，对于大于XNHEAP_PAGESZ的向上与XNHEAP_PAGESZ对齐；对于小于8Byte的，向上与8Byte对齐；对于大于8Byte，向上与16Byte对齐；这样是为了与bucket一一对应。
例如分配5000Byte，最终分配到的空间大小为8192 Byte（以PAGE_SIZE为4KB计算），要分配1Byte空间，将会得到8Byte的空间，分配50Byte空间得到64Byte空间。
我们请求分配1Byte的内存，对齐后size为8 Byte，buckets[XNHEAP_NBUCKETS]只管理请求大小小于2*PAGE_SZIE的分配池。 当请求的大小大于页大小的2倍时，从空闲页列表直接分配页面会更节省空间。8Byte小于2*PAGE_SZIE，下面看bucket具体的分配流程。
if (likely(size <= XNHEAP_PAGESZ * 2)) { /*小于等于2PAGE_SIZE的从空闲链表中分配*/
/*
* Find the first power of two greater or equal to the
* rounded size.
*/
bsize = size < XNHEAP_MINALLOCSZ ? XNHEAP_MINALLOCSZ : size;
log2size = order_base_2(bsize);
bsize = 1 << log2size;
ilog = log2size - XNHEAP_MINLOG2;
xnlock_get_irqsave(&heap->lock, s);
block = heap->buckets[ilog].freelist;
if (block == NULL) {
block = get_free_range(heap, bsize, log2size);
if (block == NULL)
goto out;
if (bsize <= XNHEAP_PAGESZ)
heap->buckets[ilog].fcount += (XNHEAP_PAGESZ >> log2size) - 1;
} else {
if (bsize <= XNHEAP_PAGESZ)
--heap->buckets[ilog].fcount;
pagenum = ((caddr_t)block - heap->membase) / XNHEAP_PAGESZ;
++heap->pagemap[pagenum].bcount;
}
heap->buckets[ilog].freelist = *((caddr_t *)block);
heap->used += bsize;
} else {
.....
}
第一步先对size求\(log_2size\)，\(log_28\)=3，得到bucket索引下标\(ilog = log_28-3=0\)，再用ilog作为下标得到管理8Byte大小池的bucket，buckets[0].freelist指向首个空闲块，如果buckets[ilog].freelist不为NULL，则将buckets[ilog].freelist指向的块分配出去，buckets[ilog].fcount减一，再根据freelist的地址计算该空闲块位于第几页（pagenum），更新该页的pagemap[pagenum].bcount。再将buckets[ilog].freelist指向下一个空闲页，更新总内存已分配大小heap->used，返回分配到的内存地址block。
但我们内存池刚初始化，buckets[ilog].freelist 为NULL，进入block==NULL分支,先为该bucket分配空间。
先通过get_free_range()分配，分配后计算bucket的剩余块数buckets[ilog].fcount，XNHEAP_PAGESZ >> log2size就是新页面被分成了多少块，且马上就要被分配出去耍一块，所以再减一。
下面看如何分配bucket管理的空间，get_free_range()中，先分配空闲页，然后再对空闲页进行分块。先看从整块内存找空闲页部分
static caddr_t get_free_range(struct xnheap *heap, u32 bsize, int log2size)
{
caddr_t block, eblock, freepage, lastpage, headpage, freehead = NULL;
u32 pagenum, pagecont, freecont;
freepage = heap->freelist; /*空闲页*/
while (freepage) {
headpage = freepage;
freecont = 0;
do {
lastpage = freepage;
freepage = *((caddr_t *) freepage);
freecont += XNHEAP_PAGESZ;
}
while (freepage == lastpage + XNHEAP_PAGESZ &&
freecont < bsize);
if (freecont >= bsize) {
if (headpage == heap->freelist)
heap->freelist = *((caddr_t *)lastpage);
else
*((caddr_t *)freehead) = *((caddr_t *)lastpage);
goto splitpage;
}
freehead = lastpage;
}
return NULL;
splitpage:
......
return headpage;
}
heap->freelist指向xnheap内存中第一个空闲页，10-14行循环迭代freepage并记录大小freecont，直到得到freecont大小的空闲页。我们传入get_free_range()的bsize=8，\(log_2size\) = 3，所以循环1次，分配到4KB空间就够了。如下图所示.
条件freecont >= bsize表示分配到了满足大小的连续空闲页，否则就是连续内存空间不够，看lastpage指向的下一个空闲空间是否连续，直到分配到符合条件的内存页，否则无法满足此次分配条件，返回 NULL。
我们这里分配到了页0，20行更新heap->freelist指向下一个空闲页 。
跳转splitpage对页0进行切割。
splitpage:
if (bsize < XNHEAP_PAGESZ) {
for (block = headpage, eblock =
headpage + XNHEAP_PAGESZ - bsize; block < eblock;
block += bsize)
*((caddr_t *)block) = block + bsize;
*((caddr_t *)eblock) = NULL;
} else
*((caddr_t *)headpage) = NULL;
pagenum = (headpage - heap->membase) / XNHEAP_PAGESZ;
heap->pagemap[pagenum].type = log2size ? : XNHEAP_PLIST;
heap->pagemap[pagenum].bcount = 1;
for (pagecont = bsize / XNHEAP_PAGESZ; pagecont > 1; pagecont--) {
heap->pagemap[pagenum + pagecont - 1].type = XNHEAP_PCONT;
heap->pagemap[pagenum + pagecont - 1].bcount = 0;
}
return headpage;
splitpage操作将一个4K大小的页分成一个个大小为8Byte的块，并将这些块连起来，并更xpagemap[pagenum]的type为块大小3(2的幂\(log_2blocksize\)），表示该页PLIST。bcount=1是即将分配出去的第一个块。
回到xnheap_alloc(),更新bucket内剩余块数heap->buckets[3].fcount、8字节池空闲地址buckets[3].freelist，整个内存池已分配数heap->used，然后返回内存池分配的到的内存起始地址ptr_1。此时如下：
通过以上分析，我们分配1字节空间，最终得到8字节的空间，8(1<<3)字节是xenomai内存池的最小管理单位，并且下次再分配8Byte内空间时，直接返回buckets[3].freelist并更新几个成员变量即可，速度极快。
2.分配50Byte
同样，根据以上步骤请求分配50字节空间时，先对50向上向上对齐得到64，计算bucket索引\(ilog = log_2 64-3=3\)，本次分配请求从bucket[3]管理的内存池中分配，由于首次分配，bucket[3]中没有还管理的空间需要先从xnheap中分配空闲页，最终分配得到64字节大小的空间，分配后如下图所示。
3.分配1000 Byte
请求分配1000字节空间时，先对1000向上对齐得到1024，计算bucket索引\(ilog = log_2 1024-3=7\)，本次分配请求从bucket[7]管理的内存池中分配，由于首次分配，bucket[7]中没有还管理的空间需要先从xnheap中分配一个空闲页分成4块交给bucket管理，最终本次分配得到1024字节大小的空间，分配后如下图所示。
以上分配后，buckets[7]中还剩余3个空闲块，如果bucket内的所有块分配完了，再次请求分配大小为1000字节的空间时会怎样?会再去分配一页空闲页进行切割。为了表示这个过程，继续执行以下语句，当ptr_1000_4分配后如下图所示。
ptr_1000_1 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_2 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_3 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
ptr_1000_4 = xnheap_alloc(&hobalt_heap, 1000);
当分配ptr_1000_3后bucket中不再由空闲块，bucket[7].freelist重新指向NULL，分配ptr_1000_4时就会触发再次从总内存分配空闲页来分成1K大小的块，分配ptr_1000_4后bucket[7].freelist指向新的空闲页。
4. 分配5000字节
由于请求大小是5000字节，前面说过超过页大小后会与页对齐，也就是8K的空间，且该大小满足<=2*PAGE_SIZE,会向bucket[13]分配。
与小于页大小（4KB）的分配不同的是，向页对齐后8K，8K空间占用2个页，所以图中连续的页5、页5分配出去，bucket内没有剩余块，页5对应的xnpagemap[5]的type被设置为XNHEAP_PCONT(1)表示该页与上页是连续的。
5.2 大内存分配（> 2*PAGE_ZISE）
1. 分配10000字节
由于请求大小是10000字节，前面说过超过页大小后会与页对齐，也就是12K的空间，对于大于8K（2*PAGE）SIZE）大小的分配请求，从空闲页列表直接分配页面会更节省空间。
if (likely(size <= XNHEAP_PAGESZ * 2)) { /*小于8KB*/
......
} else {
if (size > heap->size)
return NULL;
xnlock_get_irqsave(&heap->lock, s);
/* Directly request a free page range. */
block = get_free_range(heap, size, 0);
if (block)
heap->used += size;
}
先判断总大小，然后调用get_free_range()直接从空闲页列表直接分配,参数\(log_2size\)=0,该情况下get_free_range()函数执行路径如下；
static caddr_t get_free_range(struct xnheap *heap, u32 bsize, int log2size)
{
caddr_t block, eblock, freepage, lastpage, headpage, freehead = NULL;
u32 pagenum, pagecont, freecont;
freepage = heap->freelist;
while (freepage) {
headpage = freepage;
freecont = 0;
/*在空闲页列表查找满足条件的连续空闲页*/
do {
lastpage = freepage;
freepage = *((caddr_t *) freepage);
freecont += XNHEAP_PAGESZ;
}
while (freepage == lastpage + XNHEAP_PAGESZ &&
freecont < bsize);
if (freecont >= bsize) { /*得到连续的页*/
if (headpage == heap->freelist)
heap->freelist = *((caddr_t *)lastpage); /*更新freelist*/
else
.....
goto splitpage;
}
freehead = lastpage;
}
return NULL;
splitpage:
if (bsize < XNHEAP_PAGESZ) { //<4K
.....
} else
*((caddr_t *)headpage) = NULL;
pagenum = (headpage - heap->membase) / XNHEAP_PAGESZ;
heap->pagemap[pagenum].type = log2size ? : XNHEAP_PLIST;
heap->pagemap[pagenum].bcount = 1;
for (pagecont = bsize / XNHEAP_PAGESZ; pagecont > 1; pagecont--) {
heap->pagemap[pagenum + pagecont - 1].type = XNHEAP_PCONT;
heap->pagemap[pagenum + pagecont - 1].bcount = 0;
}
return headpage;
}
分配后的内存视图如下。
6. 内存释放
通过以上分析，我们可以将分配到的内存块分为两类：
- 从bucket中分配，大小小于等于4KB，不仅bucket记录着数量，该块所在页的pagemap[].type也记录着该块的大小。
- 直接从空闲列表分配，大小大于4KB，pagemap[n].type为XNHEAP_PLIST（2）表示页n是该块的开始页，后续的n+i页，pagemap[n+i].type都为XNHEAP_PCONT(1)。
内存块释放的过程就是根据这些信息来定位要释放的块，并将它重新放回bucket内存池或空闲页列表。
通过xnheap_alloc()分配的内存，通过xnheap_free()释放，当然必须是在同一个xnheap上操作。
void xnheap_free(struct xnheap *heap, void *block)
{
caddr_t freepage, lastpage, nextpage, tailpage, freeptr, *tailptr;
int log2size, npages, nblocks, xpage, ilog;
u32 pagenum, pagecont, boffset, bsize;
spl_t s;
xnlock_get_irqsave(&heap->lock, s);
if ((caddr_t)block < heap->membase || (caddr_t)block >= heap->memlim)
goto bad_block;
/* Compute the heading page number in the page map. */
pagenum = ((caddr_t)block - heap->membase) / XNHEAP_PAGESZ;
boffset = ((caddr_t)block - (heap->membase + pagenum * XNHEAP_PAGESZ));
switch (heap->pagemap[pagenum].type) {
case XNHEAP_PFREE: /* Unallocated page? */
case XNHEAP_PCONT: /* Not a range heading page? */
bad_block:
xnlock_put_irqrestore(&heap->lock, s);
XENO_BUG(COBALT);
return;
case XNHEAP_PLIST: /**/
.....
break;
default:
.......
}
heap->used -= bsize;
xnlock_put_irqrestore(&heap->lock, s);
}
xnheap_free()中先根据地址判断释放的内存块是否属于指定的xnheap。如果合法的，接着计算要释放的内存所在的页号pagenum，以及页内的偏移量boffset。得到页号后从pagemap[pagenum]判断要释放的内存块属于那种类型，再做相应的释放操作。
将前面分配到的内存按不同顺序释放，来查看xnheap的释放流程,由于分配的1000字节的几个内存块比较具有代表性，先看他们的释放，释放顺序如下。
/*释放*/
xnheap_free(&hobalt_heap, ptr_1000_1);
xnheap_free(&hobalt_heap, ptr_1000);
xnheap_free(&hobalt_heap, ptr_1000_3);
xnheap_free(&hobalt_heap, ptr_1000_2);
xnheap_free(&hobalt_heap, ptr_1000_4);
页内块释放
首先释放ptr_1000_1，ptr_1000_1实际指向的内存块可用空间为1024字节，首先计算ptr_1000_1所在的内存页页号pagenum = 2，以及页内的偏移量boffset = 1024.根据页号得到该页的类型pagemap[2].type=10，表示该已分配给buckets管理，跳转执行具体释放操作：
switch (heap->pagemap[pagenum].type) {
case XNHEAP_PFREE: /* Unallocated page? */
case XNHEAP_PCONT: /* Not a range heading page? */
bad_block:
xnlock_put_irqrestore(&heap->lock, s);
XENO_BUG(COBALT);
return;
case XNHEAP_PLIST:
.....
break;
default:
log2size = heap->pagemap[pagenum].type;
bsize = (1 << log2size);
if ((boffset & (bsize - 1)) != 0) /* Not a block start? */
goto bad_block;
ilog = log2size - XNHEAP_MINLOG2;
if (likely(--heap->pagemap[pagenum].bcount > 0)) {
/* Return the block to the bucketed memory space. */
*((caddr_t *)block) = heap->buckets[ilog].freelist;
heap->buckets[ilog].freelist = block;
++heap->buckets[ilog].fcount;
break;
}
.....
}
heap->used -= bsize;
从pagemap[2].type得到log2size = 10，反算出我们释放的指针指向的内存块大小bsize = 1024字节。知道要释放的内存大小后，验证该地址是否是合法的内存块起始地址，验证方法就是看该地址是否与bsize对齐 。
验证合法后开始释放，要释放的内存属于bucket管理，计算buckets[]下标\(ilog =10-3=7\),属于buckets[7]管理。先将页信息pagemap[pagenum].bcount减一，判断是不是页内要释放的最后一个内存块，如果是另行处理。22-24行将该该块内存放回bucket[7]，将释放的内存指向原来的freelist，freelist指向释放的块，更新fcount值，完成ptr_1000_1的释放。更新整个xnheap内存使用量。释放ptr_1000_1后的内存视图如下。
接着依次释放ptr_1000、ptr_1000_3与释放ptr_1000_1一致，释放后如图所示
此时pagemap[3].bcount=1，当释放最后一个内存块 ptr_1000_2时，由于是该页最后一块情况有所不同，条件(--heap->pagemap[pagenum].bcount > 0)不满足。执行如下.
default:
log2size = heap->pagemap[pagenum].type;/*10*/
bsize = (1 << log2size);/*1024*/
if ((boffset & (bsize - 1)) != 0) /* Not a block start? */
goto bad_block;
ilog = log2size - XNHEAP_MINLOG2;
if (likely(--heap->pagemap[pagenum].bcount > 0)) {
......
break;
}
npages = bsize / XNHEAP_PAGESZ;
if (unlikely(npages > 1))
goto free_page_list;
freepage = heap->membase + pagenum * XNHEAP_PAGESZ;
block = freepage;
tailpage = freepage;
nextpage = freepage + XNHEAP_PAGESZ;
nblocks = XNHEAP_PAGESZ >> log2size;
heap->buckets[ilog].fcount -= (nblocks - 1);
XENO_BUG_ON(COBALT, heap->buckets[ilog].fcount < 0);
if (likely(heap->buckets[ilog].fcount == 0)) {
heap->buckets[ilog].freelist = NULL;
goto free_pages;
}
/*
* Worst case: multiple pages are traversed by the
* bucket list. Scan the list to remove all blocks
* belonging to the freed page. We are done whenever
* all possible blocks from the freed page have been
* traversed, or we hit the end of list, whichever
* comes first.
*/
for (tailptr = &heap->buckets[ilog].freelist, freeptr = *tailptr, xpage = 1;
freeptr != NULL && nblocks > 0; freeptr = *((caddr_t *) freeptr)) {
if (unlikely(freeptr < freepage || freeptr >= nextpage)) {
if (unlikely(xpage)) {
*tailptr = freeptr;
xpage = 0;
}
tailptr = (caddr_t *)freeptr;
} else {
--nblocks;
xpage = 1;
}
}
*tailptr = freeptr;
goto free_pages;
}
heap->used -= bsize;
现在知道了该块是页的最后一块，接着看该块否是bucket[7]中的最后一个块,判断方式为看fcount-nblocks - 1是否等于0，如下。
nblocks = XNHEAP_PAGESZ >> log2size;
heap->buckets[ilog].fcount -= (nblocks - 1);
if (likely(heap->buckets[ilog].fcount == 0)) { /*是*/
heap->buckets[ilog].freelist = NULL;
goto free_pages;
}
不是bucket的最后一块，但是页2已经全部空闲，接下来重整页面。
for (tailptr = &heap->buckets[ilog].freelist, freeptr = *tailptr, xpage = 1;
freeptr != NULL && nblocks > 0; freeptr = *((caddr_t *) freeptr)) {
if (unlikely(freeptr < freepage || freeptr >= nextpage)) {
if (unlikely(xpage)) {
*tailptr = freeptr;
xpage = 0;
}
tailptr = (caddr_t *)freeptr;
} else {
--nblocks;
xpage = 1;
}
}
*tailptr = freeptr;
goto free_pages;
根据frelist找出已经空闲的页，然后跳转至标签free_pages进行释放页2，free_pages主要调整空闲页之间的freelist,是链表freelist保持递增。
free_pages:
/* Mark the released pages as free. */
for (pagecont = 0; pagecont < npages; pagecont++)
heap->pagemap[pagenum + pagecont].type = XNHEAP_PFREE;
/*
* Return the sub-list to the free page list, keeping
* an increasing address order to favor coalescence.
*/
for (nextpage = heap->freelist, lastpage = NULL;
nextpage != NULL && nextpage < (caddr_t) block;
lastpage = nextpage, nextpage = *((caddr_t *)nextpage))
; /* Loop */
*((caddr_t *)tailpage) = nextpage;
if (lastpage)
*((caddr_t *)lastpage) = (caddr_t)block;
else
heap->freelist = (caddr_t)block;
break;
下面释放ptr_1000_4，由于ptr_1000_4是bucket[7]最后一块直接将bucket[7].freelist指向NULL，然后跳转至标签free_pages进行释放页3就行，释放后如下。
ptrt_1、ptr_50、ptr_5000均为页和bucket的最后一块，释放流程相同，不再说明。
页连续的块释放
最后看一下ptr_10000的释放，ptr_10000占用连续的3个页，同样根据ptr_10000计算出块开始页的tpye=2（XNHEAP_PLIST），进入XNHEAP_PLIST分支释放,通过看紧接着的页的tpye计算内存块的页数npages。计算该内存块的大小bsize，接着开始释放页。
void xnheap_free(struct xnheap *heap, void *block)
{
caddr_t freepage, lastpage, nextpage, tailpage, freeptr, *tailptr;
int log2size, npages, nblocks, xpage, ilog;
u32 pagenum, pagecont, boffset, bsize;
spl_t s;
.......
/* Compute the heading page number in the page map. */
pagenum = ((caddr_t)block - heap->membase) / XNHEAP_PAGESZ;
boffset = ((caddr_t)block - (heap->membase + pagenum * XNHEAP_PAGESZ));
switch (heap->pagemap[pagenum].type) {
case XNHEAP_PFREE: /* Unallocated page? */
case XNHEAP_PCONT: /* Not a range heading page? */
bad_block:
xnlock_put_irqrestore(&heap->lock, s);
XENO_BUG(COBALT);
return;
case XNHEAP_PLIST:
npages = 1;
while (npages < heap->npages &&
heap->pagemap[pagenum + npages].type == XNHEAP_PCONT)
npages++;
bsize = npages * XNHEAP_PAGESZ;
free_page_list:
/* Link all freed pages in a single sub-list. */
for (freepage = (caddr_t) block,
tailpage = (caddr_t) block + bsize - XNHEAP_PAGESZ;
freepage < tailpage; freepage += XNHEAP_PAGESZ)
*((caddr_t *) freepage) = freepage + XNHEAP_PAGESZ;
.......
default:
......
}
heap->used -= bsize;
freepage指向块的第一页，tailpage指向块的最后一页，将释放的几页链起来，成为一个子列表，如图所示。
现在仅将块内的页链接起来，接下来执行标签free_pages，将这些要释放的页链接到空闲页列表。
先将这些也对应的pagemap.type标志为空闲（XNHEAP_FREE）。
free_pages:
/* Mark the released pages as free. */
for (pagecont = 0; pagecont < npages; pagecont++)
heap->pagemap[pagenum + pagecont].type = XNHEAP_PFREE;
将子列表放回空闲页列表，并保持它们递增的链接关系。
for (nextpage = heap->freelist, lastpage = NULL;
nextpage != NULL && nextpage < (caddr_t) block;
lastpage = nextpage, nextpage = *((caddr_t *)nextpage))
; /* Loop */
*((caddr_t *)tailpage) = nextpage;
if (lastpage)
*((caddr_t *)lastpage) = (caddr_t)block;
else
heap->freelist = (caddr_t)block;
break;
将子列表插入空闲链表后，完成释放，视图如下（ptrt_1、ptr_50、ptr_5000还未释放）。
7. 总结
xenomai内核通过自己管理一片内存来避免内存分配释放影响实时性。
针对小于2*PAGE_SIZE 的内存请求，xnheap使用bucket建立内存池，使小内存请求迅速得到满足。对于大于2*PAGE_SIZE 的内存请求,直接向空闲页列表分配。
缺点：当内存页列表比较疏松时，可能会出现分配一个大内存（>4K）需要遍历所有空闲页到最后才分配到的情况。此时复杂度为\(O(n)\)，n表示空闲页块数。xenomai3.1对此进行了优化，使用红黑树按空闲块大小来管理空闲页，通过大小直接查找空闲页速度极快，红黑树时间复杂度\(O(logn)\)，此外从红黑树中分配的内存从原来4K改变为512Byte对齐，这样使内存利用率进一步提高，有机会继续出一篇关于xenomai 3.1内存管理的文章。
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