xenomai系统中的xnheap管理机制

 

作者简介

顺刚(网名:沐多)，一线码农，从事工控行业，目前在一家工业自动化公司从事工业实时现场总线开发工作，喜欢钻研Linux内核及xenomai，个人博客 wsg1100，欢迎大家关注！

 

 

目录

• xenomai内存池管理

•     1.xnheap

•     2. xnpagemap

•     3. xnbucket

•     4. xnheap初始化

•     5. 内存块分配

•         5.1 小内存分配流程(<= 2*PAGE_ZISE)

•             1.分配1Byte

•             2.分配50Byte

•             3.分配1000 Byte

•             4. 分配5000字节

•         5.2 大内存分配（> 2*PAGE_ZISE）

•             1. 分配10000字节

•     6. 内存释放

•         页内块释放

•         页连续的块释放

•     7. 总结

 

本文分析的xenomai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确定的，同时也要快。

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cobaltheap，负责内核大多内核数据分配，其大小为 sysheap_size_arg*1024 Byte（sysheapsizearg KB），sysheapsize_arg可在内核配置时设置，或者通过内核参数 xenomai.sysheap_size=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。

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[*] 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)Numberof 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)Sizeof 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)Sizeofprivateheap(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cobaltheap为例来了解xenomai内存池管理。cobaltheap在xenomai内核初始化过程中初始化，先调用_vmalloc()从linux管理的ZONENORMAL中分配，然后在调用xnheap_init()初始化。

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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PAGESIZE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sysheapsizearg默认值256为例，即cobaltheap大小256KB。

每个内存池分配一个对象xnheap来管理，xnheap结构如下。

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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

 

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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

 

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  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。

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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。

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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。

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/*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。

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/*includecobaltkernelheap.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XNHEAPPAGESZ的向上与XNHEAPPAGESZ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*PAGESZIE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*PAGESZIE，下面看bucket具体的分配流程。

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  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log2size，log28=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getfreerange()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，getfreerange()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

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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getfreerange()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。

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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xnheapalloc(),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ptr1。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ptr10004分配后如下图所示。

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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ptr10003后bucket中不再由空闲块，bucket[7].freelist重新指向NULL，分配ptr10004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ptr10004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。

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  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getfreerange()直接从空闲页列表直接分配,参数log2size=0,该情况下getfree_range()函数执行路径如下；

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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XNHEAPPLIST（2）表示页n是该块的开始页，后续的n+i页，pagemap[n+i].type都为XNHEAPPCONT(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。

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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。

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/*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ptr10001，ptr10001实际指向的内存块可用空间为1024字节，首先计算ptr10001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：

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    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ptr10001的释放。更新整个xnheap内存使用量。释放ptr10001后的内存视图如下。

接着依次释放ptr1000、ptr10003与释放ptr1000_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 ptr10002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.

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  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。

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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。

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  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freepages进行释放页2，freepages主要调整空闲页之间的freelist,是链表freelist保持递增。

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  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ptr10004，由于ptr10004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。

ptrt1、ptr50、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ptr10000的释放，ptr10000占用连续的3个页，同样根据ptr10000计算出块开始页的tpye=2（XNHEAPPLIST），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。

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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）。

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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。

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    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（ptrt1、ptr50、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*PAGESIZE 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*PAGESIZE 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。

 

　　原文标题：xenomai内存池管理

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　　审核编辑：汤梓红