Buddy算法的优缺点：
1）尽管伙伴内存算法在内存碎片问题上已经做的相当出色，但是该算法中，一个很小的块往往会阻碍一个大块的合并，一个系统中，对内存块的分配，大小是随机的，一片内存中仅一个小的内存块没有释放，旁边两个大的就不能合并。
2）算法中有一定的浪费现象，伙伴算法是按2的幂次方大小进行分配内存块，当然这样做是有原因的，即为了避免把大的内存块拆的太碎，更重要的是使分配和释放过程迅速。但是他也带来了不利的一面，如果所需内存大小不是2的幂次方，就会有部分页面浪费。有时还很严重。比如原来是1024个块，申请了16个块，再申请600个块就申请不到了，因为已经被分割了。
3）另外拆分和合并涉及到 较多的链表和位图操作，开销还是比较大的。
Buddy（伙伴的定义）：
这里给出伙伴的概念，满足以下三个条件的称为伙伴：
1）两个块大小相同； 2）两个块地址连续； 3）两个块必须是同一个大块中分离出来的；
Buddy算法的分配原理：
假如系统需要4(2*2)个页面大小的内存块，该算法就到free_area[2]中查找，如果链表中有空闲块，就直接从中摘下并分配出去。如果没有，算法将顺着数组向上查找free_area[3],如果free_area[3]中有空闲块，则将其从链表中摘下，分成等大小的两部分，前四个页面作为一个块插入free_area[2]，后4个页面分配出去，free_area[3]中也没有，就再向上查找，如果free_area[4]中有，就将这16(2*2*2*2)个页面等分成两份，前一半挂如free_area[3]的链表头部，后一半的8个页等分成两等分，前一半挂free_area[2]
的链表中，后一半分配出去。假如free_area[4]也没有，则重复上面的过程，知道到达free_area数组的最后，如果还没有则放弃分配。
Buddy算法的释放原理：
内存的释放是分配的逆过程，也可以看作是伙伴的合并过程。当释放一个块时，先在其对应的链表中考查是否有伙伴存在，如果没有伙伴块，就直接把要释放的块挂入链表头；如果有，则从链表中摘下伙伴，合并成一个大块，然后继续考察合并后的块在更大一级链表中是否有伙伴存在，直到不能合并或者已经合并到了最大的块(2*2*2*2*2*2*2*2*2个页面)。
整个过程中，位图扮演了重要的角色，如图2所示，位图的某一位对应两个互为伙伴的块，为1表示其中一块已经分配出去了，为0表示两块都空闲。伙伴中无论是分配还是释放都只是相对的位图进行异或操作。分配内存时对位图的
是为释放过程服务，释放过程根据位图判断伙伴是否存在，如果对相应位的异或操作得1，则没有伙伴可以合并，如果异或操作得0，就进行合并，并且继续按这种方式合并伙伴，直到不能合并为止。
Buddy内存管理的实现：
提到buddy 就会想起linux 下的物理内存的管理
,这里的memory pool 上实现的 buddy 系统
和linux 上按page 实现的buddy系统有所不同的是,他是按照字节的2的n次方来做block的size
实现的机制中主要的结构如下:
整个buddy 系统的结构
:
struct mem_pool_table
{
#define
MEM_POOL_TABLE_INIT_COOKIE (0x62756479)
uint32 initialized_cookie; /* Cookie
指示内存已经被初始化后的魔数, 如果已经初始化设置为0x62756479*/
uint8 *mem_pool_ptr;/* 指向内存池的地址*/
uint32 mem_pool_size; /* 整个pool
的size,下面是整个max block size 的大小*/
uint32
max_block_size; /* 必须是2的n次方,表示池中最大块的大小*/ boolean
assert_on_empty; /* 如果该值被设置成TRUE,内存分配请求没有完成就返回 并输出出错信息*/ uint32
mem_remaining; /* 当前内存池中剩余内存字节数*/
uint32 max_free_list_index; /* 最大freelist 的下标,*/ struct
mem_free_hdr_type *free_lists[MAX_LEVELS];/* 这个就是伙伴系统的level数组*/
#ifdef FEATURE_MEM_CHECK uint32 max_block_requested;
uint32 min_free_mem; /* 放mem_remaining */
#endif /* FEATURE_ONCRPC_MEM_CHECK*/ };
这个结构是包含在free node 或alloc node 中的结构:
其中check 和 fill 都被设置为某个pattern
用来检查该node 的合法性 #define MEM_HDR_CHECK_PATTERN
((uint16)0x3CA4) #define MEM_HDR_FILL_PATTERN ((uint8)0x5C)
typedef struct tagBuddyMemBlockHeadType
{
mem_pool_type pool; /*回指向内存池*/
uint16 check;
uint8 state; /* bits 0-3 放该node
属于那1级 bit 7 如果置1,表示已经分配(not free)
uint8 fill;
} BUDDY_MEM_BLOCK_HEAD_TYPE;
这个结构就是包含node 类型结构的 free header 的结构:
typedef struct tagBuddyMemHeadType
{
mem_node_hdr_type hdr;
struct mem_free_hdr_type *
pNext; /* next,prev,用于连接free header的双向 list*/
struct mem_free_hdr_type * pPrev;
} mem_free_hdr_type;
这个结构就是包含node 类型结构的 alloc header 的结构:
已分配的mem 的node 在内存中就是这样表示的
typedef struct mem_alloc_hdr_type
{
mem_node_hdr_type hdr;
#ifdef FEATURE_MEM_CHECK_OVERWRITE
uint32 in_use_size;
#endif
} mem_alloc_hdr_type;
其中用in_use_size 来表示如果请求分配的size 所属的level上实际用了多少
比如申请size=2000bytes, 按size to level 应该是2048,实际in_use_size
为2000,剩下48byte 全部填充为某一数值,然后在以后free 是可以check
是否有overwite 到着48byte 中的数值,一般为了速度,只 检查8到16byte
另外为什么不把这剩下的48byte 放到freelist
中其他level 中呢,这个可能
因为本来buddy 系统的缺点就是容易产生碎片,这样的话就更碎了
关于free or alloc node 的示意图:
假设
最小块为2^4=16,着是由mem_alloc_hdr_type
(12byte)决定的, 实际可分配4byte
如果假定最大max_block_size =1024,
如果pool
有mem_free_hdr_type[0]上挂了两个1024的block node
上图是free node, 下图紫色为alloc node
接下来主要是buddy 系统的操作主要包括pool init , mem
alloc ,mem free
pool init :
1. 将实际pool 的大小去掉mem_pool_table
结构大小后的size 放到
mem_pool_size, 并且修改实际mem_pool_ptr指向前进mem_pool_table
结构大小的地址
2. 接下来主要将mem_pool_size
大小的内存,按最大块挂到free_lists 上
level 为0的list 上,然后小于该level block
size 部分,继续挂大下一
级,循环到全部处理完成 (感觉实际用于pool的size ,应该为减去
mem_pool_table 的大小,然后和最大块的size 对齐,这样比较好,
但没有实际测试过)
mem alloc:
这部分相当简单,先根据请求mem的size ,实际分配时需要加上mem_alloc_hdr_type
这12byte ,然后根据调整后的size,计算实际应该在那个 level上分配,如果有相应级
很简单,直接返回,如果没有,一级一级循环查找,找到后,把省下的部分,在往下一级
一级插入到对应级的freelist 上
mem free:
其中free 的地址,减去12
就可以获得mem_alloc_hdr_type 结构
然后确定buddy 在该被free block 前,还是后面, 然后合并buddy,
循环寻找上一级的buddy ,有就再合并,只到最大block
size 那级
关于这个算法,在< Programming>> vol 1,的 动态存储分配中有描述,对于那些只有OSAL 的小系统,该算法相当有用
