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惯有嵌入式系统内存管理方案研究

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惯有嵌入式系统内存管理方案研究

篇1：惯有嵌入式系统内存管理方案研究

惯有嵌入式系统内存管理方案研究

摘要：嵌入式系统的内存管理机制必须满足实时性和可靠性的要求，嵌入式系统内存管理方案研究。本文以开源的的操作系统RTEMS为例，介绍嵌入式系统中内存管理的要求、存在的问题以及解决的策略。

引言

内存管理机制是嵌入式系统研究中的一个重点和难点的问题，它必须满足以下几个特性：

①实时性。从实时性的角度出发，要求内存分配过程要尽可能地快。因此，在嵌入式系统中，不可能采用通用操作系统的一些复杂而完善的内存分配策略，一般没有段页式的虚存管理机制；而是采用简单、快速的内存分配方案，其分配方案也因程序对实时性的要求而异。例如，VxWorks系统采用简单的“首次适应，立即聚合”方法；VRTX中采用多个固定尺寸存储块的binning方案。

②可靠性。嵌入式系统应用的环境千变万化，在有些特定情况下，对系统的可靠性要求极高，内存分配的.请求必须得到满足，如果分配失败则可能会带来灾难性的后果。比如，飞机的燃油检测系统。在飞机飞行过程中，如果燃料发生泄漏，系统应该立即检测到，并发出相应的警报等待飞行员及时处理。如果因为内存分配失败而不能相应地操作，就可能发生机毁人亡的事故。

③高效性。内存分配要尽可能地减少浪费。不可能为了保证满足所有的内存分配请求而将内存配置得很大。一方面，嵌入式系统对成本的要求使得内存在其中只是一种很有限的资源；另一方面，即使不考虑成本的因素，系统硬件环境有限的空间和有限的板面积决定了可配置的内存容量是很有限的。

针对以上三个约束条件，市场上主流的嵌入式操作系统，如VxWorks、嵌入式Linux等均提出了一套有效的解决方案；但是，这些系统只提供了应用开发的接口，其底层的实现方案不可见。本文以开源的嵌入式操作系统RTEMS为例，分析了嵌入式系统内存管理所面临的问题，研究了其底层实现的解决方案。

篇2：嵌入式系统内存管理方案研究

嵌入式系统内存管理方案研究

摘要：嵌入式系统的内存管理机制必须满足实时性和可靠性的要求。本文以开源的的操作系统RTEMS为例，介绍嵌入式系统中内存管理的要求、存在的问题以及解决的策略。

关键词：嵌入式系统内存管理静态分配动态分配

引言

内存管理机制是嵌入式系统研究中的一个重点和难点的问题，它必须满足以下几个特性：

②可靠性。嵌入式系统应用的环境千变万化，在有些特定情况下，对系统的可靠性要求极高，内存分配的请求必须得到满足，如果分配失败则可能会带来灾难性的后果。比如，飞机的燃油检测系统。在飞机飞行过程中，如果燃料发生泄漏，系统应该立即检测到，并发出相应的警报等待飞行员及时处理。如果因为内存分配失败而不能相应地操作，就可能发生机毁人亡的事故。

③高效性。内存分配要尽可能地减少浪费。(本网网收集整理)不可能为了保证满足所有的内存分配请求而将内存配置得很大。一方面，嵌入式系统对成本的要求使得内存在其中只是一种很有限的资源；另一方面，即使不考虑成本的因素，系统硬件环境有限的空间和有限的板面积决定了可配置的内存容量是很有限的。

针对以上三个约束条件，市场上主流的嵌入式操作系统，如VxWorks、嵌入式Linux等均提出了一套有效的解决方案；但是，这些系统只提供了应用开发的接口，其底层的实现方案不可见。本文以开源的嵌入式操作系统RTEMS为例，分析了嵌入式系统内存管理所面临的问题，研究了其底层实现的解决方案。一般的嵌入式系统中最基本的内存管理方案有两种――静态分配和动态分配。

1 静态分配与动态分配

静态分配是指在编译或链接时将程序所需的内存空间分配好。采用这种分配方案的程序段，其大小一般在编译时就能够确定；而动态分配是指系统运行时根据需要动态地分配内存。这两种策略的选取一直是嵌入式系统设计中一个令人头痛的问题。

一般的嵌入式系统都支持静态分配，因为像中断向量表、操作系统映像这类的程序段，其程序大小在编译和链接时是可以确定的。而是否支持动态分配主要基于两个方面的考虑：首先是实时性和可靠性的要求，其次是成本的要求。对于实时性和可靠性要求极高的系统（硬实时系统），不允许延时或者分配失效，必须采用静态内存分配，如航天器上的嵌入式系统多采用静态内存分配。除了基于成本的考虑外，用于汽车电子和工业自动化领域的'一些系统也没有动态内存分配，比如WindRiver著名的OSEKWorks系统。然而，仅仅采用静态分配，使系统失去了灵活性。必须在设计阶段就预先知道所需要的内存并对之作出分配；必须在设计阶段就预先考虑到所有可能的情况，因为一旦出现没有考虑到的情况，正在运行的系统就无法处理。这样的分配方案必然导致很大的浪费。因为内存分配必须按照最坏情况进行最大的配置，而实际运行时很可能只使用其中的一小部分；而且在硬件平台不变的情况下，不可能灵活地为系统添加功能，从而使得系统的升级变得困难。

虽然动态内存分配会导致响应和执行时间不确定、内存碎片等问题，但是它的实现机制灵活，给程序实现带来极大的方便，有的应用环境中动态内存分配甚至最必不可少的。比如，嵌入式系统中使用的网络协议栈，在特定的平台下，为了比较灵活地调整系统的功能，在系统中各个功能之间作出权衡，必须支持动态内存分配。例如，为了使系统能够及时地在支持的VLAN数和支持的路由条目数之间作出调整，或者为了使不同的版本支持不同的协议，类似于malloc和free这类的函数是必不可少的。

大多数的系统是硬实时和软实时综合。系统中的一部分任务有严格的时限要求，而另一部分只是要求完成得越快越好。按照RMS（Rate Monotonous Scheduling）理论，这样的系统必须采用抢先式任务调度；而在这样的系统中，就可以采用动态内存分配来满足部分对可靠性和实时性要求不高的任务。采用动态内存分配的最大好处就是给设计得很大的灵活性，可以方便地将原来运行于非嵌入式操作系统的程序移植到嵌入式系统中。

2 RTEMS内存管现机制

RTEMS（The Rael Time Executive for Multi-processor Systems）是一个基于多处理器的，能够运行在不同处理器平台上的嵌入式操作系统。其应用领域十分广泛，包括航空航天设备（导弹、飞机控制系统），网络设备（路由器、交换机），掌上设备（电子阅读器、PDA）等。针对不同领域应用的需求差异，该系统的内存管理提

供了比较完善的机制。同其它常见的嵌入式系统一样，RTEMS不支持虚拟存储管理，不支持复杂的段页式的保护机制，而采用线性编址方式，即逻辑地址和物理地址一一对应的平面模式，同时支持静态和动态两种管理模式。在系统正常运行时，内存中的映像如图1所示。

图1中假设内破大小为2MB。在特定的应用中，中断表和RTEMS的映像所占用的内存空间大小是个定值，采用静态的内存分配机制，在编译时就可以确定其大小。堆栈区和系统内存区则采取动态分配机制，在系统运行时可以根据需要自动调整其大小。

3 RTEMS动态内存管理

RTEMS动态内存管理机制提供两种分区机制，Partition和Region。

Partition分区管理用于固定大小内存块的分配，Region分区管理用于可变大小内存块的分配。

3．1 固定长度分区管理

RTEMS定义的固定长度的分区（Partition）是一段连续的内存空间。它可以被划分成固定长度的内存块(buffer)，允许应用在创建分区时配置分区的大小和内存块的大小，要求分区的大小是内存块的整数倍。例如，应用创建一个大小为1024字节的分区，内存块为256字节，如图2所示。

创建分区时，RTEMS根据分区和内存块的大小，形成一个空闲内存块的双向链表。当从分区中申请内存块时，按照空闲内存块链表的顺序分配。如果空闲空间不足，调用者不会被阻塞，而是获得一个空指针，以确保申请内存调用的时间确定性。释放内存块时，将该内存块挂在空闲内存块链表的链尾。分区被删除时将释放出这段连续的内存空间。

RTEMS的分区管理机制提供以下API：

rtems_partition_create 创建一个分区

rtems_partition_ident 获得分区标识号

rtems_partition_deldet1 删除一个分区

rtems_partition_get_buffer 申请一个内存块

rtems_partition_return_buffer 释放一个内存块

RTEMS的固定长度分区管理算法有以下特色：

①系统创建的分区数目可在运行时动态增减。

②内存块的控制结构所占用的内存空间在该内存块被分配出去时会变为可用空间，不会影响该内存块实际可用的大小；而在回收时控制块会自动生成，这一点使得分区管理的系统开销对用户的影响为零。

③在分区的内存块中还可以再定义分区，这就意味着内存块可以很容易地被分为子内存块，提高了分区管理的灵活性。

3．2 可变长度分区管理

RTEMS定义的可变长度的分区（Region）是一段连续的、大小可配置的内存空间，可以被划分成很多大小不一的段（Segment）。创建分区时要指定一个分配单元，称为页。段的大小是页的倍数，如果应用程序在申请段时，给出的大小不是页的倍数，内核会将其调整为页的倍数。例如，应用从而大小为512个字节的分区中申请一个大小为700字节的段，那么，内核实际分配的段大小为1024字节。

创建Region分区时，RTEMS根据分区大小和页小建立分区的控制结构和段的控制结构。在创建之初，只有一个空闲段，其大小为分区的大小减去控制结构的内存开销。随着应用申请、释放段的操作不断进行，分区中形成用双向链表链接起来的空闲段链。当从分区中分配段时，依据首次适应算法（即第一个满足要求的空闲段就作为分配结果）查看空闲段链中是否存在合适的段。当把段释放回分区时，该段被挂在空闲段链的链尾，并且如果空闲段链中有与此段相邻的段，则将其合并成一个更大的空闲段。RTEMS在段的控制块中设置一个标志位表示其被使用的情况。标志位为1表示该段正被使用，标志位为0表示该段空闲。图3是一个分区中具有两个空闲段和一个正被使用的段的示例。

空闲段和已经使用段的控制结构有所不同，如图4所示。

RTEMS的分区管理机制提供以下API：

rtems_region_create 创建一个分区

rtems_region_ident 获得分区的标识

rtems_region_delete 删除一个分区

rtems_region_extend 扩展一个分区

rtems_region_get_segment 申请一个段

rtems_region_return_segment 释放一个段

RTEMS的可变长度分区管

理算法有以下特色：

①系统创建的分区数目可在运行时动态增加；

②段的控制结构在该段被分配出去后会减小，而在回收到控制快会自动恢复大小。这一点使得分区管理的系统开销降低到最小；

③时应用程序发现一个分区的内存空间不够使用时，可以调用retms_region_extend函数(API)扩展该分区的大小。

④当程序要求从某个分区获取分段而未成功时，可以立即返回，也可以采取多种等待策略。等待策略包括优先级等待、FIFO等待。在FIFO等待策略中又可分为有限等待和无限等待。

在动态可变长度内存管理的基础上，RTEMS还提供了Malloc/free等标准的C函数。在使用Malloc/free等函数时应注意以下几个方面的限制：

①因为内存分区是一种临界资源，由信号量保护，使用Malloc会导致当前调用挂起，因此它不能用于中断服务程序。

②因为进行内存分配需要执行查找算法，其执行时间与系统当前的内存使用情况相关，具有不确定性，因此对于有规定时限的操作是不适宜的。

③由于采用简单的首次适应算法，容易导致系统中存在大量的内存碎片，降低内存使用效率和系统性能。

4 结论

为了使嵌入式系统能够在不同的平台上进行移植，使之使用与各种应用环境，嵌入式系统内存管理方案在充分考虑实时性、可靠性和高效性的基础上，应该提供比较丰富的管理机制。本文分析了嵌入式系统中内存管理的要求、存在的问题，介绍了静态和动态两种分配策略；以开源的RTEMS系统为例，介绍了嵌入式系统中常用的内存管理方法，并对各种方法的特点进行了阐述，在实际应用时，可根据需求作出相应的选择。

篇3：嵌入式系统内存管理方案研究

嵌入式系统内存管理方案研究

关键词：嵌入式系统内存管理静态分配动态分配

引言

内存管理机制是嵌入式系统研究中的一个重点和难点的问题，它必须满足以下几个特性：

②可靠性。嵌入式系统应用的环境千变万化，在有些特定情况下，对系统的可靠性要求极高，内存分配的请求必须得到满足，如果分配失败则可能会带来灾难性的'后果。比如，飞机的燃油检测系统。在飞机飞行过程中，如果燃料发生泄漏，系统应该立即检测到，并发出相应的警报等待飞行员及时处理。如果因为内存分配失败而不能相应地操作，就可能发生机毁人亡的事故。

[1] [2] [3] [4] [5]

篇4：嵌入式系统内存的管理方案研究

嵌入式系统内存的管理方案研究

引言

内存管理机制是嵌入式系统研究中的一个重点和难点的问题，它必须满足以下几个特性：

③高效性。内存分配要尽可能地减少浪费。(收集整理)不可能为了保证满足所有的内存分配请求而将内存配置得很大。一方面，嵌入式系统对成本的要求使得内存在其中只是一种很有限的资源；另一方面，即使不考虑成本的因素，系统硬件环境有限的空间和有限的板面积决定了可配置的内存容量是很有限的。

1 静态分配与动态分配

一般的嵌入式系统都支持静态分配，因为像中断向量表、操作系统映像这类的程序段，其程序大小在编译和链接时是可以确定的。而是否支持动态分配主要基于两个方面的考虑：首先是实时性和可靠性的要求，其次是成本的要求。对于实时性和可靠性要求极高的系统（硬实时系统），不允许延时或者分配失效，必须采用静态内存分配，如航天器上的嵌入式系统多采用静态内存分配。除了基于成本的考虑外，用于汽车电子和工业自动化领域的一些系统也没有动态内存分配，比如WindRiver著名的OSEKWorks系统。然而，仅仅采用静态分配，使系统失去了灵活性。必须在设计阶段就预先知道所需要的内存并对之作出分配；必须在设计阶段就预先考虑到所有可能的情况，因为一旦出现没有考虑到的情况，正在运行的系统就无法处理。这样的分配方案必然导致很大的浪费。因为内存分配必须按照最坏情况进行最大的配置，而实际运行时很可能只使用其中的一小部分；而且在硬件平台不变的情况下，不可能灵活地为系统添加功能，从而使得系统的升级变得困难。

大多数的系统是硬实时和软实时综合。系统中的一部分任务有严格的时限要求，而另一部分只是要求完成得越快越好。按照RMS理论，这样的系统必须采用抢先式任务调度；而在这样的系统中，就可以采用动态内存分配来满足部分对可靠性和实时性要求不高的任务。采用动态内存分配的最大好处就是给设计得很大的灵活性，可以方便地将原来运行于非嵌入式操作系统的程序移植到嵌入式系统中。

2 RTEMS内存管现机制

3 RTEMS动态内存管理

RTEMS动态内存管理机制提供两种分区机制，Partition和Region。

Partition分区管理用于固定大小内存块的分配，Region分区管理用于可变大小内存块的分配。

3．1 固定长度分区管理

RTEMS的分区管理机制提供以下API：

rtems_partition_create 创建一个分区

rtems_partition_ident 获得分区标识号

rtems_partition_deldet1 删除一个分区

rtems_partition_get_buffer 申请一个内存块

rtems_partition_return_buffer 释放一个内存块

RTEMS的固定长度分区管理算法有以下特色：

①系统创建的分区数目可在运行时动态增减。

③在分区的内存块中还可以再定义分区，这就意味着内存块可以很容易地被分为子内存块，提高了分区管理的灵活性。

3．2 可变长度分区管理

RTEMS定义的可变长度的分区（Region）是一段连续的、大小可配置的内存空间，可以被划分成很多大小不一的段（Segment）。创建分区时要指定一个分配单元，称为页。段的大小是页的倍数，如果应用程序在申请段时，给出的大小不是页的.倍数，内核会将其调整为页的倍数。例如，应用从而大小为512个字节的分区中申请一个大小为700字节的段，那么，内核实际分配的段大小为1024字节。

创建Reg

ion分区时，RTEMS根据分区大小和页小建立分区的控制结构和段的控制结构。在创建之初，只有一个空闲段，其大小为分区的大小减去控制结构的内存开销。随着应用申请、释放段的操作不断进行，分区中形成用双向链表链接起来的空闲段链。当从分区中分配段时，依据首次适应算法（即第一个满足要求的空闲段就作为分配结果）查看空闲段链中是否存在合适的段。当把段释放回分区时，该段被挂在空闲段链的链尾，并且如果空闲段链中有与此段相邻的段，则将其合并成一个更大的空闲段。RTEMS在段的控制块中设置一个标志位表示其被使用的情况。标志位为1表示该段正被使用，标志位为0表示该段空闲。图3是一个分区中具有两个空闲段和一个正被使用的段的示例。

空闲段和已经使用段的控制结构有所不同，如图4所示。

RTEMS的分区管理机制提供以下API：

rtems_region_create 创建一个分区

rtems_region_ident 获得分区的标识

rtems_region_ 删除一个分区

rtems_region_extend 扩展一个分区

rtems_region_get_segment 申请一个段

rtems_region_return_segment 释放一个段

RTEMS的可变长度分区管

理算法有以下特色：

①系统创建的分区数目可在运行时动态增加；

②段的控制结构在该段被分配出去后会减小，而在回收到控制快会自动恢复大小。这一点使得分区管理的系统开销降低到最小；

③时应用程序发现一个分区的内存空间不够使用时，可以调用retms_region_extend函数(API)扩展该分区的大小。

在动态可变长度内存管理的基础上，RTEMS还提供了Malloc/free等标准的C函数。在使用Malloc/free等函数时应注意以下几个方面的限制：

①因为内存分区是一种临界资源，由信号量保护，使用Malloc会导致当前调用挂起，因此它不能用于中断服务程序。

②因为进行内存分配需要执行查找算法，其执行时间与系统当前的内存使用情况相关，具有不确定性，因此对于有规定时限的操作是不适宜的。

③由于采用简单的首次适应算法，容易导致系统中存在大量的内存碎片，降低内存使用效率和系统性能。4 结论

篇5：一种嵌入式系统的内存分配方案

①快速性。嵌入式系统中对实时性的保证，要求内存分配过程要尽可能地快。因此在嵌入式系统中，不可能采用通用操作系统中复杂而完善的内存分配策略，一般都采用简单、快速的内存分配方案。当然，对实性要求的程序不同，分配方案也有所不同。例如，VxWorks采用简单的最先匹配如立即聚合方法；VRTX中采用多个固定尺寸的binning方案。

②可靠性。也就是内存分配的请求必须得到满足，如果分配失败可能会带来灾难性的后果。嵌入式系统应用的环境千变万化，其中有一些是对可靠性要求极高的。比如，汽车的自动驾驶系统中，系统检测到即将撞车，如果因为内存分配失败而不能相应的操作，就会发生车毁人亡的事故，这是不能容忍的。

③高效性。内存分配要尽可能地少浪费。不可能为了保证满足所有的内存分配请求而将内存配置得无限大。一方面，嵌入式系统对成本的要求使得内存在其中只是一种很有限的资源；另一方面，即使不考虑成本的因素，系统有限的空间和有限的板面积决定了可配置的内存容量是很限的。

2 静态分配与动态分配

究竟应用使用静态分配还是动态分配，一直是嵌入式系统设计中一个争论不休的总是。当然，最合适的答案是对于不同的系统采用不同的方案。如果是系统对于实时性和可靠性的要求极高（硬实时系统），不能容忍一点延时或者一次分配失败，当然需要采用静态分配方案，也就是在程序编译时所需要的内存都已经分配好了。例如，火星探测器上面的嵌入式系统就必须采用静态分配的方案。另外，WindRiver公司的一款专门用于汽车电子和工业自动化领域的实时操作系统OSEKWorks中就不支持内存的动态分配。在这样的应用场合，成本不支持内存的动态分配。在这样的应用场合，成本不是优先考虑的对象，实时性和可靠性才是必须保证的。当然，采用静态分配一个不可避免的总是就是系统失去了灵活性，必须在设计阶段就预先知道所需要的内存并对之作出分配；必须在设计阶段就预先考虑到所有可能的情况，因为一旦出现没有考虑到的情况，系统就无法处理。这样的分配方案必须导致很大的浪费，因为内存分配必须按照最坏情况进行最大的配置，而实际上在运行中可能使用的只是其中的一小部分；而且在硬件平台不变的情况下，不可能灵活地为系统添加功能，从而使得系统的升级变得困难。

大多数的系统是硬实时系统和软实时系统的综合。也就是说，系统中的一部分任务有严格的时限要求，而另一部分只是要求完成得越快越好。按照RMS（Rate Monotoin Scheduling）理论，这样的系统必须采用抢先式任务调度；而在这样的系统中，就可以采用动态内存分配来满足那一部分可靠性和实时性要求不那么高的任务。采用动态内存分配的好处就是给设计者很大的灵活性，可以方便地将原来运行于非嵌入式操作系统的程序移植到嵌入式系统中，比如，许多嵌入式系统中使用的网络协议栈。如果必须采用静态内存分配，移植这样的协议栈就会困难得多。另外，采用动态内存分配可以使设计者在不改变基本的硬件平台的情况下，比较灵活地调整系统的功能，在系统中各个功能之间作出权衡。例如，可以在支持的VLAN数和支持的路由条目数之间作出调整，或者不同的版本支持不同的协议。说到底，动态内存分配给了嵌入式系统的程序设计者在比较少的限制和较大的自由。因此，大多数实时操作系统提供了动态内存分配接口，例如malloc和free函数。

3 RTOS提供的内存分配接口

不同的RTOS由于其不同的定位，采用不同的内存分配策略。例如VRTX中，采用类似于GNU C中由Doug Lea开发的内存分配方案，即Binning算法，系统内存被分成了一些固定尺寸的内存块的算法，系统内存被分成了一些固定尺寸的内存块的集合。这种方法的优点是查找速度快而且不会产生内存碎片。但是，它的缺点也很明显，就是容易造成浪费，因为内存块的尺寸只有有限个，分配时只能取较大的内存块来满足一个较小的需求，累积起来，浪费就很大了；而且操作系统管理这样一个内存分配表也是一个很大的负担。

下面详细介绍一下我们常用的RTOS――美国风河公司（WindRiver）的VxWorks中采用的内存分配策略。VxWorks的前身就是VRTX，据说VxWorks的名称来自make vrtx work。

VxWorks的内存管理函数存在于2个库中；memPartLib（紧凑的内存分区管理器）和memLib（完整的内存分区管理器）。前者（memPartLib）提供的工具用于从内存分区中分配内存块。该库包含两类程序，一类是通用工具创建和管理内存分区并从这些分区中分配和管理内存块；另一类是标准的malloc/free程序提供与内存分区的接口。系统内存分区（其ID为memSysPartId是一个全局变量）在内核初始化时由usrRoot调用memInit创建。其开始地址为RAM中紧接着VxWorks的BSS段之后，大小为所有空闲内存，如图1所示。(本网网收集整理)

当创建其它分区时，一般需要先调用mallo

c从系统内存分区中分配一段内存才能创建。内存分区的结构定义为mem_part，包含1个对象标记，1个双向链表管理空闲块，1个信号量保护该分区及一些统计信息，如总尺寸、最大块尺寸、调试选项、已分配的块数、已分配的尺寸等。其语句如下：

typedef struct mem_part {

OBJ_CORE objCore; /*对象标志*/

DL-LIST freeList； /*空闲链表*/

SEMAPHORE sem; /*保护分区的信号量*/

Unsigned totalWords； /*分区中字（WORD）数*/

Unsigned minBlockWords; /*以字为单位的最小块尺寸*/

Unsigned options; /*选项，用于调试或统计*/

/*分配统计*/

unsigned curBlocksAllocated; /*当前分配的块数*/

unsigned curWorkdAllocated; /*当前分配的字数*/

unsigned cumBlockAllocated； /*累积分配的块数*/

unsigned cumWordsAllocated； /*累积分配的字数*/

}PARTITION；

一般系统中只有1个内存分区，即系统分区，所有任务所需要的内存直接调用malloc从其中分配。分配采用First-Fit算法（注意这种算法容易导致大量碎片），通过free释放的内存将被聚合以形成更大的空闲块。这就是VxWorks的内存分配机理。分配时可以要求一定的`对齐格式。注意，不同的CPU架构有不同的对齐要求。为了优化性能，malloc返回的指针是经过对齐的，为此的开销随构不同而不同。例如，68K为4字节对齐，开销8字节；SPARC为8字节对齐，开销12字节；MIPS为16字节对齐，开销12字节；I960为16字节对齐，开销16字节。

MemLib库中提供了增强的内存分区管理工具，并且增加了一些接口，而且可以设置调试选项。可以检测2类错误：①尝试分配太大的内存；②释放内存时发现坏块。有4种错误处理选项，当发生错误时记录消息或挂起任务。

但是，使用动态内存分配malloc/free时要注意到以下几方面的限制。①因为系统内存分区是一种临界资源，由信号量保护，使用malloc会导致当前调用挂起，因此它不能用于中断服务程序；②因为进行内存分配需要执行查找算法，其执行时间与系统当前的内存使用情况相关，是不确定的，因此对于有规定时限的操作它是不适宜的；③由于采用简单的最先匹配算法，容易导致系统中存在大量的内存碎片，降低内存使用效率和系统性能。

针对这种情况，一般在系统设计时采用静态分配与动态分配相结合的方法。也就是对于重要的应用，在系统初始化时分配好所需要的内存。在系统运行过程中不再进行内存的分配/释放，这样就避免了因内存的分配释放带来的总是。而且在系统初始化，因为没有内存碎片，对于大的内存块的需求容易满足。对于其它的应用，在运行时进行动态内存分配。尤其是某些应用所要求的大量固定尺寸的小内存块，这时就可以采用一次分配多次使用的内存分配方案。下面详细介绍这种内存分配方案及其应用场合。

4 一次分配多次使用的内存分配方案

在嵌入式系统设计中，经常有一些类似于内存数据库的应用。这些应用的特点是在内存中管理一些树，比如以太网交换机中的MAC地址表、VLAN表等，或者路由器中的路由表。这些树是由许多相同尺寸的节点组成的。这样，就可以每次分配一个大的缓冲池，比如包含多个内存单元的数组，每个内存单元用于1个节点。我们用一个空闲链表来管理该数组中的空闲内存单元。每次程序需要分配内存以创建1个新的节点时，就从空闲链表中取1个单元给调用者。程序删除节点并释放内存时，将释放的内存单元返还给空闲链表。如果链表中的空闲内存单元取空了，就再次调用malloc从系统内存中分配一个大的内存块作为新的缓冲池。采用这样一种方案主要有如下优点：①减少了malloc/free的调用次数，从而降低了风险，减少了碎片；②因为从缓冲池中取一个内存单元是时间确定的（当然，如果缓冲池耗尽从而需要重新调用malloc分配除外），因此它可以用于严格时限的场合从而保证实时性；③它给用户以自由来添加一些用于内存分配和释放的调试函数以及一些统计功能，更好地监测系统中内存的使用情况。

这种方案必然涉及到一个缓冲池的结构。一般缓冲池的结构由以下几部分组成：单元尺寸、块尺寸（或者单元数目）、缓冲池指针、空闲链表、用于统计和调试的参数等。对缓冲池的操作包括创建缓冲池、释放缓冲池、从缓冲池中分配1个内存单元、释放内存单元回缓冲池等。下面举2个例子说明一下该方案的具体使用情况。

4．1 Intel交换机驱动程序中内存分配

在以Intel的交换芯片为基础的交换机方案中，因为采用的是软件地址学习的方式，需要在内存中维护许多数据，如MAC地址表的软拷贝、VLAN表、静态单播地址表、组播地址表等。这些表都是由一些树组成，每个树由一些固定尺寸的节点组成。一般每个节点几十个字节，每棵树的节点数是可增长的，少则几十，最多可到16K个节点。因此，很适合于采用该方案，具体的实现如下：

（1）缓冲池结构BlockMemMgr

typedef struct{

MemSize data_cell_size; /*数据单元的尺寸*/

MemSize block_size; /*块尺寸*/

/*下面的变量为预定义的每个管理器最多包含的块数，如64

MAX_BLOCKS_OF_MEM_SIZE*/

Unsigned short blocks_being_used;/*已使用的块数*/

Void mem_ptr[PAX_BLOCKS_OF_MEM_SIZE];

/*块数组*/

SLList free_data_cells_list; /*空闲链表*/

}BlockMemMgr;

结构中的参数包括：单元尺寸、块尺寸、已用块数、所有块的地址、空闲链表（单向链表）。

（2）缓冲池的管理函数

◆block_mem_create：创建块内存管理器，参数包括内存指针（如为NULL，表示自己分配）、块尺寸、单元尺寸、返回管理器指针。

过程如下：

①检验参数合法性。

②单元尺寸4字节对齐，计算每个块中的单元数。对内存指针进行4字节对齐或者分配内存指针。

③初始化结构BlockMemMgr，包括单元尺寸和块尺寸。设置第1个内存块的指针。如果内存是外来的，设置块已用标志（已用为0），表示不能增加块；否则，已用块数设为1。

④创建空闲链表，将块内所有单元添加到链表中，最后一个单元处于链表的最前面。

⑤返回BlockMemMgr。

◆block_mem_destroy：解构一个块内存管理器，释放它所分配的所有内存，调用者负责外部内存的释放。参数为BlockMemMgr。返回成功失败标志。

①参数合法性检测。

②删除单向链表（设链表指针为NULL）。

③如果块是动态分配的，释放它们。

④释放结构BlockMemMgr。

◆block_malloc：从块内存管理器中分配1个单元

⑤释放结构BlockMemMgr

◆block_malloc：从块内存管理器中分配1个单元。参数为BlockMemMgr，返回数据单元指针。

①参数合法性检测。

②判断空闲链表是否为空（是否为NULL）。如果为空，判断是否可以动态分配块，如果不能，返回失败；如果可以动态分配块，则分配1个块，执行与block_mem_create一样的操作。

③从空闲链表中分配第1个单元，返回其指针。

注意这里有一个小技巧，即数据单元在空闲时其中存放空闲链表的节点信息，而分配后则存放数据内容。

◆block_free：释放1个数据单元，返回块内存管理器。小心不要对1个单元释放2次。参数为BlockMemMgr和单元指针。

①参数合法性检测。

②地址比较，判断数据单元属于哪个块。

③判断数据单元的内容是否为空闲链表节点信息（也就是块内某单元的地址），从而确定是否为2次释放。

④将该数据单元插入到空闲链表的前面。

⑤引用该单元的指针设为NULL。

内存管理代码遵守如下约定：①管理的内存是实际可写的内存；②分配内存是4字节或32位对齐；③block_malloc、block_free在中断级调用是部分安全的，除非BLOCK中已经没有空闲CELL，需要重新调用malloc分配新的BLOCK（而malloc和free就不是安全的，因为其中使用了信号量和搜索算法，容易引起中断服务程序阻塞）。当然，block_mem_create和block_mem_destroy必须在进程级调用。

4．2 TMS中的内存分配

TMS是WindRiver公司为可管理式交换机推出的开发包。它用用IDB来管理各种协议的数据，比如STP和GVRP等。为了支持IDB，它建立了自己的缓冲池管理方案，程序在bufPoolLib.c中。该程序包含用于缓冲池管理的函数，这些函数允许从1个池中分配固定数目和大小的缓冲区。通过预先分

配一定数目固定大小的缓冲区，避免了反复的小的内存块分配/释放相关联的内存碎片和浪费。既然它从1个单一的块中分配缓冲池，也比对每一个缓冲区执行1次分配有更高的空间效率。模块对每个缓冲区加上1个标记（MAGIC），释放时会检查标记。模块给用户提供分配和释放操作定义回调函数的能力。这样可以做到自动的对象创建和解构，同时允许由多个缓冲池分配的成员组成的对象做为1个单一的实体删除。这类似于C++中自动的对象构建和解构，不过是用C语言并且没有堆栈分配的负担。模块既允许从堆栈中分配缓冲池（通过calloc），也可以在用户分配的空间中创建它们。模块用1个单向链表来维护未分配的缓冲区，但不跟踪已分配的缓冲区。模块并不是任务安全的，用户需要用信号时来保护缓冲池。

（1）缓冲池结构

typedef struct

{

ulong_t magic; /*用于一致性检测的特殊标记*/

Boolean localAlloc; /*内存是否在创建缓冲区时分配*/

SL_LIST freeList; /*空闲链表*/

Void store; /*缓冲区指向的内存指针*/

STATUS(*createFn)(void*,ulong_t argl); /*创建缓冲区时的回调函数指针*/

STATUS（*destroyFn）(void*,ulong_targl);/*释放缓冲区时的回调函数指针*/

Ulong_t argVal;/*回调函数的参数*/

} buf_pool_t;

结构中的参数包括检查标记MAGIC、是否本地分配、空闲链表、内存指针、创建缓冲池的回调函数指针、释放时的回调函数指针、回调函数参数。

（2）相关函数

◆BufPoolInitializeStorage：分配和初始化存储区。参数包括存储区地址（如为NULL，则本地分配）、缓冲区大小、缓冲区个数。

①根据缓冲区大小和个数获得所需的内存大小。

②如果指针为NULL，则调用calloc分配内存。设置本地分配标志。

③初始化内存为0。

④初始化指针。分配的内存块最前面为缓冲池结构buf_pool_t。实际的存储区紧随其后。Buf_pool_t包含参数检查标记、是否本地分配、存储区地址、分配时回调函数、释放时回调函数、回调函数变量。此时只设置存储区指针。

◆BufPoolCreate：创建缓冲池。参数为内存制止。缓冲区尺寸和个数，创建时回调函数、释放时回调函数、回调函数参数。

①尺寸对齐。

②调用bufPoolInitializeStorage初始化内存区和buf_pool_t结构。

③用传入参数填充buf_pool_t结构。

④将缓冲区添加到空闲链表中，最后的缓冲区在最前面。

◆BufPoolDestroy：删除缓冲池。参数为buf_pool_t指针。

①检查缓冲池结构中的MAGIC字段是否被个性。

②如果是本地分配的则翻放内存区。

◆BufPoolAlloc：从缓冲池中分配一个缓冲区，参数为缓冲池结构指针。如果存在空闲缓冲区，则从空闲链表中除并提供给调用者，执行创建时回调函数。如果回调函数返回错误，则将缓冲区返还给空闲链表。

①检查缓冲池结构中的MAGIC标记是否完好。

②从空闲链表中取出头一个节点。

③如果节点不为空，清空节点，以其地址为参数调用回调函数。

④如果回调函数返回错误，则将节点还给空闲链表。

⑤返回得到空闲缓冲区地址。

◆BufPoolFree：将缓冲区返回给缓冲池。如果定义了回调函数，将在归还缓冲之间调用回调函数。参数为缓冲池结构和缓冲区指针。

①缓冲池MAGIC标记是否完好。

②如果定义回调函数、调用之。如果返回错误，则设置错误号。

③将缓冲区添加到空闲链表中头部。

注意该函数有2点：①回调函数返回错误，照样归还缓冲区。②没有检查缓冲区是否二次释放，这一点与Intel的驱动程序不同。

另外，TMS的缓冲池没有BLOCK要领，不需要判断哪个CELL属于哪个BLO

CK，简化了操作。

5 小结

许多嵌入式应用在RTOS提供的malloc/free的基础上编写自己的内存管理方案。编写这样的内存管理方案，目的无非有两个：一是减少对malloc/free的依赖，从而避免由之带来的内存碎片、时间不确定等总是；另一个是增强程序的查错能力，送还内存使用错误。对于在嵌入式系统中广泛存在的数据库类型的内存需求，即分配多个固定尺寸的内存单元的要求，“一闪分配，多次使用”的方案无疑是一种很好的解决之道。文中介绍的2个例子很好地体现了它的优越性。

篇6：一种嵌入式系统的内存分配方案

①快速性。嵌入式系统中对实时性的保证，要求内存分配过程要尽可能地快。因此在嵌入式系统中，不可能采用通用操作系统中复杂而完善的内存分配策略，一般都采用简单、快速的内存分配方案。当然，对实性要求的`程序不同，分配方案也有所不同。例如，VxWorks采用简单的最先匹配如立即聚合方法；VRTX中采用多个固定尺寸的binning方案。

2 静态分配与动态分配

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篇7：嵌入式系统中的内存压缩技术

嵌入式系统中的内存压缩技术

摘要：介绍内存压缩技术和一个基于硬件的内存压缩系统模型，探讨内存压缩技术在嵌入式系统中的应用；重点介绍内存压缩系统的硬件要求及操作系统对内存压缩机制的支持；简单介绍内存压缩中常用的算法Lempel-Ziv，并就内存压缩技术在嵌入式系统中的应用问题作一些探讨。

关键词：嵌入式系统内存压缩压缩内存控制器 Lempel-Ziv算法

1 内存压缩技术介绍

为节省存储空间或传输带宽，人们已经在计算机系统中广泛地使用了数据压缩技术。在磁介质存储数据或网络传输数据时，人们使用基于硬件或软件的各种压缩技术。当压缩技术在各个领域都很流行时，内存压缩技术却由于其复杂性而一直未得到广泛使用。近年来，由于在并行压缩一解压算法以及在硅密度及速度方面取得的进展，使得内存压缩技术变得可行。

内存压缩技术的主要思想是将数据按照一定的算法压缩后存入压缩内存中，系统从压缩内存中找到压缩过的数据，将其解压后即可以供系统使用。这样既可以增加实际可用的内存空间，又可以减少页面置换所带来的开销，从而以较小的成本提高系统的整体性能。

内存压缩机制是在系统的存储层次中逻辑地加入一层――压缩内存层。系统在该层中以压缩的格式保存物理页面，当页面再次被系统引用时，解压该压缩页后，即可使用。我们将管理这一压缩内存层的相关硬件及软件的集合统称为内存压缩系统。内存压缩系统对于CPU、I/O设备、设备驱动以及应用软件来说是透明的，但是操作系统必须具有管理内存大小变化以及压缩比率变化的功能。

对于大多数的操作系统而言，要实现内存压缩，大部分体系结构都不需要改动。在标准的操作系统中，内存都是通过固定数目的物理页框（page frame）来描述的，由操作系统的VMM来管理。要支持内存压缩，OS要管理的实际内存大小和页框数目是基于内存的压缩比率来确定的。这里的实现内存是指操作系统可的内存大小，它与物理内存的关系如下：假设PM是物理内存，RM（t）是系统在t时刻的实际内存，而CR（t）是压缩比率，在给定时刻t可支持的最大实际内存为RM（t）=CR1（t）×PM。然而，由于应用程序的数据压缩率是不依赖于OS而动态变化的，未压缩的数据可能会耗尽物理内存，因此当物理内存接近耗尽时，操作系统必须采取行动来解决这个问题。(本网网收集整理)

2 内存压缩系统的硬件模型

目前由于内存压缩的思想越来越引起人们的注意市场上也出现了一些基于软件的内存压缩器。这些内存压缩器主要是通过软件对数据进行压缩，但由于访问压缩数据带来的延迟，它在系统性能方面改进并不明显，有些甚至降低了系统性能。本节介绍一种基于硬件的内存压缩系统模型。

图1是一个典型的内存压缩系统的硬件模型，包括了压缩内存、L3高速缓冲、压缩内存控制器等硬件部分。

其中压缩内存（133MHz SDRAM）包含了压缩数据。L3高速缓冲是一个共享的、32MB、4路组相联、可回写的高速缓冲，每行大小为1KB，由两倍数据率（DDR）SDRAM制定。L3高速缓冲包含了未压缩的缓冲行，由于大部分的访问都可以在L3高速缓冲中命中，因此它隐藏了访问压缩主存引起的延迟。L3高速缓冲对于存储分级体系中的上层而言就是主存，它的操作对于其它硬件，包括处理器和I/O来说都是透明的。压缩内存控制器是整个内存压缩系统的控制中心，它负责数据的压缩/解压，监控物理内存的使用情况以及实际地址到物理地址的寻址过程。

数据压缩过程是这样的：压缩内存控制将1KB的高速缓冲行压缩后写入压缩内存中，然后将它们从压缩内存中读出后解压。其压缩算法就是Lempel-Ziv算法，我们会在下一部分介绍这个算法。压缩机制将压缩的数据块以不同的长度格式存放到内存中。压缩内存的存储单元是一个256字节的区域。按照压缩比率不同，一个1KB的内存块（正好是L3每行的大小）可以占据0～4个压缩区域。

压缩内存控制器必须根据长度格式的不同将系统总线上的实际地址翻译成物理内存的中的物理地址。实际地址是出现在处理器外部总线上常规地址。篁址用来录十压缩内存的256字节区域。实际地址空间存在于L1/L2/L3高速缓冲中，用于立即访问。而其余的内存内容部分以压缩形式存在于物理内存中。内存控制器通过查询压缩翻译表（CTT）执行从实际地址到物理地址的翻译，这个表被保留在物理内存的某个位置。图2是CTT表的格式及内存控制器的寻址模式。

每个1KB内存块的实际地址映射到CTT的一项，而CTT每项共16字节，包括四个物理区域地址，每个地址指向物理内存听一个256字节区域。对于少于120位的块，如一个全为零的块，则使用一种特殊的CTT格式，称为通用行格式。在这种格式中，压缩数据全部存放在CTT项中，代替了四个地址指针。因此，一个1KB的通用块仅占用物理内存中的16字节，其压缩比率达到64：1。

压缩内存控制器中有一系列的寄存器用于监控物理内存使用。Sectors Used Register(SUR)向操作系统报告压缩内存的使用情况。The Sectors Used Threshold Registers,SUTHR和SUTLR，用于设置内存耗尽情况的中断入口点。SUTLR寄存器是PCI中断电路INTA的入口，而SUTHR寄存器是NMI中断的入口。当SUR超过了SUTLR的'值，内存控制器产生一个中断，则操作系统采取措施来阻止内存消耗。

在实际地址到物理地址的转换中，一个有用的方法是快速页操作。它允许控制器仅修改CTT项的四个指针，从而将4KB的页面内容换出或清空。快速页操作通过将与4KB页面相关的CTT项全部修改通用行格式（即全为零），从而将这4KB页面的内容全部清空。同样，一对页面可以通过交换它们相关的CTT项的区域指针来交换页面内容。由于没有大量的数据移动发生，快速页面操作速度相当快。

压缩内存控制器的压缩/解压功能是基于LempelZiv算法来进行的，因此下一节将简单介绍一下该算法的思想。

3 内存压缩算法Lempel-Ziv

绝大多数的压缩算法，包括用得特别流行的Lempel-Ziv压缩算法家庭，都是基于对原子记录（Token）字符串的完全重复检测。这个算法虽然不是最好的算法，但是，Lempel-Ziv算法强调的是算法的简单与取得高压缩率的速率，因此它还是在内存压缩中得到了广泛的应用。

Lemple-Ziv算法（简称LZ）是编码时将一个位串分成词组，然后将数据流描述成一系列的对。每个对组成一个新的词组，它包含一个数字（前一个词组的标识）和一个位（被附加到前一个词组上）。这种编码方式很庞大，可是一旦应用到适合的字符串，它就是相当有效率的编码方式。下面举例说明这种算法是如何编码的。

++表示连接（010++1=0101），U=0010001101是未被压缩的字符串。C是压缩后的字符串。P（x）表示词组数x。先看一下U=0010001101发现，它可以被写为U=0++010001101，因此得到P（1）=P(0)++0。现在继续将其写为U=0++02++0001101，可得到P(2)=P（1）++1。现在我们已经将P（2）描述为上一词组和一个新的位的组合。下一步，U=0++01++00++01101，并得到P（3）=P（1）++0。现在我们注意到，有U=0++01+00+011++01，而P（4）=011=P(2)++1，最后得到P（5）=P(1)++1。运算的步骤如表1所列。

一旦创建了表1，就有了整个编码的图表。要创建Lempel-Ziv数据流，则依照公式创建对。如果公式是P(x)=P(A)++B，则每个对为（A++B）。因此P（1）=P(0)++0变为（00++0），P（2）=P(1)++0变为（01++0），依此类推，将所有这些对连接起来，就得到了最后的字符串，结果如表2所列。这样，C就变成000011010101011，看来比U要长得多。但这里由于U的长度短，因此未能看出优势，而且包含P（0）的公式都没有压缩，所以也引起了长度增加。

Lempel-Ziv字符串的解码是很简单的，就是抓住其中的对，对照表1进行重构。

表1 编码过程

步骤值公式

0-P(0)001000110110P(1)=P(0)++00++010001101201P(2)=P(1)++10++01++00++01101300P(3)=P(1)++00++01++00++011014011P(4)=P(2)++10++01++00++011++01501P(5)=P(1)++10++01++00++011++01

表2 如何创建编码字符串

公式P(1)=P(0)++0P(2)=P(1)++1P(3)=P(1)++0P(4)=P(2)++1P(5)=P(1)++1对00++0=00001++1=01101++0=01010=++1=10101++1=011

000++011++010++101++011=000011010101011

4 操作系统对内存压缩的支持

在压缩内存系统中，内存大小指的是实际内存大小，它比物理内存大。在引导时，BIOS向操作系统报告的内存大小就比实际安装的物理内存要大。例如，硬件原型安装的是512MB的SDRAM，但BIOS向操作系统报告的内存大小为1GB。当应用程序数据以2：1或更高的比率压缩时，实际内存的工作方式与一般操作系统的内存工作方式是相同的。但当应用程序以未压缩数据来填充内存时（如一个zip文件不可能达到2：1的压缩比率），由于一般的OS只看到实际地址空间，因此不能意识到物理内存已经耗尽。例如，一个操作系统的实际内存为1024MB，而牧师内存为512MB。这时实际内存已经分配了600MB，系统显示还有424MB的空闲内存。但是由于已分配内存的压缩率很低，此时物理内存的耗用已经接近512MB。如果再近一步地分配内存，那么系统就会因为物理内存的耗尽而崩溃，尽管它仍然显示还有424MB的空闲内存。这种情况下，必须由操作系统提供对压缩内存进行管理的支持。

由于内存压缩是一个比较新的概念，一般的情况作系统都没有这样的机制来区分实际地址和物理地址，也不能处理“物理内存耗尽”的情况。不过，只要对操作系统内核做一些小的改动或者在操作系统之上增加一个设备驱动程序，即可达到目的。

一般来说，要从以下几方面对压缩内存进行管理。

（1）监控物理内存使用情况

通过轮询或中断法，查看物理内存的使用情况，并在物理内存耗尽前给出警告。压缩内存管理例程是通过压缩内存控制器中的一些寄存器来实现对物理内存的监控。SUR报告物理内存的使用情况，SUTHR和SUTLR用于设置中断临界值。压缩内存管理算法是基于物理内存使用的四种状态，分别为steady、acquire、danger和interrupt，其临界值的关系是mc_th_acquire

我们可以使用轮询和中断相结合的方法进行监控，并对物理内存使用的变化作出反应。通过时钟中断来驱动轮例程，该例程每10ms读取一次SUR的值，并将它与系统设定的临界值比较。当系统处于steady状态时，不用采取任何行动；当使用超过mc_th_acquire，应该增加nr_rsrv_pages来限制内存分配，但这并未引起内存缺乏；当使用超过mc_th_danger，应该增加nr_rsrv_pages到引起内存缺乏，并导致页面分配器和置换进程回收内存页面，一旦进入到该状态，物理内存管理例程会唤醒置换进程回收内存。

（2）回收内存以及清空空闲页面内容以减少使用

以标准的Linux内核为例，操作系统中有两具主要的变量来管理内存太少的情形。这两个变量是nr_free_pages和struct freepages。为了检测内存是否已耗尽，在分配内存前要进行检查。

if(nr_free_pages

/*内存太少，回收页面*/

}

else

{/*可以进行分配*/

在内存压缩系统中，通过增加一个新变量nr_rsrv_pages来完成此功能。这样就使最小空闲页面数量变为：freepages.min'=freepages.min+nr_rsrv_pages。

通过动态地调整nr_rsrv_pages变量，压缩内存管理例程可以人为地造成内存缺乏的现象，从而引起置换进程回收页面，此时会将调用进程暂时挂起。回收内存包含缩减各种缓冲，并将进程页面置换到磁盘上。当页面返回到空闲页面池时，它们会被清零。我们可以使用前面提到的快速页面操作来减少清空页面操作所带来的开销。

（3）阻塞CPU周期以减少物理内存使用率

当物理内存使用超过监界值mc_th_interrupt，控制器就中断处理器，nr_rsrv_pages进一步增加，然后CPU blocker就开始运行。我们在轮询机制的基础上还使用了中断机制，因为中断机制比轮询机制更加快速。如果在10ms的间隔中，物理内存使用突然上升，硬件中断会比轮询例程更早检测到这一情况。为了更加安全，我们使用CPUblocker来阻塞引起物理内存使用的进程。CPU blocker是空闲线程，它们可以使CPU空忙。由于页面被置换到磁盘是以机器速度运行的，而物理内存使用却可以以内存访问速度运行，速度从而得到增加。当牧师内存使用持续增加，以至换页也无法缓解时，进程需要被阻塞。我们就通过启动CPUblocker来阻塞CPU周期直到换页机制能有效地降低物理内存使用。CPUblocker不会阻塞中断，而且每40ms它就会让出CPU以免其它进程被饿死。

5 内存压缩技术在嵌入式系统中的应用

嵌入式系统是一种特殊的计算机系统，它是一个更大的系统或设备的一部分。通常，一个嵌入式系统是驻留在单处理机底板上的，其应用程序存储在ROM中。事实上，所有具有数字接口的设备――监视器、微波炉、VCRs、汽车等，都使用了嵌入式系统。一些嵌入式系统包含了操作系统，称为嵌入式操作系统。为了满足嵌入式应用的特殊要求，嵌入式微处理器虽然在功能上和标准微处理器基本是一样的，但和工业控制计算机相比，嵌入式微处理器具有体积小、重量轻、成本低、可靠性中，内存仍然是珍贵的资源，因此研究内存压缩技术在嵌入式系统中的应用具有一定的价值。

内存压缩的思想在一些嵌入式操作系统中，实际上已经得到了体现。例如在VxWorks中，当操作系统下载到目标机上时，其中一种方式是将引导程序和VxWorks映像都存放在ROM中。为了将其解压后再从ROM拷贝到RAM。这种基于软件的压缩方式，可以节省ROM空间，但其引导过程相对较慢。

以上的内存压缩技术在ROM中得到了应用，但对于RAM来讲，基于软件内存压缩技术，由于其访问压缩数据可能造成的延迟和不确定性，会对嵌入式系统的实时性造成和。因此它与虚拟内存技术一样，在嵌入式系统中未得到广泛应用。

本文所介绍的内存压缩系统是基于硬件的。在相同基准下，测试结果显示出，该系统的运行速度比标准系统的运行速度快1.3倍。如果要实现相同大小的内存，采用内存压缩系统的硬件费用比购买RAM的费用要低，而且内存越大，其节省的费用越多，可以达到一半的价钱。因此笔者认为在内存资源极其宝贵的嵌入式系统中，实现基于硬件的内存压缩系统具有较大的价值。

结语

本文介绍的内存压缩系统是基于专门的硬件支持，即L3高速缓冲和内存控制器。在目前大多数Pentium以上架构的硬件平台上，只需要对操作系统内核做一些小的屐，或者增加一个设备驱动及服务程序，即可完成此项功能。由于嵌入式系统对实时性的要求，基于硬件的内存压缩技术可以在增大可用内存的同时不影响系统的实时性，其硬件费用相对RAM的价格更低，具有一定的实用价值。

篇8：嵌入式系统中的内存压缩技术

嵌入式系统中的内存压缩技术

关键词：嵌入式系统内存压缩压缩内存控制器 Lempel-Ziv算法

1 内存压缩技术介绍

为节省存储空间或传输带宽，人们已经在计算机系统中广泛地使用了数据压缩技术。在磁介质存储数据或网络传输数据时，人们使用基于硬件或软件的`各种压缩技术。当压缩技术在各个领域都很流行时，内存压缩技术却由于其复杂性而一直未得到广泛使用。近年来，由于在并行压缩一解压算法以及在硅密度及速度方面取得的进展，使得内存压缩技术变得可行。

2 内存压缩系统的硬件模型

目前由于内存压缩的思想越来越引起人们的注意市场上也出现了一些基于软件的内存压缩器。这些内存压缩器主要是通过软件对数据进行压缩，但由于访问压缩数据带来的延迟，它在系统性能方面改进并不明显，有些甚至降低了系统

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篇9：嵌入式系统通用的应用软件结构研究

嵌入式系统通用的应用软件结构研究

摘要：嵌入式实时多任务操作系统在软件编程上有一定的相似性。这种相似的特性，使得我们可以将个别系统的编程经验推广到更多的系统上。本文就μC/OS-II内核的任务管理和内存管理进行基本的介绍，并介绍一个通用的应用软件结构。然后，与之相对应，提供两个不同操作系统下的应用实例。

关键词：嵌入式系统多任务编程

引言

嵌入式系统的面向应用特性，使得大多数程序员沉陷于不同的应用中。在进入新的一轮开发后，往往只有一些简单的经验可供参考。为了加快应用的开发进度，有必要研究一种统一的应用软件结构，使开发人员能够通过简单模式套用，简化大量系统研究方面的工作，以加快嵌入式开发人员对新系统的理解和使用。

操作系统μC/OS-II和ECOS（Embedded Configurable OS）是我在研发过程中使用过的两个系统。这两个源码公开的系统是我们研究的基础。开发平台依次是PC机和EP7212开发板。

1μC/OS-II内核

对于一个嵌入式系统内核，我们最关心的是：任务调度、内存管理及时间特性等。这里，只介绍与多任务编程联系最多的任务调度和内存管理。

1.1 任务调度

任务的状态有休眠、就绪及运行几种。任务调度就是遵循一定的.原则，使多个任务共同使用同一处理机的过程。这一过程主要是通过对任务控制块（TCB）的管理来实现的。

当一个任务建立时，μC/OS-II系统为其所对应的OS_TCB赋值；当任务的CPU使用权被剥夺时，系统用OS_TCB来保存该任务的状态；当任务重新得到CPU使用权时，系统就可通过任务控制埠来使任务从被中断处继续执行下去。

在μC/OS-II中，TCB内包含如下基本项：

*OSTCBStkPtr是一个指向当前任务栈顶的指针，通过允许每个任务拥有自己的栈来减小系统的内存开销；

*OSTCBNextOSTCBPrev用于任务控制块的双重链接；

*OSTCBDly用于任务延时或超时限制；

*OSTCBStat任务的状态字，0表示就绪态；

*OSTCBPrio任务的优先级，值越小，优先级越高。

在μC/OS-II中，还有两个与任务调度相关的结构就绪表和估级判定表。就绪表中有两个变量用来存放每个任务的就绪标志。通过分组与优先级表中的项实现一一对应，进而确定进入就绪态的优先级最高的任务。

任务调度算法原型：

*关中断；

*取优先级最高的就绪任务；

*若不是当前任务，则进行任务切换；

*开中断。

任务切换中两步完成：将被挂起的任务的微处理器寄存器堆入栈，然后，将较高优先级的任务的寄存器值从栈中恢复到寄存器中。

1.2 内存管理

在嵌入式系统中，为了更高效地使用内存，除了常规的malloc和free外，通常提供不同的内存组织形式，以满足特殊应用的需求。ΜC/OS-II中，操作系统把连续的大块内存按分区来管理，每个分区中包含整数大小相同的内存块。利用这种机制，μC/OS-II对malloc()和free（）进行改造，使得它们可分配和释放固定大小的内存块，并且使这两个函数的执行时间也固定下来。

为了使用户能得到需大小的内存块，在一个系统中可以多个内存分区，应用程序可以从不同的内存分区中取得不同大小的内存块。唯一要注意的是，不同的内存块在释放时必须重新放回它以前所属的内存分区。采用上述的内存管理算法，解决了内存碎片的问题。

为了跟踪每一个内存分区，μC/OS-II使用了内存控制块的数据结构，主要有：

OSMemAddr―指向内存分区起始地址的指针；

OSMemFreeList―指向下一个空闲控制块或下一个空闲内存块的指针；

OSMemBlkSize―内存分区中内存块的大小，是用户建立该内存分区时指定的；

OSMemB1ks―内存分区中总的内存块数量，是用户建立该内存分区时指定的；

OSMemNFree―内存分区中当前可以得到的空闲内存块数量。

在μC/OS-II中，也可以使用常规的malloc（）和free（）内存管理函数来增强其可移植性，但在使用更严格的场合，应使用系统提供的特殊的内存管理。

2 应用软件

2.1 应用软件原型

对于8051单片机系统的编程，最基本的架构是一个无限循环，应用的所有事情基本上都是在这个超循环中实现的。在这种系统中，系统上只有一个任务在运行，应用就是整个系统，而整个系统就是一个应用。

与这种简单系统相似，超循环结构在复杂的实时操作系统μC/OS-II中也是一个基本结构；但不再是系统级的，而只是任务级的。图1为超循环的结构示意。

(本网网收集整理)

在一个应用中，至少有一个这样的任务，它包含这样一个超循环，以使其拥有与应用相同的生存期，并由它完成应用的全部或部分功能。图2为应用软件结构框图。

2.2 基本应用软件结构

应用软件结构存在不同性，是由应用本身决定的；但作为基本结构，则是相似甚至是相同的。因为对于不同的系统，所调用的函数是不同的。下面给出基本应用软件结构的文字描述。

①声明系统的包含文件。

②声明全局数据：任务数、任务的栈空间等。

③主函数：

*系统初始化；

*创建主任务；

*启动多任务执行。

④主任务：

*主任务初始化；

*若必要，可创立多个子任务；

*进入超循环或退出主任务。

⑤子任务：

*子任务初始化；

*进入超循环或退出子任务。

2.3 应用软件实例

（1）样例1

为了简要说明软件结构思想，我们在PC平台、Windows 98系统下，采用了Borland公司的C++命令行编译环境，说明我们的第一应用。

其中文件的主要功能，就是显示一个HelloμC/OS-II embedded world！字符串。由于其是在μC/OS-II下实现的，与原理有相通性，这里就不再更多介绍了。

（2）样例2

使用Cirrus Logic公司的开发板EP7212，运行的操作系统是RedHat公司的ECOS。本应用的主要功能是，把从串口2接收到的数据再发送回去，并且在初始化时加发一个“Hello eCos World！”字符串。

ECOS是一个比μC/OS-II更复杂的系统，其支持的软件结构更丰富，但其对我们所抽象的软件结构依然支持得很好；只是在我们应用的主函数中，已更好地将系统的初始化部分隐藏了起来。

篇10：嵌入式系统通用的应用软件结构研究

嵌入式系统通用的应用软件结构研究

关键词：嵌入式系统多任务编程

引言

1 μC/OS-II内核

对于一个嵌入式系统内核，我们最关心的是：任务调度、内存管理及时间特性等。这里，只介绍与多任务编程联系最多的任务调度和内存管理。

1.1 任务调度

任务的状态有休眠、就绪及运行几种。任务调度就是遵循一定的原则，使多个任务共同使用同一处理机的'过程。这一过程主要是通过对任务控制块（TCB）的管理来实现的。

在μC/OS-II中，TCB内包含如下基本项：

*OSTCBStkPtr是一个指向当前任务栈顶的指针，通过允许每个任务拥有自己的栈来减小系统的内存开销；

*OSTCBNextOSTCBPrev用于任务控制块的双重链接；

*OSTCBDly用于任务延时或超时限制

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篇11：嵌入式实时系统中断管理技术研究

嵌入式实时系统中断管理技术研究

摘要：嵌入式实时系统中断管理技术直接影响到系统的实时响应性能。本文通过对嵌入式内核中断管理技术的研究，归结出“中断前－后段处理”模型；同时，针对一些处理器中多个外部中断共用一个向量的问题，提出一种单向量多中断处理映射技术，并在PowerPC MPC860处理器上实现Delta OS内核时，验证此技术的有效性。

关键词：实时性中断中断管理模式嵌入式实时系统

引言

??嵌入式实时系统（Real-Time System）是一个能够在指定或者确定的时间内对外部事件作出响应的系统，其重要的特性是实时响应性。

嵌入式实时系统对外部事件的响应一般都是通过中断来处理的，其对中断的处理方式，直接影响到系统的实时性能。

1 嵌入式内核的中断管理模式

1.1 简介

实时多任务操作系统是嵌入式应用开发的基础平台。早期的嵌入式实时应用软件直接在处理器上运行，没有RTOS支持，现在的大多嵌入式应用开发都需要嵌入式操作系统的支持。实际上，此时的嵌入式操作系统相当于一个通用而复杂的主控程序，为嵌入式应用软件提供更强大的开发平台和运行环境。因为嵌入式系统已经将处理器、中断、定时器、I/O等资源包装起来，用一系列的API提供给用户，应用程序可以不关注底层硬件，直接借用操作系统提供的功能进行开发，此时的嵌入式操作系统可以视为一个虚拟机。

随着嵌入式实时系统的发展，为了方便对中断的处理，系统内核常接管中断的处理，比如提供一些系统调用接口来安装用户的中断，提供统一的中断处理接口等。根据系统内核的可抢占或者非抢占性，系统内核接管中断又有两种不同处理模式，如图1。

图1

在非抢占式内核的中断处理模式中，当在中断处理过程中有高优先级任务就绪时，不会立即切换到高优先级的任务，必须等待中断处理完后返回到被中断的任务中，等待被中断的任务执行完后，再切换到高优先级任务。在抢占式内核的中断处理模式中，如果有高优先级任务就绪时，则立刻切换到高优先级的任务。抢占式内核中断处理模式下的时序如图2。

在时序图中，符号A表示有高优先级任务N就绪。这种处理模式有利于高优先级任务的处理，但相应地延长了被中断的低优先级任务的执行时间。

1.2 嵌入式内核接管中断的处理机制

嵌入式内核接管中断的处理机制主要包括两个部分：面向应用的编程接口部分和面向底层的处理部分。面向用户应用的编程接口的任务之一是供支持用户安装中断处理例程。面向底层处理部分可以分为两个部分：中断向量表部分和中断处理部分。中断向量表部分主要指中断向量表的定位和向量表中表项内容的形式，一般在嵌入式内核中都提供一个中断向量表，其表项的向量号应与处理器中所描述的向量对应；向量表表项的内容形式一般有两种形式。最常见的形式就是在具体的向量位置存储的是一些转移程序，转到具体的中断处理部分；另一种形式也就是中断向量位置存放具体的中断处理程序，此仅针对向量号之间彼此有一定的距离，此距离足以存放中断处理程序。面向底层部分的中断处理部分，是整个嵌入式内核中断管理的核心，在后面有详细的分析。

(本网网收集整理)

对于嵌入式内核中断管理模式图中的中断处理部分，以Delta OS内核为例，详细说明其中断处理部分。Delta OS内核中断处理部分采用了“统一接管”的思想，即Delta OS 为所有的外部中断都提供一个统一的入口_ISR_Handler。此入口的主要功能是保护中断现场，执行用户的中断服务程序，判断是否允许可抢占调度，中断现场的恢复等。Delta OS内核中断处理的流程如图3。

从Delta OS内核中断处理流程图中，可看出嵌入式内核中一些专用的处理方式。

① 在嵌入式内核中一般有两个堆栈：系统栈和任务栈。系统栈是系统为中断上下文处理而预留的堆栈；任务栈属于任务本身的私有堆栈，用来存储任务执行过程中一些临时变量等信息。因为中断上下文不隶属于任何任务的上下文中，所以嵌入式内核一般都有一个系统栈专门处理中断上下文的。当产生中断且非中断嵌套时，堆栈由被中断任务中的任务栈切换到系统栈；当在中断处理中又发生中断时，堆栈不再切换，仍用系统栈；当退出最外层中断时，堆栈又由系统栈切换到被中断的任务中的任务栈。

② 一般嵌入式内核有两种形式：抢占式和非抢占式。为了更好地支持系统的实时性，很多嵌入式实时内核都是抢占式内核，如Vxworks、pSOS 等。从上面Delta OS 内核中断处理流程可知Delta OS是抢占式内核。因为在中断处理中，当检测到有高优先级任务就绪时，就会切换到高优先级任务里，而不是等到退出中断后，再进行任务调度。

③ 在嵌入式内核中，中断时机和调度时机直接影响到系统的实时性。关中断的时机一般在执行核心操作之前。核心操作包括对链表的操作，对核心数据项（如指示同步，反应重要信息状态）的修改等场合都须关中断。执行完相应的核心操作后，就可以开中断。开调度时机主要提供重新调度的机会，一般在执行操作系统核心调用前关调度，执行完后开调度。系统中开关中断与开关调度的关系大致如下：

开关中断的粒度比开关调度要深，要细。开关中断主要是为实时性提供各种可能的中断时机，允许响应外部中断。中断里也可以执行调度和系统调用，但中断的上下文与任务的上下文是不一样的，因此在中断里只能执行一些特定的系统调用。这些特定系统调用是不会引起调用阻塞的，不要试图在中断里执行获取信号量，执行I/O操作等这些很容易引起调用阻塞的系统调用。

2 中断管理模型

2.1 中断前－后段处理模型

在前面嵌入式内核中断管理模式分析中，嵌入式内核一般采用中断统一接管思想，在中断统一接管中调用用户的中断服务程序。中断管理模式中的中断处理部分又可以细化，如嵌入式Linux系统中关于中断管理机制中提出了“前半部”和“后半部”的处理思想。其实这种中断管理的思想把中断处理部分按照重要性分两部分，将必须要做的中断处理部分归为“前半部”，即这部分在中断处理部分实施；而将中断处理中可以延迟操作且影响不大的部分归为“后半部”，这部分在退出中断服务程序后实施。通过这样的中断管理思想减少的中断服务时间，为其它外部事件的中断响应提供了更多的时机。在实时内核中还有其它的中断处理机制，它们的思想都是尽量减少中断处理的时间。如在一些I/O处理部分，I/O操作所引起的中断处理部分只做标记功能，即只设一个标志或者发一个消息说明外部中断来了，而具体的I/O传输操作放在中断外部实施。根据上面的分析，将前面的中断处理思想归结为：中断“前－后”段处理模型，其模型如图4。

在图4中，“中断前部”主要完成外部事件发生中断请求时，系统对其响应所完成的必要功能，如中断现场保护、数据预取和预放等；“置标”部分主要通知某个任务或者线程已有一个中断发生，且中断的前部已完成；“中断后部”并不是在中断服务程序里执行，而是由接收到标记或者通知的任务或者线程来完成的，主要是完成本应在中断服务里完成的后继工作。举个例子，当网络接口卡报告新的数据包到达时，“中断前部”主要将数据包送到协议层；“中断后部”完成对数据包的具体处理。

在此“中断前－后段处理模型”中，应该注意两个方面：

① 如何划分“中断前部”和“中断后部”。基本的划分标准是，应该立即处理的和必要的功能部分放在“中断前部”完成，可以推迟处理或者可以在中断外处理的功能部分放在“中断后部”完成。

②“中断后部”何时执行，取决于用于完成“中断后部”功能的任务或者线程的优先级。如果要让中断的后继部分较快地执行，则可以通过提高获得标记的任务或者线程的优先级。从极限角度思维，当获得标记的任务或者优先级很高时，在“中断前部”完成退出中断后，立即就执行获得标记的任务或者线程，这相当于获得标记的任务或者线程执行部分就在中断里执行。如果中断的后继部分并不要求较快的执行，则可以赋给获得标记的`任务或者线程为普通的优先级。

2.2 单向量多中断处理映射技术

(1)问题的提出

在前面的嵌入式内核中断管理模式图中，中断向量表部分也属于模式图的一部分，不同嵌入式处理器体系中断向量的支持也不同。在PowerPC 8xx 系列的处理器中，所有外部中断对应的向量都是0x500。为了处理这种多个外部中断共用一个向量的情况，本节提出了单向量多中断处理技术。此技术的思想如下：

当外设中断触发时，首先定位到实向量位置，调用中断统一接口函数，中断统一接口函数对外设中断触发的参数进行测试，寻找到其对应的虚向量，从而触发虚向量处的回调函数，从而实现多个外部中断通过同一的实向量到多个虚向量的映射，解决了单向量多中断处理的问题。

单向量多中断处理映射技术的示意图如图5。

在上面的单向量多中断处理映射图中，V表示多个外设共享的中断请求向量号，V1，V2，…，Vn-1，Vn表示不同外设对应的虚向量号；Fi表示与Vi对应的回调函数（i=1…n）。

(2)实现方法

基于前面的分析，将单向量多中断处理映射技术运用于Delta OS 移植到PowerPC MPC860平台上。PowerPC MPC860处理器的外部中断向量号为0x500。在单向量多中断处理模型图中，V=0x500。设有n个外部设备分别为D1,D2,D3,…,Dn，这些外部设备中断触发时的中断标志分别为 PPC_D1,PPC_D2,PPC_D3,…,PPC_Dn；Delta OS 内核为这些外部设备分配的虚向量号分别为V_D1,V_D2,V_D3,…,V_Dn，在实现中分别取值：0x2000、0x2100、0x2200等，即每个虚向量号间距256个字节。在Delta OS内核中声明了一个全局虚向量表_ISR_VECTOR_TABLE，通过系统调用delta_interrupt_catch，将用户的中断服务程序安装到指定的虚向量号处。Delta OS 用统一的中断接口函数_ISR_Handler 来处理外部中断。在模型实现中有两个重要的功能模块：用户中断安装模块和中断处理模块。下面分别用伪代码描述这两个模块的功能。

用户中断安装模块delta_interrupt_catch 的伪代码实现如下：

delta_interrupt_catch(vector, new_isr_handler,old_isr_handler){

① 检查向量号的有效性

② 检查新中断服务程序的有效性

③ 保存旧的中断服务程序指针

④ 安装用户指定的新中断服务程序

_ISR_VECTOR_TALBE[vector]=new_isr_handler

}

外设中断触发时，中断处理模块_ISR_Handler的伪代码实现如下：

_ISR_Handler(void){

① 中断现场的

保护

② 中断屏蔽位的设置

③ 外设中断标志的检测

switch ( 标志) {

case PPC_D1:

F1=_ISR_VECTOR_TABLE[V_D1]且执行F1的功能

case PPC_D2:

F2=_ISR_VECTOR_TABLE[V_D2]且执行F2的功能

case PPC_D3:

F3=_ISR_VECTOR_TABLE[V_D3]且执行F3的功能

case PPC_Dn:

Fn=_ISR_VECTOR_TABLE[V_Dn]且执行Fn的功能

default:

执行系统默认的中断处理程序

}

④ 中断屏蔽位的恢复

⑤ 根据调度标志进行调度

⑥ 中断现场的恢复

}

图5

此技术已成功解决了PowerPC MPC860中单向量多中断处理的问题，而且其实现并不影响嵌入式内核的体系，具有较好的移植性。

3 小结

本文主要研究了嵌入式实时系统中断管理技术，从硬件体系和系统管理两方面阐述了影响中断性能的因素，着重分析了嵌入式内核中断管理模式。在嵌入式内核中断管理中，归结出“中断前－后段处理”模型，并针对一些处理器的多中断共用一个向量的问题，引入了单向量多中断处理的映射技术，并给以实现，对提高嵌入式实时系统的实时性提供了一定的参考价值。

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