PAGE_MASK判定addr是否是4096倍数

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分类专栏： linux内核初探 文章标签： 前端 javascript html
于 2014-06-09 11:22:08 首次发布
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本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/GetNextWindow/article/details/29563631
本文详细解释了如何使用宏定义实现内存地址到页边界的对齐，并提供了具体的例子。通过位运算来确保地址总是对齐到4KB的整数倍。

摘要生成于 C知道 ，由 DeepSeek-R1 满血版支持， 前往体验 >

将物理地址addr修整为页边界地址(页的上边界)

#define PAGE_ALIGN(addr)    (((addr)+PAGE_SIZE-1)&PAGE_MASK)

|------------|<-- PAGE_ALGN(addr)
|            |
|            |
|            |
|            |<-- addr
|            |
|            |
|            |
|            |
|------------|
one page(4K)#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE   (1UL << PAGE_SHIFT)
#define PAGE_MASK   (~(PAGE_SIZE-1))

PAGE_MASK = ~(1 0000 0000 0000 - 1) = ~(1111 1111 1111) = 0000 0000 0000 
PAGE_SIZE = 1 0000 0000 0000        = 2^12              = 4K
如addr为0x22000001 。。PAGE_ALIGN(addr)=(0x22000001+4096-1)&0xfffff000
=(0x22000001+0xfff)&0xfffff000=0x22001000&0xfffff000
=0x22001000;
同样，比如addr为0x22000003，PAGE_ALIGN(addr)后仍然是0x22001000；

就是和下一个页对齐，一个页为4k。起始地址为0x xxxxx 000；

只要把addr & ~PAGE_MASK就可判定addr是否是4096倍数，如果结果是1，则不是4096倍数

limit_conn_zone $binary_remote_addr zone=addr:10m；
zhaoyangjian724的专栏
06-17 1905
limit_conn_zone $binary_remote_addr zone=addr:10m; 这里, 一个客户端地址作为一个key 请注意 代替$remote_addr, $binary_remote_addr 变量是用在这里 $remote_addr变量的大小可以从7-15字节 存储的大小可以从7到15个字节 $binary_remote_addr 变量的大小总是4个字节 ...
error C4996: ‘inet_addr‘: Use inet_pton() or InetPton() instead or define _WINSOCK_DEPRECATED_NO_WAR
dvlinker的技术专栏
05-18 1万+
error C4996: ‘inet_addr‘: Use inet_pton() or InetPton() instead or define _WINSOCK_DEPRECATED_NO_WAR
PAGE_ALIGN()
04-06 2221
PAGE_ALIGN() 将物理地址addr修整为页边界地址(页的上边界) #define PAGE_ALIGN(addr)    (((addr)+PAGE_SIZE-1)&PAGE_MASK)         |------------|PAGE_ALGN(addr)         |            |         |
PAGE_MASK
Wang_anna的专栏
09-20 705
PAGE_MASK 实际是就是12（或13个）0，通常用来求得一个线性的页号。在这一句中，如果size4k但是小于8K，这里算的结果就是10,0000,0000，0000。所以这一句的作用就是根据size的大小，算的相应的整数页。如果size的大小小于一个页面的大小，就得到一个页，如果size的大小在一个页与两个页之间，就得到2个页，依次类推，分别是3个页，4个页等！最近看vmalloc源码是，发现有这么一句。
PAGE_ALIGN驱动实践和应用中使用
11-05 449
PAGE_ALIGN的实现原理
Linux虚拟地址按字节对齐：PAGE_ALIGN(addr)
caotuo_csdn的博客
07-11 1440
本文参考Linux-4.1.15 Linux通过PAGE_ALIGN(addr)将addr加大对齐到4096字节的边界（4096的整数倍），假设addr=4096+n，{0<n<4096}，则PAGE_ALIGN(addr)=4096+4096 PAGE_ALIGN这个宏在include/linux/mm.h中， /* to align the pointer to the (next) page boundary */ #define PAGE_ALIGN(addr) ALIGN(a.
linux下platform_device中的dma_mask与coherent_dma_mask
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/** Global variables of this module, kept in a struct for efficient access using base+index. */ struct ip_globals { /** The interface that accepted the packet for the current callback invocation. */ struct netif *current_netif; /** The interface that
__alloc_pages_nodemask
星空探索
02-12 2267
/*  * This is the'heart' of the zoned buddy allocator.  */ struct page * __alloc_pages_nodemask(gfp_t gfp_mask, unsigned intorder,                      structzonelist *zonelist, nodemask_t *nodem
asm/page.h No such a file or dictionary | error: 'PAGE_MASK' undeclared
hqyhqyhq的专栏
11-02 2913
1、查找： 通过查找在 /usr/include/sys/user.h 中找到了PAGE_MASK的定义 2、解决： 把 #include 改成#include 编译估计就可以通过了。 3、总结： 这很可能是系统版本差异的原因，新的系统版本是在后面这个路径下定义的。这个方法已经验证有效。 4、还有这些方法我没有试过，我不建议这么用，也许可以，分享给大家。 将#include
PAGE_ALIGN 详解 纯属原创 转载注明出处
I_feige的博客
03-09 2139
PAGE_ALIGN 详解  纯属原创 转载注明出处  (2014-11-09 17:46:03) 转载▼ 今天阅读内核代码的时候再一次碰到了这个函数之前只知道他是内存对齐用的，但他究竟是如何实现内存对齐的却从没有去深究，今天正好是周末，于是我拿来和大家一起当午餐，不对，是晚餐吧已经五点了呢 哈哈 这是LCD驱动离得一行代码 unsigned map_si
LINUX内核中计算页面号
chenglinhust的专栏
05-06 4198
LINUX内核中计算页面号 Linux主要采用分页机制来实现虚拟内存管理。内存页的大小为PAGE_SIZE字节，而不是4 KB。在不同的平台上，页大小范围可以是4 KB到64 KB。 关于页号和页内偏移量有关的三个个宏如下： (1) PAGE_SHIFT 宏   #define PAGE_SHIFT    12    #define PAGE
虚地址转换为物理地址（new）
09-23 1055
一、 与页相关的数据结构及宏的定义    分页机制是硬件对分页的支持，这是虚拟内存管理的硬件基础。要想使这种硬件机制充分发挥其功能，必须有相应软件的支持，我们来看一下Linux所定义的一些主要数据结构，其分布在include/asm-i386/目录下的page.h，pgtable.h及pgtable-2level.h三个文件中。 1. 表项的定义   如上所述，PGD、PMD及PT
Linux PAGE_ALIGN 宏定义的理解
坚韧与专注
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Linux内核 ALIGN PAGE_ALIGN
zwmyxfbenet的专栏
05-13 1740
#define __ALIGN_MASK(x,mask) (((x)+(mask))&~(mask)) #define ALIGN(x,a) __ALIGN_MASK(x,(typeof(x))(a)-1) 写简单点，宏ALIGN实际上是这样定义的 #define ALIGN(x, a)   (x + (a - 1)) & ~(a - 1) 并且在计算的过程中将a强制转换成x的类型 该宏
TI C2000 , .cmd文件，.TI.ramfunc，将程序分配为在RAM中运行/Flash运行的配置方法和原理讲解，（如28375S ，280049，28335等等芯片）
weixin_43776284的博客
07-03 6953
1 基础知识讲解 1.1 在RAM中运行还是在flash中运行指的是什么？ 1.1.1 背景：程序编译完之后生成的.bin文件，.bin文件中包含代码段，代码段中全是汇编指令，而汇编指令中包含多个函数，各函数头的地址不同，如存在A函数和B函数，假设RAM地址区间是0x0000-0x8000，flash的地址区间是0xA000-0xF000，A函数要调用B函数，则A函数调用B函数的那段汇编指令中包含的是B函数头的存储地址，A函数和B函数都在flash中有存储 1.1.2 情况1：B函数是配置为在RAM中运行，
linux内核- PAGE_ALIGN()
cuijian12921的博客
03-26 3566
PAGE_ALIGN()
``` // if it is going to mask all interrupt,disable int_en in cfg reg. if (!(cfg.error_int_enable || cfg.trans_complete_int_enable || cfg.block_complete_int_enable)) { hal_read_reg32(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CTLL_OFFSET(channel_num), reg_ch_ctl_l); reg_ch_ctl_l.int_en = 0; hal_write_reg32(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CTLL_OFFSET(channel_num), reg_ch_ctl_l); } else { hal_read_reg32(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CTLL_OFFSET(channel_num), reg_ch_ctl_l); reg_ch_ctl_l.int_en = 1; hal_write_reg32(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CTLL_OFFSET(channel_num), reg_ch_ctl_l); } if (!cfg.error_int_enable) // mask error interrupt { // mask err interrupt reg_int_mask = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKERRL_OFFSET); reg_int_mask |= 0x1UL << (channel_num + 8); reg_int_mask &= ~(0x1UL << channel_num); hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKERRL_OFFSET, reg_int_mask); } else // unmask err interrupt { reg_int_mask = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKERRL_OFFSET); // if ch(i)'s err interrput was masked,first clear its raw pending,then unmask it. if (!(reg_int_mask & (1UL << channel_num))) { // clear pending interrupt reg_ch_clear |= 1UL << channel_num; hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CLEARERRL_OFFSET, reg_ch_clear); // unmask err interrupt reg_int_mask |= 0x101UL << channel_num; hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKERRL_OFFSET, reg_int_mask); } } if (!cfg.trans_complete_int_enable) // mask tfr interrupt { // mask tfr interrupt reg_int_mask = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKTFRL_OFFSET); reg_int_mask |= 0x1UL << (channel_num + 8); reg_int_mask &= ~(0x1UL << channel_num); hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKTFRL_OFFSET, reg_int_mask); } else { reg_int_mask = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKTFRL_OFFSET); // if ch(i)'s err interrput was masked,first clear its raw pending,then unmask it. if (!(reg_int_mask & (1UL << channel_num))) { // clear pending interrupt reg_ch_clear |= 1UL << channel_num; hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CLEARTFRL_OFFSET, reg_ch_clear); // unmask err interrupt reg_int_mask |= 0x101UL << channel_num; hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKTFRL_OFFSET, reg_int_mask); } } if (!cfg.block_complete_int_enable) // mask block interrupt { // mask block interrupt reg_int_mask = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKBLOCKL_OFFSET); reg_int_mask |= 0x1UL << (channel_num + 8); reg_int_mask &= ~(0x1UL << channel_num); hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKBLOCKL_OFFSET, reg_int_mask); } else { reg_int_mask = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKBLOCKL_OFFSET); // if ch(i)'s err interrput was masked,first clear its raw pending,then unmask it. if (!(reg_int_mask & (1UL << channel_num))) { // clear pending interrupt reg_ch_clear |= 1UL << channel_num; hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CLEARBLOCKL_OFFSET, reg_ch_clear); // unmask err interrupt reg_int_mask |= 0x101UL << channel_num; hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_MASKBLOCKL_OFFSET, reg_int_mask); } }```这段代码如何改进能够更加简洁
最新发布
03-27
<think>嗯，用户提供的这段代码看起来是关于DMA中断控制的，需要改进使其更简洁。首先，我得仔细读一遍代码，理解其功能。 代码分为几个部分：首先检查配置中的中断使能情况，如果都没有启用，就关闭通道控制寄存器的int_en位，否则开启。接下来分别处理错误中断、传输完成中断和块完成中断的掩码设置。每个中断类型的处理逻辑类似，都是根据配置决定是否掩码，并操作相应的寄存器。 用户希望代码更简洁，可能是指减少重复代码，提高可维护性。观察到三个中断类型（错误、传输完成、块完成）的处理结构非常相似，可以考虑用循环或函数来封装重复部分。另外，条件判断和寄存器操作也有重复，可以抽象出来。 首先，主条件判断cfg的三个中断使能，如果全为false，就关闭int_en，否则开启。这部分可以保持，但可能可以简化。不过逻辑已经比较清晰，暂时不动。 接下来处理各个中断类型，每个部分都有if-else结构，操作不同的寄存器地址。例如，错误中断使用REG_DMA_MASKERRL_OFFSET，而传输完成用REG_DMA_MASKTFRL_OFFSET，块完成用REG_DMA_MASKBLOCKL_OFFSET。同样，清除中断的寄存器地址也不同。这部分重复代码可以通过结构体数组或函数参数化处理。 比如，定义一个结构体数组，包含每个中断类型对应的掩码寄存器、清除寄存器以及对应的cfg标志。然后循环遍历这个数组，处理每个中断类型。这样可以将三个几乎相同的代码块合并成一个循环，减少重复。 另外，注意到在设置reg_int_mask时，每个中断类型的操作都是类似的：读取掩码寄存器，根据cfg决定是否掩码，然后写入寄存器。在掩码时，设置高位，清除低位；在解除掩码时，检查是否被掩码过，如果是，先清除挂起，再设置相应位。 不过，这里每个中断类型处理中的else部分有些复杂，需要处理挂起清除和掩码解除。这部分逻辑是否完全相同？需要仔细检查每个条件。例如，错误中断的else部分，当cfg.error_int_enable为true时，会读取掩码寄存器，检查是否被掩码，如果是，则清除挂起，并解除掩码。同样的逻辑适用于其他两种中断类型。 因此，可以将这部分逻辑提取成一个函数，接受掩码寄存器地址、清除寄存器地址和cfg标志作为参数。然后在循环中调用该函数，处理每个中断类型。这样可以将三个重复的代码块合并，减少代码量。 另外，在设置reg_int_mask时，代码中的位操作可能有优化的空间。例如，在掩码时，reg_int_mask |= 1 << (channel_num +8)和&= ~(1 << channel_num)。这可能对应于不同的位域，需要确认硬件寄存器的定义。但假设每个中断类型的掩码寄存器结构类似，可以使用相同的位操作方式。 另外，注意到在解除掩码时，reg_int_mask |= 0x101UL << channel_num，这里可能是一个错误，因为0x101左移channel_num位会导致第8位和0位同时被设置，具体需要根据寄存器定义来确认。但可能原本的意图是设置高位和低位？或者可能存在笔误，需要进一步确认硬件文档。但用户可能希望保持原有逻辑，只是重构结构，所以暂时保留。 此外，变量reg_ch_clear在多个地方被使用，可能需要确保其在每次循环或函数调用中正确初始化和清除，避免残留值影响。 综上，改进步骤可能包括： 1. 将三个中断类型的处理合并为一个循环，使用结构体数组存储各类型对应的寄存器偏移和配置标志。 2. 提取公共操作为函数，如处理掩码和解除掩码的逻辑。 3. 简化条件判断，减少重复代码。 这样处理后，代码将更简洁，易于维护，减少出错可能。</think>这段代码可以通过以下改进方式变得更简洁高效： $$改进方案$$ 1. **提取重复操作为函数** 将重复的中断掩码操作抽象为通用函数，例如： ```c typedef enum { ERR_INTERRUPT, TFR_INTERRUPT, BLOCK_INTERRUPT } dma_int_type_t; void set_dma_int_mask(uint8_t channel, dma_int_type_t type, bool enable) { uint32_t mask_reg, clear_reg; // 根据中断类型选择寄存器 switch(type) { case ERR_INTERRUPT: mask_reg = REG_DMA_MASKERRL_OFFSET; clear_reg = REG_DMA_CLEARERRL_OFFSET; break; case TFR_INTERRUPT: mask_reg = REG_DMA_MASKTFRL_OFFSET; clear_reg = REG_DMA_CLEARTFRL_OFFSET; break; case BLOCK_INTERRUPT: mask_reg = REG_DMA_MASKBLOCKL_OFFSET; clear_reg = REG_DMA_CLEARBLOCKL_OFFSET; break; } uint32_t reg = hal_read_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + mask_reg); if (!enable) { reg |= 0x1UL << (channel + 8); // 设置掩码位 reg &= ~(0x1UL << channel); // 清除使能位 } else { if (!(reg & (1UL << channel))) { // 原被掩码时需清除挂起 hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + clear_reg, 1UL << channel); } reg |= 0x101UL << channel; // 同时设置使能位和掩码位 } hal_write_word(HAL_DMA_BASE_ADDR + mask_reg, reg); } ``` 2. **优化主控制逻辑** 将重复的寄存器操作合并： ```c // 主控制逻辑 uint32_t reg_ch_ctl_l = hal_read_reg32(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CTLL_OFFSET(channel_num)); reg_ch_ctl_l.int_en = (cfg.error_int_enable || cfg.trans_complete_int_enable || cfg.block_complete_int_enable) ? 1 : 0; hal_write_reg32(HAL_DMA_BASE_ADDR + REG_DMA_CTLL_OFFSET(channel_num), reg_ch_ctl_l); // 中断掩码设置 set_dma_int_mask(channel_num, ERR_INTERRUPT, cfg.error_int_enable); set_dma_int_mask(channel_num, TFR_INTERRUPT, cfg.trans_complete_int_enable); set_dma_int_mask(channel_num, BLOCK_INTERRUPT, cfg.block_complete_int_enable); ``` $$改进优势$$ 1. **代码行数减少约60%** 原代码约50行 → 改进后约20行 2. **维护性提升** - 使用枚举类型明确中断类型 - 寄存器操作集中管理 - 新增中断类型只需扩展枚举和寄存器映射表 3. **可读性增强** - 消除重复的位操作代码 - 使用三元运算符简化条件判断 - 函数命名更直观体现操作意图 4. **风险降低** - 统一的中断处理流程 - 消除多段代码不一致的隐患 - 位操作封装后更安全 $$关键优化点说明$$ 1. **寄存器地址映射** 通过枚举类型和switch结构建立类型-寄存器映射关系，使用$type \rightarrow (mask\_reg, clear\_reg)$的映射关系替代硬编码。 2. **位操作封装** 将$reg\_int\_mask |= 0x1UL << (channel\_num + 8)$等操作封装在函数内部，对外暴露更清晰的enable/disable接口。 3. **状态判断优化** 使用$cfg.x\_int\_enable$直接作为函数参数，避免多层嵌套的条件判断。 建议配合改进的单元测试用例验证功能一致性，可通过覆盖率测试确保所有分支路径都被覆盖。
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