FreeRTOS内存管理分析
FreeRTOS提供了5个heap.c供用户选择，本文介绍各个实现特点，原理。
注：由markdown转为富文本，空行可能较多。
heap_1.c分析
问题：解决动态内存分配，5个内存管理算法分配的都是内存堆ucHeap[],大小为configTOTAL_HEAP_SIZE;
主要关注为内存分配算法；
不使用glibc的malloc:原因是，单次malloc时间不确定，效率低，代码空间占用大；
共性：内存分配会对齐处理
heap1特性
- 适用资源不释放的情况（任务，信号量，队列等）,只申请，不释放，因此不会有内存碎片，大多数RTOS应用就是如此；
- 内存分配时间确定
- 线程安全，加了锁；
接口
与malloc等使用一致；
void * pvPortMalloc( size_t xWantedSize );
实现
- WantedSize长度需要对齐，内存分配的开始地址需要对齐为：pucAlignedHeap
第 1 次分配： pvRet = pucAlignedHeap，分配长度为对齐的wantedSize1; xNextFreeByte == wantedSize1
第2次分配： pvRet = pucAlignedHeap + wantedSize1，分配长度为对齐的wantedSize2; xNextFreeByte == wantedSize1 + wantedSize2
xNextFreeByte 为已分配的长度；
核心代码
heap2.c
说明
heap2引入链式管理内存，支持内存释放,算法比较简单，仅链表的插入操作、遍历、删除操作，是最基本的链式管理算法，没考虑内存碎片问题，不会合并相邻的空闲节点；又名首次适应算法；
数据结构：每个内存块前面8个字节存链表节点字段，如下，返回给客户使用的pvReturn 为链表节点后的地址；
主要实现
使用链表存储空闲的内存块，链表按照xBlockSize的从小到大生成，
每次申请wantSized尺寸时，遍历链表，对首次找到xBlockSize>=wantSized的内存块，返回给链表节点后的地址即可；如果blockSize - wantedSize >heapMINIMUM_BLOCK_SIZE 该阈值时，会切割成2不部分，后面没有使用的那部分，会按照剩余blockSize,重新插入到链表中； 如果没有满足阈值，不做处理；
接口
- static void prvHeapInit( void );
- prvInsertBlockIntoFreeList( pxBlockToInsert );
- void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
- void vPortFree( void *pv ) ；
根据内存块结构可知，根据pv可获取该链表节点的数据，(uint8*)pv-sizeof(BlockLink_t)即可，实际减去，重新根据该内存块大小 ，插入按空闲块长度排序的空闲链表中；
图1内存初始化，链表头，尾，空闲内存链表构建
图2 链表中插入空闲内存节点
pvPortMalloc：
vPortFree:
heap3.c
主要实现
- 简单的封装了标准c的malloc与free接口，并加入了 线程保护；no more;
heap4.c
说明
比较heap2的算法，支持内存碎片的合并；STM32 原子哥产品使用该算法；
与heap2 比较像，free这部分几乎完全一致；插入链表api做了最多2次（前、后）的连续内存块的合并；
主要实现
prvInsertBlockIntoFreeList( BlockLink_t *pxBlockToInsert )
插入空闲节点，插入空闲节点有两种场景，一是释放内存时候，二是分配内存，切割大内存块中剩余内存时候；
插入空闲节点会考虑前后合并相邻空闲内存块的问题；空闲内存块插入位置按照内存块地址来；
void *pvPortMalloc( size_t xWantedSize )
与heap2实现基本一样，唯一区别在于，空闲链表块不再是按照长度排序，是按照地址排序，首次找到大于wantedSize，即进行切割block，
不会在后续查找，即使后面可能有长度最合适的wantSized；
heap2与heap4对比
heap2空闲块插入示意图，根据空闲块大小插入链表节点，链表指向不是同向的，而heap4根据链表空闲块地址则是同向的，此处主要是为了和heap4形成对比；
核心代码：
heap5.c
说明
malloc与free算法与heap4完全一致，支持多个内存堆，比如sram，sdram等多个不同地址段的内存一起使用；
例如：
仅仅在初始化的时候，将多个不同地址段的空间，看成多个空闲内存块，加入空闲链表中；
