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一、 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，另一个是内存利用率,对该方面感兴趣的可查阅相关论文。

无论linux还是xenomai，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，缺页异常和页面换出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。在需要自己实现一个内存管理的场合很有帮助）。

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);elsesize = 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;elseheap->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;elseheap->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。