本帖最后由 zdfwyh 于 2016-5-24 12:24 编辑

FreeRTOS的heap_4.c就符合你的要求,详见http://xilinx.eetrend.com/blog/8197以下是我引用的内容

FreeRTOS8.0.1内存管理的最后一个堆模型Heap_4，貌似是在这一个版本才有的。所以找到的说明几乎没有。代码的开头注释也只是简单地说了一下实现了pvPortMalloc()和vPortFree()两个函数，并且能够对回收的内存块进行合并，减少碎片的出现。（A sample implementation of pvPortMalloc() and vPortFree() that combines (coalescences) adjacent memory blocks as they are freed, and in so doing limits memory fragmentation.）不过经过这一次的剖析之后，发现Heap_4所用的内存管理算法为首次适配法（first fit algorithm）。

和Heap_2一样，Heap_4先申请了一个数组ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ]作为自己管理的堆空间，同样也有空闲块头结构BlockLink_t来管理空闲块。但是和Heap_2不一样的是，Heap_4用了BlockLink_t中xBlockSize的最高一位来标识某个内存块是否处于空闲状态。所以这就是为什么会有一个宏heapBITS_PER_BYTE的出现，而且定义为( ( size_t ) 8 )。这样一来，每一个分配出去的内存块大小就有限制了。例如，我用的是STM32F103，size_t是定义为unsigned int类型的，32位，可支持到4G的内存空间。但是最高1位用来指示空间状态的话，那就只有31位去标识内存块地址，即只支持到2G的内存空间。所以用Heap_4还是有一点点代价的，特别是用在16位或8位的单片机上。
还是先剖析一下堆空间的初始化过程prvHeapInit()。首先还是先将内存堆进行首地址对齐。接下来就是运用xStart和pxEnd来组织整个空闲块链表。要注意的是，xStart是BlockLink_t的一个实体变量，存储在静态存储区，而pxEnd只是BlockLink_t的一个指针，存储在静态存储区中，却指向了内存堆的最后一个BlockLink_t大小的位置上。也就是说，内存堆最后的空间是存储着一个BlockLink_t，用来指示空闲块链表的终结，这是和Heap_2有所不同的地方。下图说明了初始化流程最终将空闲块链表组织成的样子。

接下来剖析Heap_4的第一个重点：pvPortMalloc()。和以前一样，分配内存之前还是先调用vTaskSuspendAll()挂起所有任务，以确保分配内存的过程不被中断。下一步通过判断pxEnd是否为空来决定是否需要初始化内存堆和空闲块链表。因此，初始化之后pxEnd就不为空了，以后再调用pvPortMalloc()也因此不再调用初始化函数。但是这一个判断的另一个分支（else分支却调用了一个mtCOVERAGE_TEST_MARKER()的宏，这个宏的定义在FreeRTOS.h里，定义为空。因此目前还不知道这一个宏具体作用，看名字应该是用来测试什么的。接下来是判断用户申请内存大小的最高位是否为0，为0即合法（之前说过，最高位用来标识空闲块的空闲状态，因此最高位为1则说明用户申请的内存大小已超出空闲块的最大大小）。然后还是一个size_t类型的数据与0比较的判断（虽然这个判断总为真，但也不知道作者为啥要写这么一个判断，要是有人知道这一个判断的意途，请告诉我），里面是增大用户申请的空间大小以便容纳空闲块块头BlockLink_t以及将最终申请的内存大小进行对齐。
以上的预处理完成了，开始进入分配算法的核心了。只要最终申请的空间大小仍在空闲空间大小的范围内，则进入内存的分配。首先遍历链表，找到第1块能比申请空间大小大的空闲块，修改空闲块的信息，记录用户可用的内存首地址。接下来，如果分配出去的空闲块比申请的空间大很多，则将该空闲块进行分割，把剩余的部分重新添加到链表中。
分配内存的主要流程基本结束了，和之前分析的一样，pvPortMalloc()继续调用调试宏traceMALLOC()输出调试信息，恢复所有挂起的任务，并按设置调用勾子函数vApplicationMallocFailedHook()，最终把用户可用的内存首地址返回。到这里整个pvPortMalloc()就结束了。
但是，有一个地方刚刚没怎么详细讲，就是把分割出来的空闲块重新添加到链表中的过程。现在来详细分析一下，这也是Heap_4的一个重点。和Heap_2不同，这一次的prvInsertBlockIntoFreeList()并不是写成一个宏，而是写成了一个函数。进入函数的开始，可以看到，FreeRTOS实际上是将这个空闲块链表里的所有空闲块按地址顺序排列的。当然，如果不这么排列，怎么能将相邻的空闲块进行合并呢？将要回收的空闲块为pxBlockToInsert，这个空闲块将被插到pxIterator的后面。通过一次链表的遍历，就把pxIterator找出来了。接下来，FreeRTOS先试着将pxIterator和pxBlockToInsert进行合并，可以合并的标准为pxIterator的首地址加上pxIterator的块大小之后等于pxBlockToInsert的首地址。相等就说明两个块是相邻的。如果不能合并，就什么事都不做。然后，FreeRTOS再试着将pxBlockToInsert和pxIterator指向的下一个空闲块进行合并。可合并的标准和刚刚说的一样，只是这次用pxBlockToInsert的首地址加上pxBlockToInsert的块大小与pxIterator指向的下一个块地址比较。能合并是最好的，不能合并，则要修改pxBlockToInsert的Next指针，指向pxIterator的下一个空闲块。这是链表插入的基本操作，不用再细讲了。最后，要是pxBlockToInsert没有和pxIterator合并，则还要修改pxIterator的Next指针，这样整条链表才完整无误。
最后一个重点是vPortFree()。不过这里的vPortFree()的流程和Heap_2的差不多，只是判断指针合法性的时候多了两个条件，一个是检查回收的块大小最高位是否为1，为1才是合法的，毕竟是分配出去了嘛。第二个是Next指针是否为空，为空了说明那是pxEnd，那就不能回收了。在这两个判断之前也有这两个条件的断言configASSERT()，定义在FreeRTOS.h里，同样也是定义为空，可能是留给用户另外用的吧。
Heap_4的其它三个函数，一个名字看上去是做什么初始化的，却什么都没有实现，所以没啥好讲的，另外两个只是用来返回内存堆的一些状态而已，所以也没啥好讲的。到这里，整个Heap_4就剖析完成了。