mark-----中断处理-中断上下文

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博客提及了中断处理和中断上下文相关内容，中断处理是嵌入式电路知识中的重要部分，中断上下文在其中有着关键作用，这些都属于信息技术领域。
mark-----中断处理-中断上下文
U-Boot 之六 详解 U-Boot 及 SPL 的链接脚本、启动流程
技术干货
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我们可以将 U-Boot 的启动过程划分为两个阶段：芯片初始化 和 板级初始化。芯片初始化阶段的代码主要是位于 `./arch/架构/cpu` 目录下，其中再根据架构的不同来区分，主要以汇编语言为主
linux中断系统那些事之----中断处理过程
xiaojsj111的专栏
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linux中断系统那些事之----中断处理过程 以外部中断irq为例来说明，当外部硬件产生中断时，linux的处理过程。首先先说明当外部中断产生时，硬件处理器所做的工作如下： R14_irq = address of next instruction to be executed + 4/*将寄存器lr_mode设置成返回地址，即为当前pc的值，因为pc是当前执行指令的下两条指
中断（mark）
weixin_42268479的博客
06-29 159
mark
第七章中断下文执行
mark_chan的专栏
10-24 733
上一章讲了中断为何要分成上下文：中断处理程序中要禁止所有中断，，如果isr处理时间长，那么系统响应能力差，所以将isr分为上下文两部分，当上文结束后触发一个软中断，该软中断的处理程序可以是中断下文。 本章主要讲下文如何实现，总体有3种实现方式。首先想想最简单的方式当上文结束后设置一个定时器，一定时间之后再处理下文即可。1 软中断：内核中有段代码实现软中断的处理，使用时只要注册调用ope
实战派 S3 Type-C 口功能解析
lg888的博客
12-08 740
本文深入解析实战派S3开发板上Type-C接口的协议协商、PD快充、DisplayPort视频输出及多模态复用技术，涵盖CC引脚检测、PD报文构造、Alt Mode切换、EDID注入等关键环节，并总结五大工程设计陷阱与真实应用场景，展现Type-C作为系统级枢纽的全栈能力。
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MLMs之GPT-4：《GPT-4 Technical Report》的翻译与解读
头部AI社区如有邀博主AI主题演讲请私信—心比天高，仗剑走天涯，保持热爱，奔赴向梦想！低调，专注，谦虚，自律，反思，成长，还算比较正能量的博主，公益免费传播…内心特别想在AI界做出一些可以推进历史进程影响力的技术(兴趣使然，有点小情怀，也有点使命感呀
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​ Paper：《GPT-4 Technical Report》的翻译与解读 目录 Paper：《GPT-4 Technical Report》的翻译与解读 Abstract摘要 1、Introduction简介 2、Scope and Limitations of this Technical Report本技术报告的范围和局限 3、Predictable Scaling可预测的比例 4、Capabilities能力 5、Limitations局限性
如何实现 ESP32-S3 多任务调度（FreeRTOS）
rgv234567的博客
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本文深入讲解在ESP32-S3上使用FreeRTOS实现多任务调度的工程实践，涵盖任务创建、双核绑定、队列通信、信号量同步、互斥量防优先级反转等核心机制，并构建一个智能温控系统实例，帮助开发者从裸机开发进阶到工业级嵌入式系统设计。
linux arm中断进程,ARM-Linux 中断处理流程
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栈帧替换 struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);调用 irq_enter() 进入中断上下。其内部会将被中断进程的 preempt_count 中的 "硬中断(hardirq)计数" 加 1。调用generic_handle_irq (irq)。它内部会调用所有通过request_irq()绑定到irq号中断上的ISR。调用 irq_exit(...
RISC-V OS（老师的OS） 基于 汪辰老师的视频笔记
嵌入一下?的博客
05-08 2033
对于 RISC-V OS 的学习
linux -- 中断管理 -- 中断管理以及PIC可编程中断控制器
weixin_43604927的博客
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中断理解
37、RISC-V核心基准测试及两款开源实时操作系统性能分析
sprite的博客
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本文针对基于RISC-V架构的两款开源实时操作系统FreeRTOS和Zephyr RTOS进行了全面的性能评估。通过在SparkFun RED-V RedBoard开发板上进行基准测试，比较了任务切换时间、抢占时间、任务间消息延迟和信号量洗牌时间等关键性能指标，并使用CoreMark测试CPU处理能力。实验结果表明，Zephyr RTOS在各项实时性能和计算效率方面均优于FreeRTOS，更适合高实时性要求的应用场景。同时，文章也探讨了RISC-V生态下RTOS的发展前景，为嵌入式系统开发者选择合适的操作系
【中断处理优化】：深入AUTOSAR-OS，打造超快速响应系统
中断处理在实时系统设计中发挥着至关重要的作用，其效率直接关系到系统响应速度和任务处理的可靠性。本文首先介绍了中断处理在实时系统中的重要性，接着深入分析了AUTOSAR-OS架构中中断管理的机制和设计原则。通过对...
mark----android光感距离感详解
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将skb->mark掩码0x180的位清零，然后将ct->mark掩码0x180的值赋给skb->mark
最新发布
12-17
<think>我们有两个任务： 1. 将skb->mark中掩码为0x180（即二进制110000000，也就是第7和第8位）的位清零。 2. 将连接跟踪ct->mark中同样掩码0x180的值提取出来，然后赋给skb->mark的对应位。 注意：我们只操作skb->mark的第7和第8位（从0开始计数，0是最低位），其他位保持不变。 步骤： 第一步：将skb->mark中掩码0x180的位清零。 我们可以使用位操作：skb->mark &= ~0x180; 解释：~0x180是取反，得到0xFFFFFE7F（假设是32位，实际取反后高位都是1），然后与mark进行按位与，这样mark的第7和第8位就被清零，其他位不变。 第二步：从ct->mark中取出掩码0x180的位。 我们可以使用：ct->mark & 0x180 第三步：将取出的值赋给skb->mark的对应位。 由于skb->mark中对应的位已经被清零，所以可以直接按位或： skb->mark |= (ct->mark & 0x180); 因此，整体代码可以写成： skb->mark = (skb->mark & ~0x180) | (ct->mark & 0x180); 这样，我们既清除了skb->mark中原来的第7和第8位，又将ct->mark的第7和第8位设置到了skb->mark中。 注意：这里假设skb->mark和ct->mark都是32位无符号整数（实际上ct->mark也是u32类型）。掩码0x180是固定的。 示例： 假设原来skb->mark = 0x123（二进制：0000000100100011），ct->mark=0x200（二进制：0000001000000000）。 第一步：清除skb->mark的0x180位：0x123 & ~0x180 -> 0x123 & 0xFFFFFE7F -> 0x123（因为0x123的第7和第8位本来就是0，所以不变） 第二步：取出ct->mark的0x180位：0x200 & 0x180 = 0x200（因为0x200的第8位是1，所以结果为0x200） 第三步：合并：0x123 | 0x200 = 0x323 另一种情况： skb->mark = 0x1FF（二进制：0000000111111111），ct->mark=0x100（二进制：0000000100000000） 第一步：清除skb->mark的0x180位：0x1FF & ~0x180 -> 0x1FF & 0xFFFFFE7F -> 0x17F（二进制：0000000101111111） 第二步：取出ct->mark的0x180位：0x100 & 0x180 = 0x100 第三步：合并：0x17F | 0x100 = 0x27F 验证：我们确实将skb->mark的第7和第8位设置成了ct->mark的第7和第8位（这里ct->mark的第7位为0，第8位为1）。 因此，代码可以写成一行： skb->mark = (skb->mark & ~0x180) | (ct->mark & 0x180); 注意：在Linux内核中，skb->mark和ct->mark都是u32类型，所以这个操作是安全的。 另外，如果这个操作在软中断上下文中，需要确保没有睡眠操作，这里只是简单的位操作，所以是安全的。 参考引用[2]中展示了在skb处理中打印调试信息，我们可以类似地加入调试打印（如果需要）： if (0x49 == ...) { // 某种条件 printk("Before: skb->mark=0x%x, ct->mark=0x%x\n", skb->mark, ct->mark); skb->mark = (skb->mark & ~0x180) | (ct->mark & 0x180); printk("After: skb->mark=0x%x\n", skb->mark); } 但通常不需要，除非调试。 所以，核心代码就一行。 注意：ct->mark的获取需要确保ct不为空，一般在Netfilter钩子中ct是已经设置好的。 例如，在Netfilter钩子函数中： struct nf_conn *ct; enum ip_conntrack_info ctinfo; ct = nf_ct_get(skb, &ctinfo); if (ct) { skb->mark = (skb->mark & ~0x180) | (ct->mark & 0x180); } 这样确保ct存在才进行操作。 总结：使用位操作实现，注意空指针检查。 如果ct不存在，我们可能不需要做任何操作，或者根据需求处理（比如只清除skb->mark的对应位？）。根据需求，如果ct不存在，我们可能只清除skb->mark的对应位。但原问题没有说明，所以通常做法是只在ct存在的情况下操作。 但原问题要求是“将ct->mark掩码0x180的值赋给skb->mark”，所以如果ct不存在，这个操作就没有意义。因此，我们只在ct存在的情况下做替换，如果ct不存在，我们只做清除？或者什么都不做？原问题没有要求清除后一定要设置，所以可以这样： if (ct) { skb->mark = (skb->mark & ~0x180) | (ct->mark & 0x180); } else { // 如果ct不存在，我们只清除skb->mark的对应位？或者不操作？ // 根据需求，如果要求无论ct是否存在都要清除skb->mark的位，那么可以： // skb->mark &= ~0x180; // 但原问题没有明确，所以这里我们按照只在ct存在时操作。 } 但原问题描述是“将skb->mark掩码0x180的位清零，并将ct->mark掩码0x180的值赋给skb->mark”，所以如果ct不存在，那么第二步就无法完成。因此，我们可以分为两种情况： 1. 如果ct存在：一步完成（清零和赋值）。 2. 如果ct不存在：只清零（因为无法赋值）。 但原问题没有说明ct不存在的情况，所以我们需要根据实际需求决定。这里假设如果ct不存在，我们只清除skb->mark的对应位，因为这样符合“清零”的要求，而赋值则因为ct不存在而无法进行。 因此，代码可以这样： if (ct) { skb->mark = (skb->mark & ~0x180) | (ct->mark & 0x180); } else { skb->mark &= ~0x180; } 或者，更简洁地写（避免重复）： skb->mark &= ~0x180; // 先清零 if (ct) { skb->mark |= (ct->mark & 0x180); // 再按位或 } 这样写逻辑更清晰：先清零，然后如果ct存在，再设置。 因此，推荐写法： // 先清除skb->mark中掩码0x180对应的位 skb->mark &= ~0x180; // 如果ct存在，将ct->mark中掩码0x180对应的位设置到skb->mark中 if (ct) { skb->mark |= (ct->mark & 0x180); } 这样，即使ct不存在，我们也完成了清零操作；如果ct存在，则再设置。 注意：在Netfilter中，ct可能为NULL，表示连接未跟踪或未知。 所以，最终代码实现如下（在Netfilter钩子函数中）： </think> 在Linux内核网络处理中，操作`skb->mark`和`ct->mark`时需谨慎处理位掩码。以下是实现将`skb->mark`掩码`0x180`位清零，并将`ct->mark`同掩码值赋给`skb->mark`的方法： ### 实现步骤 ```c // 1. 清除skb->mark中0x180掩码对应的位（第7-8位） skb->mark &= ~0x180; // 2. 从ct->mark提取0x180掩码的值，并设置到skb->mark if (ct) { // 确保ct有效 skb->mark |= (ct->mark & 0x180); } ``` ### 关键说明 1. **位掩码操作原理**： - `~0x180`：对掩码取反得到`0xFFFFFE7F`（32位系统） - `skb->mark &= ~0x180`：将第7-8位清零（其他位不变） - `ct->mark & 0x180`：提取ct->mark的第7-8位值 - `|=`：将提取的值写入skb->mark对应位 2. **ct有效性检查**： - 必须验证`ct`非空（如通过`nf_ct_get()`获取） - 无效时跳过赋值操作，避免空指针崩溃[^3] 3. **完整示例（Netfilter钩子中）**： ```c unsigned int my_hook_fn(void *priv, struct sk_buff *skb, const struct nf_hook_state *state) { struct nf_conn *ct = nf_ct_get(skb, &ctinfo); // 获取连接跟踪 // 操作mark位 skb->mark &= ~0x180; if (ct) { skb->mark |= (ct->mark & 0x180); } return NF_ACCEPT; } ``` ### 性能与安全考虑 1. **原子性要求**： - 在软中断上下文（如Netfilter钩子）中操作是安全的 - 位操作是原子的，无需额外加锁[^1][^2] 2. **调试技巧**： - 可添加类似引用[2]的HEX打印验证结果 - 使用`printk("skb_mark: 0x%x -> 0x%x\n", old_mark, skb->mark)` 3. **掩码注意事项**： - `0x180`对应二进制`110000000`（第7-8位） - 修改掩码范围时需同步调整操作（如`0x300`对应第8-9位） > **典型应用场景**：在连接跟踪中传递防火墙标记，或实现QoS策略时跨层传递优先级标志。 ---
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