Buddy算法的μC/OSII高可靠內存管理方案

3 Buddy算法簡介

Buddy算法是內存管理的經典算法，目的是為了解決內存的外碎片問題，以及提高內存管理的可靠性。Buddy算法在Linux內核內存管理模塊得到成功的應用。

如圖2 所示，Buddy算法將所有空閑頁框分組為10個塊鏈表，每個塊鏈表的每個塊元素分別包含1、2、4、8、16、32、64、128、256、512個連續的頁框，每個塊的第一個頁框的物理地址是該塊大小的整數倍。例如，大小為4個頁框的塊，其起始地址是4×212（一個頁框的大小為4K,4個頁框的大小為4×4K,1K=1024=210，4K=212）的倍數。

圖2 Buddy算法簡介

假設要請求一個128個頁框的塊，算法先檢查128個頁框的鏈表是否有空閑塊，如果沒有則查256個頁框的鏈表，有則將256個頁框的塊分裂為兩份，一份使用，一份插入128個頁框的鏈表。如果還沒有，就查512個頁框的鏈表，有的話就分裂為128、128、256，一個128使用，剩余兩個插入對應鏈表。如果在512還沒查到，則返回出錯信號。用這種方法來分配頁框，由Linux內核的穩定性可知其可靠性。

回收過程相反，內核試圖把大小為b的空閑伙伴合并為一個大小為2b的單獨塊，滿足以下條件的兩個塊稱為伙伴： 兩個塊具有相同的大小，記做b；它們的物理地址是連續的；第一個塊的第一個頁框的物理地址是2b×212的倍數。該算法迭代，如果成功合并所釋放的塊，會試圖合并2b的塊來形成更大的塊。在本方案中，只要滿足前兩個條件就足夠了。

4 μC/OSII內存管理改進方案

4.1 改進方案思路

① 修改內存控制塊的結構OS_MEM，去掉OS_MemAddr、OS_MemNFree成員，添加一個內存塊鏈表尾指針OSMemBlkTail，所以OS_MEM結構還含有4個成員：OSMemFreeLiST、OSMemBlkSize、OSMemNBlks、OSMemBlkTail。改進后的內存控制塊結構如圖3所示。

圖3 改進方案中的內存管理組織結構

② 首先初始化一個內存控制塊結構數組struct OS_MEM []，其下標是內存塊規模的對數，引入結構數組的目的是在申請內存塊時能夠快速定位，起到索引的作用。而內存塊的實際大小為內存塊規模與內存塊粒度的乘積。然后將內存塊按內存塊規模從小到大掛到不同結構數組指向的鏈表上，并且保證初始化后同一鏈表上的內存塊地址不連續。在申請內存塊通過內存控制結構數組的下標快速定位到內存塊鏈表，查看內存塊控制結構字段中OSMemFreeList成員指針是否為空。若不為空，則從表頭取一個內存塊，并返回該內存塊的地址；否則向后搜索數組，看是否有空閑內存塊。若有則將該內存塊一分為二，低地址的那塊分配給申請者，高地址的那塊則掛到前一個結構數組的表頭，以備其他申請者申請。同樣，釋放內存塊時也是通過結構數組快速定位到具體結構數組，然后檢查該結構數組內存塊鏈表中是否有和要釋放的內存塊地址連續的內存塊。若有，則合并兩內存塊并掛到后一個結構數組，并檢查地址是否連續，直至沒有為止；若無，則將該內存塊掛到該內存塊鏈表的表尾。改進后的內存管理組織結構如圖3所示。

4.2 具體改進措施

① 改進函數OS_MemInit（void）。此函數原來是初始化空閑內存控制塊鏈表，改進后此函數用于初始化OS_MEM結構數組即可，根據OS_CFG.H文件中宏OS_MAX_MEM_PART來決定數組元素個數。

② 改進函數OSMemCreate（void *addr, INT32U nblks, INT32U granularity , INT8U *err）。根據Buddy的規則橫向創建內存塊，每創建一個內存塊就鏈到相應的結構體數組上，如圖3的Create Direction所示，這樣能保證每個結構數組上的相同大小的內存塊地址不連續，從而避免了所有內存塊合并的現象。創建出來的內存塊組織結構如圖3所示。

③ 改進函數OSMemGet（INT32U size, INT32U granularity, INT8U *err）。因為結構體數組名是在OS_CFG.H文件中宏定義的，所以本函數的參數只包括需求的內存塊大小及內存塊粒度即可。用內存塊大小除以內存塊粒度，首先判斷所得值是否為2的冪次，若是直接取對數即得結構數組的下標；若不是則取對數后向上取整。得到指定數組元素后若有內存塊，取下一內存塊然后指針下移，若無內存塊則繼續搜索下一個結構數組。若該數組有空閑內存塊則取將其平分為兩塊，一塊分配出去，一塊掛到前面結構數組鏈表。這樣一直搜索到最后一個結構數組，若一直無內存塊，則報錯返回。

④ 改進函數OSMemPut（INT32U size, INT32U granularity）。如何取得結構數組下標值同OSMemGet（）函數。在找到所要回收的結構數組后，判斷該數組內存塊鏈表上是否有與要回收的內存塊連續的地址。若有合并且掛到下一內存塊結構數組內存塊鏈表，這樣一直到最后一個結構數組，目的是為了保證有更大的內存塊可滿足應用程序的申請，提高了內存管理的可靠性。

在改進以上函數的基礎上，還可以在申請內存塊之前有選擇地使用OSMemQuery（）查詢內存中是否有滿足需要的內存塊。如果沒有則作好相應的規避措施，進一步提高內存管理的可靠性，使系統更穩定。

5 實驗結果及性能分析

針對改進前后μC/OSII內存管理策略的特點，設計一組具有代表性的測試用例來分析μC/OSII系統在改進前后內存管理的可靠性和靈活性。實驗環境為ARM Develop Suit V1. 2及三星公司S3C2440微控制器，由于S3C2440片內包含MMU模塊，所以需要將協處理器CP15的C1寄存器0位置0,以禁用MMU功能。

假設兩種方案內存初始化都創建了5個分區，每個分區中所含內存塊為10個，且這5個內存分區中的內存塊大小依次為16 B、32 B、64 B、128 B、256 B。原方案創建分區時要調用5次OSMemCreate（）函數，而改進方案只需調用一次。表1是申請內存塊大小與兩種方案可以滿足的次數之間的關系。

表1 申請內存塊大小與兩種方案可以滿足的次數比較

由表1的數據及圖4的對比曲線可看出，改進方案與原方案在可用內存完全相同的情況下，使內存的利用率大大提高。因為可靠性與可滿足次數正相關，而可滿足次數與曲線與坐標軸圍成的面積成正比，所以該面積與可靠性正相關。新方案曲線所圍圖形面積為12960， 而原方案曲線所圍成的圖形面積為2400。所以新方案的可靠性將比原來方案提高大約4倍，而且申請內存塊越小，可滿足次數越多，提高了內存分配的靈活性。