众所周知,GNU/GCC在标准的C/C++基础上做了有实用性的扩展, 零长度数组（Arrays of Length Zero） 就是其中一个知名的扩展. 多数情况下, 其应用在变长数组中, 其定义如下： struct Packet { int state; int len; char cData[0]; //这里的0长结构体就为变长结构体提供了非常好的支持 }; 首先对 0 长度数组, 也叫柔性数组，做一个解释 ： 用途 : 长度为0的数组的主要用途是为了满足需要变长度的结构体； 用法 : 在一个结构体的最后,声明一个长度为 0 的数组, 就可以使得这个结构体是可变长的. 对于编译器来说, 此时长度为 0 的数组并不占用空间, 因为数组名本身不占空间, 它只是一个偏移量, 数组名这个符号本身代表了一个不可修改的地址常量 （注意 : 数组名永远都不会是指针!）, 但对于这个数组的大小, 我们可以进行动态分配。 注意 ：如果结构体是通过calloc、malloc或 者new等动态分配方式生成，在不需要时要释放相应的空间。 优点 ：比起在结构体中声明一个指针变量、再进行动态分 配的办法，这种方法效率要高。因为在访问数组内容时，不需要间接访问，避免了两次访存。 缺点 ：在结构体中，数组为 0 的数组必须在最后声明，使用上有一定限制。 对于编译器而言, 数组名仅仅是一个符号, 它不会占用任何空间, 它在结构体中, 只是代表了一个偏移量, 代表一个不可修改的地址常量！ 0 长度数组的用途： 我们设想这样一个场景, 我们在网络通信过程中使用的数据缓冲区, 缓冲区包括一个len字段和data字段, 分别标识数据的长度和传输的数据, 我们常见的有几种设计思路： 定长数据缓冲区, 设置一个足够大小MAX_LENGTH的数据缓冲区 设置一个指向实际数据的指针, 每次使用时, 按照数据的长度动态的开辟数据缓冲区的空间 我们从实际场景中应用的设计来考虑他们的优劣. 主要考虑的有, 缓冲区空间的开辟、释放和访问。 1、定长包(开辟空间, 释放, 访问)： 比如我要发送 1024 字节的数据, 如果用定长包, 假设定长包的长度MAX_LENGTH为 2048, 就会浪费 1024 个字节的空间, 也会造成不必要的流量浪费： 数据结构定义： // 定长缓冲区 struct max_buffer { int len; char data[MAX_LENGTH]; }; 数据结构大小：考虑对齐, 那么数据结构的大小 >=sizeof(int) + sizeof(char) * MAX_LENGTH 由于考虑到数据的溢出, 变长数据包中的data数组长度一般会设置得足够长足以容纳最大的数据, 因此max_buffer中的 data 数组很多情况下都没有填满数据, 因此造成了浪费。 数据包的构造：假如我们要发送CURR_LENGTH = 1024个字节, 我们如何构造这个数据包呢；一般来说, 我们会返回一个指向缓冲区数据结构max_buffer的指针： // 开辟 if ((mbuffer = (struct max_buffer *)malloc(sizeof(struct max_buffer))) != NULL) { mbuffer->len = CURR_LENGTH; memcpy(mbuffer->data, "Hello World", CURR_LENGTH); printf("%d, %s\n", mbuffer->len, mbuffer->data); } 访问：这段内存要分两部分使用；前部分 4 个字节p->len, 作为包头(就是多出来的那部分)，这个包头是用来描述紧接着包头后面的数据部分的长度，这里是 1024, 所以前四个字节赋值为 1024 (既然我们要构造不定长数据包，那么这个包到底有多长呢，因此，我们就必须通过一个变量来表明这个数据包的长度，这就是len的作用)；而紧接其后的内存是真正的数据部分, 通过p->data, 最后, 进行一个memcpy()内存拷贝, 把要发送的数据填入到这段内存当中 释放：那么当使用完毕释放数据的空间的时候, 直接释放就可以了 // 销毁 free(mbuffer); mbuffer = NULL; 2、小结: 使用定长数组, 作为数据缓冲区, 为了避免造成缓冲区溢出, 数组的大小一般设为足够的空间MAX_LENGTH, 而实际使用过程中, 达到MAX_LENGTH长度的数据很少, 那么多数情况下, 缓冲区的大部分空间都是浪费掉的 但是使用过程很简单, 数据空间的开辟和释放简单, 无需程序员考虑额外的操作 3、 指针数据包(开辟空间, 释放, 访问): 如果你将上面的长度为MAX_LENGTH的定长数组换为指针, 每次使用时动态的开辟CURR_LENGTH大小的空间, 那么就避免造成MAX_LENGTH - CURR_LENGTH空间的浪费, 只浪费了一个指针域的空间： 数据包定义： struct point_buffer { int len; char *data; }; 数据结构大小：考虑对齐, 那么数据结构的大小 >=sizeof(int) + sizeof(char *) 空间分配：但是也造成了使用在分配内存时，需采用两步 // ===================== // 指针数组 占用-开辟-销毁 // ===================== /// 占用 printf("the length of struct test3:%d\n",sizeof(struct point_buffer)); /// 开辟 if ((pbuffer = (struct point_buffer *)malloc(sizeof(struct point_buffer))) != NULL) { pbuffer->len = CURR_LENGTH; if ((pbuffer->data = (char *)malloc(sizeof(char) * CURR_LENGTH)) != NULL) { memcpy(pbuffer->data, "Hello World", CURR_LENGTH); printf("%d, %s\n", pbuffer->len, pbuffer->data); } } 首先, 需为结构体分配一块内存空间；其次再为结构体中的成员变量分配内存空间。 这样两次分配的内存是不连续的, 需要分别对其进行管理. 当使用长度为的数组时, 则是采用一次分配的原则, 一次性将所需的内存全部分配给它。 释放：相反, 释放时也是一样的： /// 销毁 free(pbuffer->data); free(pbuffer); pbuffer = NULL; 小结： - 使用指针结果作为缓冲区, 只多使用了一个指针大小的空间, 无需使用 MAX_LENGTH 长度的数组, 不会造成空间的大量浪费。 但那是开辟空间时, 需要额外开辟数据域的空间, 施放时候也需要显示释放数据域的空间, 但是实际使用过程中, 往往在函数中开辟空间, 然后返回给使用者指向struct point_buffer的指针, 这时候我们并不能假定使用者了解我们开辟的细节, 并按照约定的操作释放空间, 因此使用起来多有不便, 甚至造成内存泄漏。 4、变长数据缓冲区(开辟空间, 释放, 访问) 定长数组使用方便, 但是却浪费空间, 指针形式只多使用了一个指针的空间, 不会造成大量空间分浪费, 但是使用起来需要多次分配, 多次释放, 那么有没有一种实现方式能够既不浪费空间, 又使用方便的呢? GNU C的 0 长度数组, 也叫变长数组, 柔性数组就是这样一个扩展。对于 0 长数组的这个特点，很容易构造出变成结构体，如缓冲区，数据包等等： 数据结构定义： // 0长度数组 struct zero_buffer { int len; char data[0]; }; 数据结构大小：这样的变长数组常用于网络通信中构造不定长数据包, 不会浪费空间浪费网络流量, 因为char data[0];只是个数组名, 是不占用存储空间的： sizeof(struct zero_buffer) = sizeof(int) 开辟空间：那么我们使用的时候, 只需要开辟一次空间即可 /// 开辟 if ((zbuffer = (struct zero_buffer *)malloc(sizeof(struct zero_buffer) + sizeof(char) * CURR_LENGTH)) != NULL) { zbuffer->len = CURR_LENGTH; memcpy(zbuffer->data, "Hello World", CURR_LENGTH); printf("%d, %s\n", zbuffer->len, zbuffer->data); } 释放空间：释放空间也是一样的, 一次释放即可 /// 销毁 free(zbuffer); zbuffer = NULL; 总结： // zero_length_array.c #include #include #define MAX_LENGTH 1024 #define CURR_LENGTH 512 // 0长度数组 struct zero_buffer { int len; char data[0]; }__attribute((packed)); // 定长数组 struct max_buffer { int len; char data[MAX_LENGTH]; }__attribute((packed)); // 指针数组 struct point_buffer { int len; char *data; }__attribute((packed)); int main(void) { struct zero_buffer *zbuffer = NULL; struct max_buffer *mbuffer = NULL; struct point_buffer *pbuffer = NULL; // ===================== // 0长度数组 占用-开辟-销毁 // ===================== /// 占用 printf("the length of struct test1:%d\n",sizeof(struct zero_buffer)); /// 开辟 if ((zbuffer = (struct zero_buffer *)malloc(sizeof(struct zero_buffer) + sizeof(char) * CURR_LENGTH)) != NULL) { zbuffer->len = CURR_LENGTH; memcpy(zbuffer->data, "Hello World", CURR_LENGTH); printf("%d, %s\n", zbuffer->len, zbuffer->data); } /// 销毁 free(zbuffer); zbuffer = NULL; // ===================== // 定长数组 占用-开辟-销毁 // ===================== /// 占用 printf("the length of struct test2:%d\n",sizeof(struct max_buffer)); /// 开辟 if ((mbuffer = (struct max_buffer *)malloc(sizeof(struct max_buffer))) != NULL) { mbuffer->len = CURR_LENGTH; memcpy(mbuffer->data, "Hello World", CURR_LENGTH); printf("%d, %s\n", mbuffer->len, mbuffer->data); } /// 销毁 free(mbuffer); mbuffer = NULL; // ===================== // 指针数组 占用-开辟-销毁 // ===================== /// 占用 printf("the length of struct test3:%d\n",sizeof(struct point_buffer)); /// 开辟 if ((pbuffer = (struct point_buffer *)malloc(sizeof(struct point_buffer))) != NULL) { pbuffer->len = CURR_LENGTH; if ((pbuffer->data = (char *)malloc(sizeof(char) * CURR_LENGTH)) != NULL) { memcpy(pbuffer->data, "Hello World", CURR_LENGTH); printf("%d, %s\n", pbuffer->len, pbuffer->data); } } /// 销毁 free(pbuffer->data); free(pbuffer); pbuffer = NULL; return EXIT_SUCCESS; } 长度为 0 的数组并不占有内存空间， 而指针方式需要占用内存空间. 对于长度为 0 数组, 在申请内存空间时, 采用一次性分配的原则进行; 对于包含指针的结构体, 在申请空间时需分别进行, 释放时也需分别释放. 对于长度为 0 的数组的访问可采用数组方式进行 GNU Document中 变长数组的支持： 参考： 6.17 Arrays of Length Zero C Struct Hack – Structure with variable length array 在C90之前, 并不支持 0 长度的数组, 0 长度数组是GNU C的一个扩展, 因此早期的编译器中是无法通过编译的；对于GNU C增加的扩展,GCC提供了编译选项来明确的标识出他们: -pedantic选项，那么使用了扩展语法的地方将产生相应的警告信息 -Wall使用它能够使GCC产生尽可能多的警告信息 -Werror, 它要求GCC将所有的警告当成错误进行处理 // 1.c #include #include int main(void) { char a[0]; printf("%ld", sizeof(a)); return EXIT_SUCCESS; } 我们来编译： # 显示所有警告 gcc 1.c -Wall #none warning and error # 对GNU C的扩展显示警告 gcc 1.c -Wall -pedantic 1.c: In function ‘main’: 1.c:7: warning: ISO C forbids zero-size array ‘a’ # 显示所有警告同时GNU C的扩展显示警告, 将警告用 error 显示 gcc 1.c -Werror -Wall -pedantic cc1: warnings being treated as errors 1.c: In function ‘main’: 1.c:7: error: ISO C forbids zero-size array ‘a’ 0长度数组其实就是灵活地运用数组指向的是其后面连续的内存空间： struct buffer { int len; char data[0]; }; 在早期没引入 0 长度数组的时候, 大家是通过定长数组和指针的方式来解决的, 但是： 定长数组定义了一个足够大的缓冲区, 这样使用方便, 但是每次都造成空间的浪费 指针的方式， 要求程序员在释放空间时必须进行多次的free操作， 而我们在使用的过程中往往在函数中返回了指向缓冲区的指针， 我们并不能保证每个人都理解并遵从我们的释放方式。 所以GNU就对其进行了 0 长度数组的扩展. 当使用data[0]的时候, 也就是 0 长度数组的时候，0长度数组作为数组名, 并不占用存储空间。 在C99之后，也加了类似的扩展，只不过用的是char payload[]这种形式（所以如果你在编译的时候确实需要用到-pedantic参数，那么你可以将char payload[0]类型改成char payload[], 这样就可以编译通过了，当然你的编译器必须支持C99标准的，如果太古老的编译器，那可能不支持了) // 2.c payload #include # include struct payload { int len; char data[]; }; int main(void) { struct payload pay; printf("%ld", sizeof(pay)); return EXIT_SUCCESS; } 使用-pedantic编译后, 不出现警告, 说明这种语法是 C 标准的 gcc 2.c -pedantic -std=c99 所以结构体的末尾, 就是指向了其后面的内存数据。因此我们可以很好的将该类型的结构体作为数据报文的头格式，并且最后一个成员变量，也就刚好是数据内容了. GNU 手册还提供了另外两个结构体来说明，更容易看懂意思： struct f1 { int x; int y[]; } f1 = { 1, { 2, 3, 4 } }; struct f2 { struct f1 f1; int data[3]; } f2 = { { 1 }, { 5, 6, 7 } }; 我把 f2 里面的 2,3,4 改成了 5,6,7 以示区分。如果你把数据打出来。即如下的信息： f1.x = 1 f1.y[0] = 2 f1.y[1] = 3 f1.y[2] = 4 也就是f1.y指向的是{2,3,4}这块内存中的数据。所以我们就可以轻易的得到，f2.f1.y指向的数据也就是正好f2.data的内容了。打印出来的数据： f2.f1.x = 1 f2.f1.y[0] = 5 f2.f1.y[1] = 6 f2.f1.y[2] = 7 如果你不是很确认其是否占用空间. 你可以用sizeof来计算一下。就可以知道sizeof(struct f1)=4,也就是int y[]其实是不占用空间的。但是这个 0 长度的数组，必须放在结构体的末尾。如果你没有把它放在末尾的话。编译的时候，会有如下的错误： main.c:37:9: error: flexible array member not at end of struct int y[]; ^ 到这边，你可能会有疑问，如果将struct f1中的int y[]替换成int *y，又会是如何？这就涉及到数组和指针的问题了. 有时候吧，这两个是一样的，有时候又有区别。 首先要说明的是，支持 0 长度数组的扩展，重点在数组，也就是不能用int *y指针来替换。sizeof的长度就不一样了。把struct f1改成这样： struct f3 { int x; int *y; }; 在 32/64 位下, int 均是 4 个字节,sizeof(struct f1)=4，而sizeof(struct f3)=16 因为int *y是指针, 指针在 64 位下, 是 64 位的，sizeof(struct f3) = 16；如果在32位环境的话,sizeof(struct f3)则是 8 了,sizeof(struct f1)不变. 所以int *y是不能替代int y[]的; 代码如下: // 3.c #include #include struct f1 { int x; int y[]; } f1 = { 1, { 2, 3, 4 } }; struct f2 { struct f1 f1; int data[3]; } f2 = { { 1 }, { 5, 6, 7 } }; struct f3 { int x; int *y; }; int main(void) { printf("sizeof(f1) = %d\n", sizeof(struct f1)); printf("sizeof(f2) = %d\n", sizeof(struct f2)); printf("szieof(f3) = %d\n\n", sizeof(struct f3)); printf("f1.x = %d\n", f1.x); printf("f1.y[0] = %d\n", f1.y[0]); printf("f1.y[1] = %d\n", f1.y[1]); printf("f1.y[2] = %d\n", f1.y[2]); printf("f2.f1.x = %d\n", f1.x); printf("f2.f1.y[0] = %d\n", f2.f1.y[0]); printf("f2.f1.y[1] = %d\n", f2.f1.y[1]); printf("f2.f1.y[2] = %d\n", f2.f1.y[2]); return EXIT_SUCCESS; } 0 长度数组的其他特征: 1、为什么 0 长度数组不占用存储空间: 0 长度数组与指针实现有什么区别呢, 为什么0长度数组不占用存储空间呢? 其实本质上涉及到的是一个 C 语言里面的数组和指针的区别问题。char a[1]里面的a和char *b的b相同吗？ 《 Programming Abstractions in C》（Roberts, E. S.，机械工业出版社，2004.6）82页里面说： “arr is defined to be identical to &arr[0]”. 也就是说，char a[1]里面的a实际是一个常量，等于&a[0]。而char *b是有一个实实在在的指针变量b存在。所以，a=b是不允许的，而b=a是允许的。两种变量都支持下标式的访问，那么对于a[0]和b[0]本质上是否有区别？我们可以通过一个例子来说明。 参见如下两个程序gdb_zero_length_array.c和gdb_zero_length_array.c： // gdb_zero_length_array.c #include #include struct str { int len; char s[0]; }; struct foo { struct str *a; }; int main(void) { struct foo f = { NULL }; printf("sizeof(struct str) = %d\n", sizeof(struct str)); printf("before f.a->s.\n"); if(f.a->s) { printf("before printf f.a->s.\n"); printf(f.a->s); printf("before printf f.a->s.\n"); } return EXIT_SUCCESS; } \ // gdb_pzero_length_array.c #include # include struct str { int len; char *s; }; struct foo { struct str *a; }; int main(void) { struct foo f = { NULL }; printf("sizeof(struct str) = %d\n", sizeof(struct str)); printf("before f.a->s.\n"); if (f.a->s) { printf("before printf f.a->s.\n"); printf(f.a->s); printf("before printf f.a->s.\n"); } return EXIT_SUCCESS; } 可以看到这两个程序虽然都存在访问异常, 但是段错误的位置却不同 我们将两个程序编译成汇编, 然后diff查看他们的汇编代码有何不同 gcc -S gdb_zero_length_array.c -o gdb_test.s gcc -S gdb_pzero_length_array.c -o gdb_ptest diff gdb_test.s gdb_ptest.s 1c1 < .file "gdb_zero_length_array.c" --- > .file "gdb_pzero_length_array.c" 23c23 < movl $4, %esi --- > movl $16, %esi 30c30 < addq $4, %rax --- > movq 8(%rax), %rax 36c36 < addq $4, %rax --- > movq 8(%rax), %rax # printf("sizeof(struct str) = %d\n", sizeof(struct str)); 23c23 < movl $4, %esi #printf("sizeof(struct str) = %d\n", sizeof(struct str)); --- > movl $16, %esi #printf("sizeof(struct str) = %d\n", sizeof(struct str)); 从 64 位系统中, 汇编我们看出, 变长数组结构的大小为 4, 而指针形式的结构大小为 16： f.a->s 30c30/36c36 < addq $4, %rax --- > movq 8(%rax), %rax 可以看到有： 对于char s[0]来说, 汇编代码用了addq指令,addq $4, %rax 对于char *s来说，汇编代码用了movq指令,movq 8(%rax), %rax addq对%rax + sizeof(struct str), 即str结构的末尾即是char s[0]的地址, 这一步只是拿到了其地址, 而movq则是把地址里的内容放进去, 因此有时也被翻译为leap指令, 参见下一例子 从这里可以看到, 访问成员数组名其实得到的是数组的相对地址, 而访问成员指针其实是相对地址里的内容(这和访问其它非指针或数组的变量是一样的)： 访问相对地址，程序不会crash，但是，访问一个非法的地址中的内容，程序就会crash。 // 4-1.c #include #include int main(void) { char *a; printf("%p\n", a); return EXIT_SUCCESS; } 4-2.c #include #include int main(void) { char a[0]; printf("%p\n", a); return EXIT_SUCCESS; } $ diff 4-1.s 4-2.s 1c1 < .file "4-1.c" --- > .file "4-2.c" 13c13 < subl $16, %esp --- > subl $32, %esp 15c15 < leal 16(%esp), %eax --- > movl 28(%esp), %eax 对于char a[0]来说, 汇编代码用了leal指令,leal 16(%esp), %eax： 对于char *a来说，汇编代码用了movl指令,movl 28(%esp), %eax 2、地址优化: // 5-1.c #include #include int main(void) { char a[0]; printf("%p\n", a); char b[0]; printf("%p\n", b); return EXIT_SUCCESS; } img 由于 0 长度数组是 GNU C 的扩展, 不被标准库任可, 那么一些巧妙编写的诡异代码, 其执行结果就是依赖于编译器和优化策略的实现的. 比如上面的代码, a 和 b 的地址就会被编译器优化到一处, 因为a[0]和b[0]对于程序来说是无法使用的, 这让我们想到了什么? 编译器对于相同字符串常量, 往往地址也是优化到一处, 减少空间占用： // 5-2.c #include #include int main(void) { const char *a = "Hello"; printf("%p\n", a); const char *b = "Hello"; printf("%p\n", b); const char c[] = "Hello"; printf("%p\n", c); return EXIT_SUCCESS; }
1、程序框架的重要性 很多人尤其是初学者在写代码的时候往往都是想一点写一点，最开始没有一个整体的规划，导致后面代码越写越乱，bug不断。 最终代码跑起来看似没有问题(有可能也真的没有问题)，但是要加一个功能的时候会浪费大量的时间，甚至导致整个代码的崩溃。 所以，在一个项目开始的时候多花一些时间在代码的架构设计上是十分有必要的。 代码架构确定好了之后你会发现敲代码的时候会特别快，并且在后期调试的时候也不会像无头苍蝇一样胡乱找问题。当然，调试也是一门技术。 在学习实时操作系统的过程中，发现实时操作系统框架与个人的业务代码之间的耦合性就非常低，都是只需要将业务代码通过一定的接口函数注册好后就交给操作系统托管了，十分方便。 但是操作系统的调度过于复杂，这里就使用操作系统的思维方式来重构这个时间片轮询框架。 实现该框架的完全解耦，用户只需要包含头文件，并且在使用过程中不需要改动已经写好的库文件。 2、程序实例 首先来个demo，该demo是使用电脑开两个线程： 一个线程模拟单片机的定时器中断产生时间片轮询个时钟，另一个线程则模拟主函数中一直运行的时间片轮询调度程序。 #include #include #include #include "timeslice.h" // 创建5个任务对象TimesilceTaskObj task_1, task_2, task_3, task_4, task_5; // 具体的任务函数void task1_hdl(){ printf(">> task 1 is running ...\n");} void task2_hdl(){ printf(">> task 2 is running ...\n");} void task3_hdl(){ printf(">> task 3 is running ...\n");} void task4_hdl(){ printf(">> task 4 is running ...\n");} void task5_hdl(){ printf(">> task 5 is running ...\n");} // 初始化任务对象，并且将任务添加到时间片轮询调度中void task_init(){ timeslice_task_init(&task_1, task1_hdl, 1, 10); timeslice_task_init(&task_2, task2_hdl, 2, 20); timeslice_task_init(&task_3, task3_hdl, 3, 30); timeslice_task_init(&task_4, task4_hdl, 4, 40); timeslice_task_init(&task_5, task5_hdl, 5, 50); timeslice_task_add(&task_1); timeslice_task_add(&task_2); timeslice_task_add(&task_3); timeslice_task_add(&task_4); timeslice_task_add(&task_5);} // 开两个线程模拟在单片机上的运行过程void timeslice_exec_thread(){ while (true) { timeslice_exec(); }} void timeslice_tick_thread(){ while (true) { timeslice_tick(); Sleep(10); }} int main(){ task_init(); printf(">> task num: %d\n", timeslice_get_task_num()); printf(">> task len: %d\n", timeslice_get_task_timeslice_len(&task_3)); timeslice_task_del(&task_2); printf(">> delet task 2\n"); printf(">> task 2 is exist: %d\n", timeslice_task_isexist(&task_2)); printf(">> task num: %d\n", timeslice_get_task_num()); timeslice_task_del(&task_5); printf(">> delet task 5\n"); printf(">> task num: %d\n", timeslice_get_task_num()); printf(">> task 3 is exist: %d\n", timeslice_task_isexist(&task_3)); timeslice_task_add(&task_2); printf(">> add task 2\n"); printf(">> task 2 is exist: %d\n", timeslice_task_isexist(&task_2)); timeslice_task_add(&task_5); printf(">> add task 5\n"); printf(">> task num: %d\n", timeslice_get_task_num()); printf("\n\n========timeslice running===========\n"); std::thread thread_1(timeslice_exec_thread); std::thread thread_2(timeslice_tick_thread); thread_1.join(); thread_2.join(); return 0;} 运行结果如下： 由以上例子可见，这个框架使用十分方便，甚至可以完全不知道其原理，仅仅通过几个简单的接口就可以迅速创建任务并加入到时间片轮询的框架中，十分好用。 3、时间片轮询框架 其实该部分主要使用了面向对象的思维，使用结构体作为对象，并使用结构体指针作为参数传递，这样作可以节省资源，并且有着极高的运行效率。 其中最难的部分是侵入式链表的使用，这种链表在一些操作系统内核中使用十分广泛，这里是参考RT-Thread实时操作系统中的侵入式链表实现。h文件： #ifndef _TIMESLICE_H#define _TIMESLICE_H #include "./list.h" typedef enum { TASK_STOP, TASK_RUN} IsTaskRun; typedef struct timesilce{ unsigned int id; void (*task_hdl)(void); IsTaskRun is_run; unsigned int timer; unsigned int timeslice_len; ListObj timeslice_task_list;} TimesilceTaskObj; void timeslice_exec(void);void timeslice_tick(void);void timeslice_task_init(TimesilceTaskObj* obj, void (*task_hdl)(void), unsigned int id, unsigned int timeslice_len);void timeslice_task_add(TimesilceTaskObj* obj);void timeslice_task_del(TimesilceTaskObj* obj);unsigned int timeslice_get_task_timeslice_len(TimesilceTaskObj* obj);unsigned int timeslice_get_task_num(void);unsigned char timeslice_task_isexist(TimesilceTaskObj* obj); #endif c文件： #include "./timeslice.h" static LIST_HEAD(timeslice_task_list); void timeslice_exec(){ ListObj* node; TimesilceTaskObj* task; list_for_each(node, ×lice_task_list) { task = list_entry(node, TimesilceTaskObj, timeslice_task_list); if (task->is_run == TASK_RUN) { task->task_hdl(); task->is_run = TASK_STOP; } }} void timeslice_tick(){ ListObj* node; TimesilceTaskObj* task; list_for_each(node, ×lice_task_list) { task = list_entry(node, TimesilceTaskObj, timeslice_task_list); if (task->timer != 0) { task->timer--; if (task->timer == 0) { task->is_run = TASK_RUN; task->timer = task->timeslice_len; } } }} unsigned int timeslice_get_task_num(){ return list_len(×lice_task_list);} void timeslice_task_init(TimesilceTaskObj* obj, void (*task_hdl)(void), unsigned int id, unsigned int timeslice_len){ obj->id = id; obj->is_run = TASK_STOP; obj->task_hdl = task_hdl; obj->timer = timeslice_len; obj->timeslice_len = timeslice_len;} void timeslice_task_add(TimesilceTaskObj* obj){ list_insert_before(×lice_task_list, &obj->timeslice_task_list);} void timeslice_task_del(TimesilceTaskObj* obj){ if (timeslice_task_isexist(obj)) list_remove(&obj->timeslice_task_list); else return;} unsigned char timeslice_task_isexist(TimesilceTaskObj* obj){ unsigned char isexist = 0; ListObj* node; TimesilceTaskObj* task; list_for_each(node, ×lice_task_list) { task = list_entry(node, TimesilceTaskObj, timeslice_task_list); if (obj->id == task->id) isexist = 1; } return isexist;} unsigned int timeslice_get_task_timeslice_len(TimesilceTaskObj* obj){ return obj->timeslice_len;} 4、底层侵入式双向链表 该链表是linux内核中使用十分广泛，也十分经典，其原理具体可以参考文章：https://www.cnblogs.com/skywang12345/p/3562146.htmlh文件： #ifndef _LIST_H#define _LIST_H #define offset_of(type, member) (unsigned long) &((type*)0)->member#define container_of(ptr, type, member) ((type *)((char *)(ptr) - offset_of(type, member))) typedef struct list_structure{ struct list_structure* next; struct list_structure* prev;} ListObj; #define LIST_HEAD_INIT(name) {&(name), &(name)}#define LIST_HEAD(name) ListObj name = LIST_HEAD_INIT(name) void list_init(ListObj* list);void list_insert_after(ListObj* list, ListObj* node);void list_insert_before(ListObj* list, ListObj* node);void list_remove(ListObj* node);int list_isempty(const ListObj* list);unsigned int list_len(const ListObj* list); #define list_entry(node, type, member) \ container_of(node, type, member) #define list_for_each(pos, head) \ for (pos = (head)->next; pos != (head); pos = pos->next) #define list_for_each_safe(pos, n, head) \ for (pos = (head)->next, n = pos->next; pos != (head); \ pos = n, n = pos->next) #endif c文件： #include "list.h" void list_init(ListObj* list){ list->next = list->prev = list;} void list_insert_after(ListObj* list, ListObj* node){ list->next->prev = node; node->next = list->next; list->next = node; node->prev = list;} void list_insert_before(ListObj* list, ListObj* node){ list->prev->next = node; node->prev = list->prev; list->prev = node; node->next = list;} void list_remove(ListObj* node){ node->next->prev = node->prev; node->prev->next = node->next; node->next = node->prev = node;} int list_isempty(const ListObj* list){ return list->next == list;} unsigned int list_len(const ListObj* list){ unsigned int len = 0; const ListObj* p = list; while (p->next != list) { p = p->next; len++; } return len;} 到此，一个全新的，完全解耦的，十分方便易用时间片轮询框架完成。
以下是GObject的一些核心概念和使用方法。 源码：https://gitlab.gnome.org/GNOME/glib/ 教程：https://docs.gtk.org/gobject/index.html 1. GObject的核心概念 动态类型系统：GObject允许程序在运行时进行类型注册，这意味着可以使用纯C语言设计一整套面向对象的软件模块。 内存管理：GObject实现了基于引用计数的内存管理，这简化了内存管理的复杂性。 属性系统：GObject提供了通用的set/get属性获取方法，使得属性管理变得更加简单。 信号机制：GObject内置了简单易用的信号机制，允许对象之间进行通信。 2. GObject的使用示例 在GObject中，类和实例是两个结构体的组合。类结构体初始化函数一般被调用一次，而实例结构体的初始化函数的调用次数等于对象实例化的次数。 所有实例共享的数据保存在类结构体中，而对象私有的数据保存在实例结构体中。 GObject实例的结构体定义如下： typedef struct _GObject GObject; struct _GObject { GTypeInstance g_type_instance; /*< private >*/ guint ref_count; /* (atomic) */ GData *qdata; }; GObject类的结构体定义如下： struct _GObjectClass { GTypeClass g_type_class; /*< private >*/ GSList *construct_properties; /*< public >*/ /* seldom overridden */ GObject* (*constructor) (GType type, guint n_construct_properties, GObjectConstructParam *construct_properties); /* overridable methods */ void (*set_property) (GObject *object, guint property_id, const GValue *value, GParamSpec *pspec); void (*get_property) (GObject *object, guint property_id, GValue *value, GParamSpec *pspec); void (*dispose) (GObject *object); void (*finalize) (GObject *object); /* seldom overridden */ void (*dispatch_properties_changed) (GObject *object, guint n_pspecs, GParamSpec **pspecs); /* signals */ void (*notify) (GObject *object, GParamSpec *pspec); /* called when done constructing */ void (*constructed) (GObject *object); /*< private >*/ gsize flags; gsize n_construct_properties; gpointer pspecs; gsize n_pspecs; /* padding */ gpointer pdummy[3]; }; 以下是一个简单的示例，展示了如何创建和使用GObject实例： #include int main (int argc, char **argv) { GObject* instance1, *instance2; // 指向实例的指针 GObjectClass* class1, *class2; // 指向类的指针 instance1 = g_object_new (G_TYPE_OBJECT, NULL); instance2 = g_object_new (G_TYPE_OBJECT, NULL); g_print ("The address of instance1 is %p\n", instance1); g_print ("The address of instance2 is %p\n", instance2); class1 = G_OBJECT_GET_CLASS (instance1); class2 = G_OBJECT_GET_CLASS (instance2); g_print ("The address of the class of instance1 is %p\n", class1); g_print ("The address of the class of instance2 is %p\n", class2); g_object_unref (instance1); g_object_unref (instance2); return 0; } The address of instance1 is 0x55fb9141ad20 The address of instance2 is 0x55fb9141ad40 The address of the class of instance1 is 0x55fb9141a350 The address of the class of instance2 is 0x55fb9141a350 在这个示例中，g_object_new函数用于创建GObject实例，并返回指向它的指针。 G_TYPE_OBJECT是GObject基类的类型标识符，所有其他GObject类型都从这个基类型派生。 宏G_OBJECT_GET_CLASS返回指向参数所属类变量的指针。g_object_unref用于销毁实例变量并释放内存。 实例1与实例2的存储空间是不同的，每个实例都有自己的空间。 两个类的存储空间是相同的，两个GObject实例共享同一个类。 3. GObject的信号机制 GObject允许定义和使用属性，以及发出和连接信号。 这些特性使得GObject非常适合用于构建复杂的软件系统，尤其是在需要组件间通信和属性管理的场景中。 信号最基本的用途是实现事件通知。例如：创建一个信号，当调用文件写方法时，触发文件变化信号。 创建信号： file_signals[CHANGED] = g_signal_newv ("changed", G_TYPE_FROM_CLASS (object_class), G_SIGNAL_RUN_LAST | G_SIGNAL_NO_RECURSE | G_SIGNAL_NO_HOOKS, NULL /* closure */, NULL /* accumulator */, NULL /* accumulator data */, NULL /* C marshaller */, G_TYPE_NONE /* return_type */, 0 /* n_params */, NULL /* param_types */); 带信号机制的文件写方法： void viewer_file_write (ViewerFile *self, const guint8 *buffer, gsize size) { g_return_if_fail (VIEWER_IS_FILE (self)); g_return_if_fail (buffer != NULL || size == 0); /* First write data. */ /* Then, notify user of data written. */ g_signal_emit (self, file_signals[CHANGED], 0 /* details */); } 用户回调处理函数连接到信号： g_signal_connect (file, "changed", (GCallback) changed_event, NULL); 4. 跨语言互通性 GObject被设计为可以直接使用在C程序中，并且可以封装至其他语言，如C++、Java、Ruby、Python和.NET/Mono等，这使得GObject具有很好的跨语言互通性。
一、异常处理实践在编写 C++ 代码时会遇到不可预期的错误和异常情况。为了让我们的代码更健壮和可靠，我们需要使用异常处理机制来处理这些情况。
1. 什么是无锁数据结构？ 锁的本质是阻止其他线程进入锁住的临界区，当一个线程在临界区中休眠，其他线程的操作也会被卡在临界区外（锁的根本意图就是杜绝并发功能，是阻塞型数据结构）。而无锁数据结构要求总有一个线程能够真正推进事情的进展，而不是空转，也就是说即使一些线程在任意位置休眠，其他线程也能完成操作并返回，这也说明任何时候都不存在锁住的临界区。 无锁数据结构不一定更快，因为常常需要很多原子操作，每个原子操作都有额外开销并可能涉及 CPU 和缓存的竞争。 1.无锁数据结构的优点： 最大限度地实现并发： 还是那句话，锁的根本意图就是杜绝并发功能，而无锁数据结构总存在某个线程能执行下一步操作（不存在锁的临界区导致其他线程被堵塞的问题） 代码的健壮性： 假设数据结构的写操作受锁保护，如果某一线程在持锁期间终止，那么该数据结构只完成了部分改动，且此后没办法修补。因为持锁期间，线程会对共享数据结构执行一系列被锁保护的操作，其他线程无法访问数据结构或观察到其部分修改状态，如果线程在操作完成之前终止（例如异常退出），锁会释放，但数据结构可能处于不一致或部分修改的状态，而剩下的部分操作没有其他线程可以接管和恢复操作，因为锁没有记录操作的上下文。 但是在无锁数据结构中，即使某线程操作无锁数据时意外终结，但丢失的数据仅限于它本身持有的部分，其他的数据仍然完好，能被其他线程正常处理（因为原子操作不能被分割，要么成功修改数据，要么失败保持原状态不变，所以即使线程终止，也不会留下半完成的修改）。 2.无锁数据结构的缺点： 难度大： 对无锁数据结构执行写操作的难度高于带锁的数据结构，主要因为无锁数据结构需要在没有锁的情况下依靠复杂的算法和原子操作（如CAS，就是compare_exchange_strong）来保证线程安全。写操作必须确保全局一致性，处理并发冲突，并设计有效的重试机制，同时解决诸如ABA问题等细节。而带锁数据结构只需通过互斥锁避免并发，逻辑相对简单，因此无锁写操作的实现通常更加复杂且易出错。 活锁 由于无锁数据结构完全不含锁，因此不存在死锁问题，但活锁（live lock）反而有可能出现。假设两个线程同时修改同一份数据结构，若他们所做的改动都导致对方从头开始操作，那双方就会反复循环，不断重试，这种现象即为活锁。与死锁不同，活锁中的线程不会被阻塞，它们会持续执行某些操作，但由于逻辑错误或相互之间的干扰，始终无法达到预期的目标。 2. 环形队列 环形队列是多线程无锁并发执行时用到的，一次往队列中写入一个事件，队列只记录事件相关数据的指针，另外使用原子操作来记录读取这个指针，迅速、安全。因为指针占空间小而且一致，所以可以直接使用数组来保存它们。 而环形队列有以下两个好处： 成环的队列大小是固定的，可以循环复用 通过移动头和尾就能实现数据的插入和取出 一个环形结构示意图如下所示： 环形队列是队列的一种数据结构，在队头出队, 队尾入队； 只是环形队列的大小是确定的， 不能进行一个长度的增加，当你把一个环形队列创建好之后，它能存放的元素个数是确定的； 虽然环形队列在逻辑上是环形的，但在物理上是一个定长的数组； 一般我们实现这个环形队列是通过一个连续的结构来实现的; 环形队列在逻辑上形成一个环形的变化，主要是当头尾指针当走到连续空间的末尾的时候，它会做一个重置的操作。 如上图所示，当队列为空的时候，头指针和尾指针指向同一个区域； 当插入一个数据之后，队列size变为1，尾指针Q.rear + 1向前移动到下一个扇区，头指针Q.front存储队列的第一个数据，并始终指向该区域（如果不pop数据的话）； 当pop出一个数据后，头指针Q.front + 1 向前移动到下一个扇区，如果 front == rear 表示队列为空。注意：当数据被pop出队列后，仅仅只是头指针变化，而数据其实仍然留在内存原处不用处理，当插入新数据时会将这个内存原本的数据覆盖掉； 当尾指针 rear + 1 % 队列长度 == front 时，表示队列为满。 3. 实现线程安全的环形队列 在本节中，我们通过互斥量和原子操作分别实现有锁环形队列和无锁环形队列。 3.1 实现有锁环形队列 代码如下： #include #include #include template<typename T, size_t Cap>class CircularQueLk :private std::allocator{public: CircularQueLk() :_max_size(Cap + 1),_data(std::allocator::allocate(_max_size)), _head(0), _tail(0) {} CircularQueLk(const CircularQueLk&) = delete; CircularQueLk& operator = (const CircularQueLk&) volatile = delete; CircularQueLk& operator = (const CircularQueLk&) = delete; ~CircularQueLk() { //循环销毁 std::lock_guard<std::mutex> lock(_mtx); //调用内部元素的析构函数 while (_head != _tail) { std::allocator::destroy(_data + _head); _head = (_head+1)%_max_size; } //调用回收操作 std::allocator::deallocate(_data, _max_size); } //先实现一个可变参数列表版本的插入函数最为基准函数 template <typename ...Args> bool emplace(Args && ... args) { std::lock_guard<std::mutex> lock(_mtx); //判断队列是否满了 if ((_tail + 1) % _max_size == _head) { std::cout << "circular que full ! " << std::endl; return false; } //在尾部位置构造一个T类型的对象，构造参数为args... std::allocator::construct(_data + _tail, std::forward(args)...); //更新尾部元素位置 _tail = (_tail + 1) % _max_size; return true; } //push 实现两个版本，一个接受左值引用，一个接受右值引用 //接受左值引用版本 bool push(const T& val) { std::cout << "called push const T& version" << std::endl; return emplace(val); } //接受右值引用版本，当然也可以接受左值引用，T&&为万能引用 // 但是因为我们实现了const T& bool push(T&& val) { std::cout << "called push T&& version" << std::endl; return emplace(std::move(val)); } //出队函数 bool pop(T& val) { std::lock_guard<std::mutex> lock(_mtx); //判断头部和尾部指针是否重合，如果重合则队列为空 if (_head == _tail) { std::cout << "circular que empty ! " << std::endl; return false; } //取出头部指针指向的数据 // 因为右值引用可以隐式转换为左值引用，所以可以将一个右值引用赋值给左值引用 val = std::move(_data[_head]); //更新头部指针 _head = (_head + 1) % _max_size; return true; }private: size_t _max_size; T* _data; std::mutex _mtx; size_t _head = 0; size_t _tail = 0;}; 默认构造函数中，_data(std::allocator::allocate(_max_size))用于为 _data 指针分配一块内存，这块内存可以存储 _max_size 个 T 类型的对象，而_data也是T类型的指针，这是内存分配器类模板std::allocator实现的。 我们在创建环形队列设置的最大长度为Cap，但是在构造函数中，分配给 _data 指针的内存其实是Cap + 1，这是为了区分队列为空和队列满的状态，设计中通常会保留一个额外的空间： 空队列：当 head == tail 时，表示队列为空。 满队列：当 (tail + 1) % max_size == head 时，表示队列已满。 如果不预留额外空间，那么当 head == tail 时，可能既表示队列为空，也可能表示队列已满，这会导致无法区分这两种状态。举例说明： 假设 Cap = 5，那么数组大小为 max_size = Cap + 1 = 6。状态如下： 初始状态（空队列） bash [_, _, _, _, _, _] head = 0 tail = 0 队列添加 1 个元素（满队列） mathematica [A, _, _, _, _, _] head = 0 tail = 1 队列添加 5 个元素（满队列） mathematica [A, B, C, D, E, _] head = 0 tail = 5 此时，(tail + 1) % max_size == head，表示队列已满。 队列删除 1 个元素 mathematica [_, B, C, D, E, _] head = 1 tail = 5 此时，head != tail，队列不为空。 若尾指针在队尾（5），当删除一个元素再加入一个元素时，尾指针会重置来到 0，此时（0 + 1）% 6 == 1，满队列。 此外，需要说的是析构函数： ~CircularQueLk() { //循环销毁 std::lock_guard<std::mutex> lock(_mtx); //调用内部元素的析构函数 while (_head != _tail) { std::allocator::destroy(_data + _head); _head = (_head+1)%_max_size; } //调用回收操作 std::allocator::deallocate(_data, _max_size);} std::allocator的destroy方法用于调用指向的元素的析构函数，这里通过while函数调用队列中所有元素的析构函数（如果T是基本类型比如 int，那么销毁操作不会有实际效果）； std::allocator的deallocate方法用于释放通过std::allocator::allocate分配的内存块。这仅回收内存，不会调用元素的析构函数，因此需要先在循环中显式销毁每个元素。 最后需要注意的一点是，再pop函数中，有这么一行代码：val = std::move(_data[_head])，其中，val 是一个T&类型的变量，而std::move返回的类型其实是一个右值引用，我们可以将右值引用赋值给一个左值引用，因为右值引用可以隐式转换为左值引用。但我们不能将一个右值赋值给一个左值引用，那是不合法的。 3.2 实现无锁环形队列（有缺陷） 接下来我们通过原子类型以及内存次序取代其他同步方法实现线程安全的环形队列，该队列是无锁并发的。代码如下： template<typename T, size_t Cap>class CircularQueSeq :private std::allocator{public: // 默认构造函数，为 _data 指针分配能容纳 _max_size 个 _data 类型的连续内存块 CircularQueSeq() :_max_size(Cap + 1), _data(std::allocator::allocate(_max_size)), _atomic_using(false),_head(0), _tail(0) {} CircularQueSeq(const CircularQueSeq&) = delete; CircularQueSeq& operator = (const CircularQueSeq&) volatile = delete; CircularQueSeq& operator = (const CircularQueSeq&) = delete; ~CircularQueSeq() { //循环销毁 bool use_expected = false; bool use_desired = true; do { use_expected = false; use_desired = true; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); //调用内部元素的析构函数 while (_head != _tail) { std::allocator::destroy(_data + _head); _head = （_head+1）% _max_size; } //调用回收操作 std::allocator::deallocate(_data, _max_size); do { use_expected = true; use_desired = false; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); } //先实现一个可变参数列表版本的插入函数最为基准函数 template <typename ...Args> bool emplace(Args && ... args) { bool use_expected = false; bool use_desired = true; do { use_expected = false; use_desired = true; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); //判断队列是否满了 if ((_tail + 1) % _max_size == _head) { std::cout << "circular que full ! " << std::endl; do { use_expected = true; use_desired = false; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); return false; } //在尾部位置构造一个T类型的对象，构造参数为args... std::allocator::construct(_data + _tail, std::forward(args)...); //更新尾部元素位置 _tail = (_tail + 1) % _max_size; do { use_expected = true; use_desired = false; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); return true; } //push 实现两个版本，一个接受左值引用，一个接受右值引用 //接受左值引用版本 bool push(const T& val) { std::cout << "called push const T& version" << std::endl; return emplace(val); } //接受右值引用版本，当然也可以接受左值引用，T&&为万能引用 // 但是因为我们实现了const T& bool push(T&& val) { std::cout << "called push T&& version" << std::endl; return emplace(std::move(val)); } //出队函数 bool pop(T& val) { bool use_expected = false; bool use_desired = true; do { use_desired = true; use_expected = false; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); //判断头部和尾部指针是否重合，如果重合则队列为空 if (_head == _tail) { std::cout << "circular que empty ! " << std::endl; do { use_expected = true; use_desired = false; } while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); return false; } //取出头部指针指向的数据 val = std::move(_data[_head]); //更新头部指针 _head = (_head + 1) % _max_size; do { use_expected = true; use_desired = false; }while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); return true; }private: size_t _max_size; T* _data; std::atomic<bool> _atomic_using; // 使用原子变量代替互斥 size_t _head = 0; size_t _tail = 0;}; 实现过程其实大差不差，只不过使用原子操作将使用锁的部分代替，而且相比锁的实现，无锁代码更加复杂一些。在这里，我们使用类型为std::atomic＜bool>的变量代替了有锁版本的的成员变量std::mutex，这是为了使用自旋锁的思路将锁替换为原子变量循环检测的方式，接下来分析一下需要关注的成员函数。 a. 析构函数 bool use_expected = false;bool use_desired = true;do{ use_expected = false; use_desired = true;}while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); 第一个循环通过将标志位 _atomic_using 置为true确保当前线程独占，防止多个线程同时销毁资源。 _atomic_using 在构造时被初始化为false，所以使用第一个do-while时，会将_atomic_using 置为true，表示当前线程独占，只有当前线程可以销毁资源。 第一个循环执行完后，开始销毁资源，步骤和有锁环形队列相同，就不再过多叙述。 do{ use_expected = true; use_desired = false;}while (!_atomic_using.compare_exchange_strong(use_expected, use_desired)); 当执行完资源销毁步骤后，执行第二个do-while循环，将_atomic_using置为false，表示当前线程释放对 _atomic_using 的独占访问权，将其设置为未使用状态。 b. 其他成员函数 其他成员函数中，也使用第一个循环和第二个循环代替锁，实现同步机制，就不继续说明了。只需记住，第一个do-while循环相当于加锁，第二个do-while循环相当于解锁，可以理解为是一个没有RAII回收机制的unique_ptr。 3.3 实现无锁环形队列（无缺陷） 虽然通过单个原子变量实现了一个线程安全的环形队列，但是也有弊端： 因为仅有一个线程能独占atomic_using，所有多个线程执行相同的操作时，比如pop，有且仅有一个线程可以获得atomic_using的独占权从而执行，而其他线程会陷入终而复始的等待中。而循环无疑是对CPU资源的浪费，可能会造成其他线程的“受饿”情况，即某个线程被执行无锁操作的线程抢占CPU资源（频繁的自旋重试会造成CPU资源的浪费），自身只分配到极少的执行时间，甚至完全没有，运行几乎停滞或完全停滞。 所以我们可以考虑使用多个原子变量将上述操作优化： 在环形队列的多线程使用中，写入数据的关键在于指针的移动，而不是数据本身的写入。由于不同线程写入的数据位置由指针决定，只要指针的更新是安全的，各线程写入的内存区域就不会冲突。因此，写入操作可以并发进行，无需额外保护。我们只需通过原子操作确保指针的加减是安全的，避免多线程竞争导致状态不一致。这样，数据写入过程是独立的，而指针的原子更新则保证了队列操作的整体正确性和线程安全性。 CircularQueLight():_max_size(Cap + 1), _data(std::allocator::allocate(_max_size)), _head(0), _tail(0) {}private: size_t _max_size; T* _data; std::atomic<size_t> _head; std::atomic<size_t> _tail; 将无锁版本的私有成员变量修改为上述四个，无需使用_atomic_using来模仿自旋锁的操作，直接将头指针和尾指针的类型换为原子类型，我们只需原子操作确保指针的加减是安全的即可。 3.3.1 pop函数 我们先实现简单的pop： // 线程安全的pop实现bool pop(T& val) { size_t h; do { h = _head.load(); //1 处 //判断头部和尾部指针是否重合，如果重合则队列为空 if(h == _tail.load()) { return false; } val = _data[h]; // 2处 } while (!_head.compare_exchange_strong(h, (h+1)% _max_size)); //3 处 return true;} 在pop函数中，我们在 1 处load获取头部head的值，在 2 处采用了复制的方式将头部元素取出赋值给val，而不是通过std::move，因为多个线程同时pop最后只有一个线程成功执行 3 处代码退出，而失败的则需要继续循环，从更新后的head处pop元素。所以不能用std::move，否则会破坏原有的队列数据。最后，判断当前线程持有的h值和头指针是否相同，如果相同则+1，反之重新循环pop。可能不好理解，我这里详细解释一下： 为什么不能使用 std::move？ 在 pop 函数中，多个线程可能同时尝试从队列中弹出元素（而在锁或者自旋锁的保护下，仅有一个线程pop），但最终只有一个线程能够成功更新_head指针。对于未成功更新指针的线程，它们需要重新获取最新的_head值，并从新的位置继续尝试弹出。 如果在2 处使用std::move，会将队列中当前_head指针指向位置的数据转移（move）到val中，这会破坏队列中该位置的数据。结果是，当其他线程在失败后重新尝试弹出时，该位置的数据可能已经被破坏（变为空的、无效的状态），导致数据丢失或逻辑错误。 为什么最终只有一个线程成功？ 弹出操作依赖于 compare_exchange_strong 来更新 _head 指针，而这是一个原子操作： 只有当 _head 的当前值等于期望值（即线程读取的 h）时，才能成功将 _head 更新为新值。 如果某个线程在尝试更新 _head 时，发现 _head 已经被其他线程更新，则说明该线程失败，必须重新尝试。 这意味着，在并发环境下，尽管多个线程可以同时尝试 pop，最终只有一个线程能成功更新 _head 并退出循环，其他线程必须重新获取新的 _head 并继续尝试。 3.3.2 push函数 // 存在线程安全的 push 实现bool push(T& val){ size_t t; do { t = _tail.load(); //1 //判断队列是否满 if( (t+1)%_max_size == _head.load()) { return false; } _data[t] = val; //2 } while (!_tail.compare_exchange_strong(t, (t + 1) % _max_size)); //3 return true;} 在 push 函数中，逻辑和pop函数差不多，都是多个线程可能同时push数据，但最终只有一个线程能push进入，而其他线程重新循环重新push。过程虽然差不多，但是push的实现其实存在线程安全问题： 比如线程1 push(1) 而线程2 push(2)，很有可能的顺序是，线程1走到了 2 处将data[t]成功写入了1，线程2晚一点走到了 2 处将data[t]修改为了2， 因为两个线程是同时执行的，所以此时尾指针的值还未被修改，如果线程1先一步修改尾指针，虽然能成功修改，但是内存中的值并不是线程1想要的1，而是2。流程为：1.1 -> 1.2 -> 2.1 -> 2.2 -> 1.3 这样我们看到的效果就是_data[t]被存储为2了，而实际情况应该是被存储为1，因为线程1的原子变量生效，而线程2的原子变量不满足需继续循环。我们需要想办法把_data[t]修改为1，重新优化push函数： bool push(T& val){ size_t t; do { t = _tail.load(); //1 //判断队列是否满 if( (t+1)%_max_size == _head.load()) { return false; } } while (!_tail.compare_exchange_strong(t, (t + 1) % _max_size)); //3 _data[t] = val; //2 return true;} 在该版本push函数中，我们先更新指针然后再修改内容，这样能保证多个线程push，仅有一个线程生效时，它写入的数据一定是本线程要写入到tail的数据，而此时tail被缓存在t里，那是一个线程本地变量，所以在这种情况下我们能确定即使多个线程运行到2处，他们的t值也是不同的，并不会产生上面所说的线程安全问题。 但是这种push操作仍然会有其他安全问题： 因为我们是先修改指针，后修改内存的内容，但如果我们更新完指针，在执行 2 处写操作未完成的时候，其他线程调用了pop函数，那么此时读到的值并不是更新后的值（写操作还未完成），而是该片内存原本的值。 我们理解中的同步应该是读操作能读到写操作更新后的值，而不是更新前的值，我们可以增加一个原子变量_tail_update来标记尾部数据是否修改完毕，如果没有修改完毕，此时其他线程pop获取的数据是不安全的，pop返回false。 3.3.3 优化后的pop和push函数 bool push(const T& val){ size_t t; do { t = _tail.load(); //1 //判断队列是否满 if( (t+1)%_max_size == _head.load()) { return false; } } while (!_tail.compare_exchange_strong(t, (t + 1) % _max_size)); //3 _data[t] = val; //2 // 数据成功写入之后更新tailup的值 size_t tailup; do { tailup = t; } while (_tail_update.compare_exchange_strong(tailup, (tailup + 1) % _max_size)); return true;} bool pop(T& val) { size_t h; do { h = _head.load(); //1 处 //判断头部和尾部指针是否重合，如果重合则队列为空 if(h == _tail.load()) { return false; } //判断如果此时要读取的数据和tail_update是否一致，如果一致说明尾部数据未更新完 if(h == _tail_update.load()) { return false; } val = _data[h]; // 2处 } while (!_head.compare_exchange_strong(h, (h+1)% _max_size)); //3 处 return true;} 因为当前线程执行pop和push获得的h和t都是一个固定值不会改变，改变的只是head指针和tail指针，所以当数据成功写入后，我们可以在push函数中增加一个do-while循环更新tail_update的值（将tail_update指向tail更新后的位置），表示指向已完成写入的最新位置。 而在pop函数中，如果 pop 发现 _head 与 _tail_update 相同_tail_update仍然指向tail指针的上一个位置（数据刚开始存储时，首尾指针均为0），还没有更新，说明此位置的数据尚未写入完成，因此数据是不安全的，pop 应返回 false。 我们模拟一下二者的执行流程： 在 push 中： _tail 先移动，表示分配位置。 数据写入完成后，再更新 _tail_update，标记此位置的数据可用。 在 pop 中： 检查 _tail_update，如果 _head == _tail_update，说明当前位置的数据尚未写入完成，pop 返回 false。 只有 _tail_update 超过 _head 时，才能安全读取队列数据。 我们学习了内存序之后知道，原子操作的默认内存序是先后一致次序memory_order_seq_cst，它能保证所有线程对变量操作的顺序观察一致，但是性能消耗过大，我们可以将先后一致内存模型替换为其他内存序，pop函数的实现如下： bool pop(T& val) { size_t h; do { h = _head.load(std::memory_order_relaxed); //1 处 //判断头部和尾部指针是否重合，如果重合则队列为空 if (h == _tail.load(std::memory_order_acquire)) //2处 { std::cout << "circular que empty ! " << std::endl; return false; } //判断如果此时要读取的数据和tail_update是否一致，如果一致说明尾部数据未更新完 if (h == _tail_update.load(std::memory_order_acquire)) //3处 { return false; } val = _data[h]; } while (!_head.compare_exchange_strong(h, (h + 1) % _max_size, std::memory_order_release, std::memory_order_relaxed)); //4 处 std::cout << "pop data success, data is " << val << std::endl; return true;} 1 处，使用了 memory_order_relaxed，这是因为对于 head 指针的加载，我们并不关心线程之间是否有同步需求，除了需要读取最新的 head 值。这里的目的是获取队列头部的索引，以便判断队列是否为空以及获取数据。由于 memory_order_relaxed 不强制同步，所以多个线程并不会相互等待，也不需要保证加载的 head 值和其他操作的顺序关系。这里使用 relaxed 只是为了提高效率，因为队列中有可能会多次重试。 2 处，当从队列中取数据时，需要保证 head 和 tail 指针的同步性。为了确保在读取队列头部元素之前，tail 指针已经正确更新，我们需要使用 memory_order_acquire。这个内存顺序会使得当前线程等待之前的操作完成，从而确保 tail 指针在当前线程读取之前是最新的。 3 处，再次使用 memory_order_acquire 来确保尾部数据的更新已经完成。通过检查 tail_update，你可以确保队列的尾部元素已完全更新并可供当前线程读取。这里的同步逻辑与 _tail` 相同，确保队列的状态对其他线程是正确同步的。如果尾部尚未更新，当前线程将继续重试，确保不会读取到不一致的状态。 4 处， 使用了两个内存顺序：memory_order_release 和memory_order_relaxed。这是因为 compare_exchange_strong 涉及到读改写，可以使用两种内存序： memory_order_release 用于确保在更新 head 指针之前，所有对队列的写操作（如 val = _data[h]）对其他线程可见。这保证了在 head 更新之后，其他线程会看到正确的数据。 memory_order_relaxed 用于在比较失败时，提升效率，因为在期望条件不匹配时无需进行同步。此时，当前线程会重试，依然不需要等待其他线程完成工作，因此使用 relaxed 来减少同步开销。 push 函数的实现如下： bool push(const T& val){ size_t t; do { t = _tail.load(std::memory_order_relaxed); //1 //判断队列是否满 if ((t + 1) % _max_size == _head.load(std::memory_order_acquire)) // 2 { std::cout << "circular que full ! " << std::endl; return false; } } while (!_tail.compare_exchange_strong(t, (t + 1) % _max_size, std::memory_order_release, std::memory_order_relaxed)); //3 _data[t] = val; size_t tailup; do { tailup = t; } while (_tail_update.compare_exchange_strong(tailup, (tailup + 1) % _max_size, std::memory_order_release, std::memory_order_relaxed)); //4 std::cout << "called push data success " << val << std::endl; return true;} 1 处，读取该数据时不需要进行线程的同步，所以使用最节省资源的memory_order_relaxed内存序。 2 处，使用 memory_order_acquire 加载 head 指针，确保在进行满队列检查时，头部指针已经同步更新。 3处，使用compare_exchange_strong来尝试更新尾部指针tail。如果tail指针未被其他线程修改，当前线程会成功更新tail指针并进入push操作。如果tail指针已经被其他线程修改，当前线程会重新读取新的tail值，并继续尝试更新。 memory_order_release: 这个内存顺序保证了在更新 tail 之前，当前线程对队列的修改对其他线程是可见的。 memory_order_relaxed: 如果 compare_exchange_strong 操作失败，即尾部指针的预期值与实际值不符，那么当前线程会重试。这时，使用relaxed可以避免同步操作的开销，减少不必要的内存屏障。 4 处， _tail_update的更新同样使用了memory_order_release和memory_order_relaxed内存序，理由同上。 3.3.4 完整代码 #pragma once#include #include template<typename T, size_t Cap>class CircularQueSync : private std::allocator{public: CircularQueSync() :_max_size(Cap + 1), _data(std::allocator::allocate(_max_size)) , _head(0), _tail(0), _tail_update(0) {} CircularQueSync(const CircularQueSync&) = delete; CircularQueSync& operator = (const CircularQueSync&) volatile = delete; CircularQueSync& operator = (const CircularQueSync&) = delete; ~CircularQueSync() { //调用内部元素的析构函数 while (_head != _tail) { std::allocator::destroy(_data + _head); _head = (++_head)%_max_size; } //调用回收操作 std::allocator::deallocate(_data, _max_size); } //出队函数 bool pop(T& val) { size_t h; do { h = _head.load(std::memory_order_relaxed); //1 处 //判断头部和尾部指针是否重合，如果重合则队列为空 if (h == _tail.load(std::memory_order_acquire)) //2处 { std::cout << "circular que empty ! " << std::endl; return false; } //判断如果此时要读取的数据和tail_update是否一致，如果一致说明尾部数据未更新完 if (h == _tail_update.load(std::memory_order_acquire)) //3处 { return false; } val = _data[h]; } while (!_head.compare_exchange_strong(h, (h + 1) % _max_size, std::memory_order_release, std::memory_order_relaxed)); //4 处 std::cout << "pop data success, data is " << val << std::endl; return true; } bool push(const T& val){ size_t t; do { t = _tail.load(std::memory_order_relaxed); //1 //判断队列是否满 if ((t + 1) % _max_size == _head.load(std::memory_order_acquire)) // 2 { std::cout << "circular que full ! " << std::endl; return false; } } while (!_tail.compare_exchange_strong(t, (t + 1) % _max_size, std::memory_order_release, std::memory_order_relaxed)); //3 _data[t] = val; size_t tailup; do { tailup = t; } while (_tail_update.compare_exchange_strong(tailup, (tailup + 1) % _max_size, std::memory_order_release, std::memory_order_relaxed)); //4 std::cout << "called push data success " << val << std::endl; return true; } private: size_t _max_size; T* _data; std::atomic<size_t> _head; std::atomic<size_t> _tail; std::atomic<size_t> _tail_update;}; 4.无锁环形并发队列的优缺点 优点： 由于使用了原子操作和自旋重试机制，这种设计避免了传统的锁机制，因此能够实现高并发。每个线程在修改队列指针时（如 push 或 pop）不会进行阻塞等待，而是通过原子操作保证数据一致性。 自旋重试：在 push 或 pop 操作中，如果指针未能成功更新（例如，因为另一个线程修改了指针），线程会重试直到成功。这种方式在并发较低的情况下非常高效，但对于高并发的场景可能会带来额外的开销。 操作独立性：push 和 pop 操作是独立的，它们之间没有冲突。因此，push 与 pop 操作可以并发执行，互不干扰。只有当多个线程同时进行 push 或 pop 时，才可能导致自旋重试。 与传统的锁机制相比（如互斥锁），无锁机制通过原子操作和内存模型的控制来保证并发访问时的线程安全，而不需要通过上下文切换或阻塞来管理线程。这样可以避免锁竞争带来的性能下降。 缺点： 当队列存储的是类对象时，多个push线程可能只有一个线程会成功插入数据，而其他线程则会因为重试而浪费时间。这是因为每次重试时，push线程仍然会尝试拷贝类对象到队列中，而拷贝构造函数的调用会增加开销。尤其是当类对象比较复杂时，这种重复的拷贝开销可能会对性能造成显著影响。所以我们一般使用该方式存储标量而不应该存储类对象。 如果多个线程频繁并发进行 push 操作，重试机制可能导致每个线程都反复读取、判断和更新队列指针，这样虽然能够保证数据一致性，但会消耗大量 CPU 资源。尤其在高并发情况下，如果队列的插入操作频繁失败并重试，这种开销可能会成为瓶颈。所以我们应该尽量让push和pop并发，而不是多线程并发push。 为什么当任务执行时间比较长的时候，不适合用无锁队列？ 无锁队列通常通过原子操作来保证线程安全，在并发环境中保证数据的一致性。但是，原子操作通常是在忙等待（自旋）模式下执行的。当任务执行时间较长时，如果线程长时间占用 CPU 资源进行无锁操作，它可能会导致其他线程的性能下降，甚至引发资源争用。尤其是在任务复杂且需要较多计算的场景下，长时间自旋会导致系统负载过重，影响整个系统的响应性。 因为原子操作相当于自旋重试，如果无锁操作执行时间过长，有可能会导致某一个线程处于“受饿”状态，即某个线程被执行无锁操作的线程抢占CPU资源（频繁的自旋重试会造成CPU资源的浪费），自身只分配到极少的执行时间，甚至完全没有，运行几乎停滞或完全停滞。 无锁队列在短时间、高并发、低延迟的任务场景下表现优秀，但在任务执行时间较长的情况下，使用无锁队列会导致 CPU 资源浪费、过度的自旋等待以及频繁的上下文切换。对于长时间执行的任务，使用带锁的队列是更合适的选择，因为它能有效避免这些问题。 在无锁队列中，当线程在等待队列操作完成时，如果操作需要较长时间处理，线程可能会一直进行自旋等待（即循环尝试获取队列操作的锁）。如果任务执行时间较长，线程就会频繁地进行自旋，导致 CPU 资源的浪费。相反，如果使用带锁或者条件变量的队列，线程可以在等待时挂起进入阻塞状态，释放 CPU 资源，其他线程可以继续运行。
常见的按键判定程序，如正点原子按键例程，只能判定单击事件，对于双击、长按等的判定逻辑较复杂，且使用main函数循环扫描的方式，容易被阻塞，或按键扫描函数会阻塞其他程序的执行。 使用定时器设计状态机可以规避这一问题。 功能介绍 本程序功能： 使用定时器状态机实现按键单击、双击、长按、连按功能。 消抖时间可调，长按时间可调，双击判定时间可调，连按单击间隔可调，可选择使能长按、连按、双击功能，无延时不阻塞，稳定触发。 移植只需修改读IO函数，结构体初始化和宏定义时间参数即可。 注： 在定时器状态机判定产生事件标志，在主函数处理并清除事件标志。 单击是最基本事件，除以下情况外，经过消抖后，在按键释放时触发单击事件。 使能长按后，若按键按下时间大于长按判定时间，则释放时触发长按事件，若不使能，释放时触发单击事件。 使能连按后，按住按键时持续触发连按事件，可自定义等效为单击事件。 无论是否使能长按，按键长按不释放，先经过长按判定时间触发第一次连按事件，然后循环进行连按计时，每次计时结束后都会触发一次连按事件，直到按键释放，触发长按事件(使能长按)，或单击事件（不使能长按）。 使能双击后，若两次单击行为之间，由释放到按下的时间小于双击判定时间，则第一次单击行为释放时不触发单击事件，第二次单击行为在释放时触发双击事件。 一次单击行为在双击判定时间内无按键按下动作，之后才触发单击事件。 无论是否使能长按，若上述第二次行为是长按，则第二次释放时不会触发双击事件，而是到达长按判定时间后先触发属于第一次的单击事件，然后在第二次释放按键时触发长按事件(使能长按)，或单击事件（不使能长按）。 代码 头文件 my_key.h #ifndef ___MY_KEY_H__#define ___MY_KEY_H__#include "main.h"#define ARR_LEN(arr) ((sizeof(arr)) / (sizeof(arr[0]))) //数组大小宏函数 #define KEY_DEBOUNCE_TIME 10 //消抖时间#define KEY_LONG_PRESS_TIME 500 //长按判定时间#define KEY_QUICK_CLICK_TIME 100 //连按时间间隔#define KEY_DOUBLE_CLICK_TIME 200 //双击判定时间#define KEY_PRESSED_LEVEL 0 //按键被按下时的电平 //按键动作typedef enum{ KEY_Action_Press, //按住 KEY_Action_Release, //松开} KEY_Action_TypeDef; //按键状态typedef enum{ KEY_Status_Idle, //空闲 KEY_Status_Debounce, //消抖 KEY_Status_ConfirmPress, //确认按下 KEY_Status_ConfirmPressLong, //确认长按 KEY_Status_WaitSecondPress, //等待再次按下 KEY_Status_SecondDebounce, //再次消抖 KEY_Status_SecondPress, //再次按下} KEY_Status_TypeDef; //按键事件typedef enum{ KEY_Event_Null, //空事件 KEY_Event_SingleClick, //单击 KEY_Event_LongPress, //长按 KEY_Event_QuickClick, //连击 KEY_Event_DoubleClick, //双击} KEY_Event_TypeDef; //按键模式使能选择typedef enum{ KEY_Mode_OnlySinge = 0x00, //只有单击 KEY_Mode_Long = 0x01, //单击长按 KEY_Mode_Quick = 0x02, //单击连按 KEY_Mode_Long_Quick = 0x03, //单击长按连按 KEY_Mode_Double = 0x04, //单击双击 KEY_Mode_Long_Double = 0x05, //单击长按双击 KEY_Mode_Quick_Double = 0x06, //单击连按双击 KEY_Mode_Long_Quick_Double = 0x07, //单击长按连按双击} KEY_Mode_TypeDef; //按键配置typedef struct{ uint8_t KEY_Label; //按键标号 KEY_Mode_TypeDef KEY_Mode; //按键模式 uint16_t KEY_Count; //按键按下计时 KEY_Action_TypeDef KEY_Action; //按键动作，按下或释放 KEY_Status_TypeDef KEY_Status; //按键状态 KEY_Event_TypeDef KEY_Event; //按键事件} KEY_Configure_TypeDef; extern KEY_Configure_TypeDef KeyConfig[];extern KEY_Event_TypeDef key_event[]; void KEY_ReadStateMachine(KEY_Configure_TypeDef *KeyCfg); #endif 源文件 my_key.c #include "my_key.h" static uint8_t KEY_ReadPin(uint8_t key_label){ switch (key_label) { case 0: return (uint8_t)HAL_GPIO_ReadPin(K0_GPIO_Port, K0_Pin); case 1: return (uint8_t)HAL_GPIO_ReadPin(K1_GPIO_Port, K1_Pin); case 2: return (uint8_t)HAL_GPIO_ReadPin(K2_GPIO_Port, K2_Pin); case 3: return (uint8_t)HAL_GPIO_ReadPin(K3_GPIO_Port, K3_Pin); case 4: return (uint8_t)HAL_GPIO_ReadPin(K4_GPIO_Port, K4_Pin); // case X: // return (uint8_t)HAL_GPIO_ReadPin(KX_GPIO_Port, KX_Pin); } return 0;} KEY_Configure_TypeDef KeyConfig[] = { {0, KEY_Mode_Long_Quick_Double, 0, KEY_Action_Release, KEY_Status_Idle, KEY_Event_Null}, {1, KEY_Mode_Long_Quick_Double, 0, KEY_Action_Release, KEY_Status_Idle, KEY_Event_Null}, {2, KEY_Mode_Long_Quick_Double, 0, KEY_Action_Release, KEY_Status_Idle, KEY_Event_Null}, {3, KEY_Mode_Long_Quick_Double, 0, KEY_Action_Release, KEY_Status_Idle, KEY_Event_Null}, {4, KEY_Mode_Long_Quick_Double, 0, KEY_Action_Release, KEY_Status_Idle, KEY_Event_Null}, // {X, KEY_Mode_Long_Quick_Double, 0, KEY_Action_Release, KEY_Status_Idle, KEY_Event_Null},}; KEY_Event_TypeDef key_event[ARR_LEN(KeyConfig)] = {KEY_Event_Null}; //按键事件//按键状态处理void KEY_ReadStateMachine(KEY_Configure_TypeDef *KeyCfg){ static uint16_t tmpcnt[ARR_LEN(KeyConfig)] = {0}; //按键动作读取 if (KEY_ReadPin(KeyCfg->KEY_Label) == KEY_PRESSED_LEVEL) KeyCfg->KEY_Action = KEY_Action_Press; else KeyCfg->KEY_Action = KEY_Action_Release; //状态机 switch (KeyCfg->KEY_Status) { //状态：空闲 case KEY_Status_Idle: if (KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) //动作：按下 { KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Debounce; //状态->消抖 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //动作：默认动作，释放 { KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } break; //状态：消抖 case KEY_Status_Debounce: if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count >= KEY_DEBOUNCE_TIME)) //动作：保持按下，消抖时间已到 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPress; //状态->确认按下 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count < KEY_DEBOUNCE_TIME)) //动作：保持按下，消抖时间未到 { KeyCfg->KEY_Count++; //消抖计数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Debounce; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //动作：释放，消抖时间未到，判定为抖动 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->空闲 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } break; //状态：确认按下 case KEY_Status_ConfirmPress: if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count >= KEY_LONG_PRESS_TIME)) //动作：保持按下，长按时间已到 { KeyCfg->KEY_Count = KEY_QUICK_CLICK_TIME; //计数置数，生成第一次连按事件 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPressLong; //状态->确认长按 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count < KEY_LONG_PRESS_TIME)) //动作：保持按下，长按时间未到 { KeyCfg->KEY_Count++; //长按计数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPress; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //动作：长按时间未到，释放 { if ((uint8_t)(KeyCfg->KEY_Mode) & 0x04) //双击模式 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_WaitSecondPress; //状态->等待再按 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //非双击模式 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->空闲 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_SingleClick; //事件->单击**** } } break; //状态：确认长按 case KEY_Status_ConfirmPressLong: if (KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) //动作：保持按下 { if ((uint8_t)KeyCfg->KEY_Mode & 0x02) //连按模式 { if (KeyCfg->KEY_Count >= KEY_QUICK_CLICK_TIME) //连按间隔时间已到 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPressLong; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_QuickClick; //事件->连按**** } else //连按间隔时间未到 { KeyCfg->KEY_Count++; //连按计数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPressLong; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } } else //非连按模式 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPressLong; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } } else //动作：长按下后释放 { if ((uint8_t)KeyCfg->KEY_Mode & 0x01) //长按模式 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->空闲 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_LongPress; //事件->长按**** } else //非长按模式 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->空闲 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_SingleClick; //事件->单击**** } } break; //状态：等待是否再次按下 case KEY_Status_WaitSecondPress: if ((KeyCfg->KEY_Action != KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count >= KEY_DOUBLE_CLICK_TIME)) //动作：保持释放，双击等待时间已到 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->空闲 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_SingleClick; //事件->单击**** } else if ((KeyCfg->KEY_Action != KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count < KEY_DOUBLE_CLICK_TIME)) //动作：保持释放，双击等待时间未到 { KeyCfg->KEY_Count++; //双击等待计数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_WaitSecondPress; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //动作：双击等待时间内，再次按下 { tmpcnt[KeyCfg->KEY_Label] = KeyCfg->KEY_Count; //计数保存 KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_SecondDebounce; //状态->再次消抖 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } break; //状态：再次消抖 case KEY_Status_SecondDebounce: if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count >= KEY_DEBOUNCE_TIME)) //动作：保持按下，消抖时间已到 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_SecondPress; //状态->确认再次按下 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count < KEY_DEBOUNCE_TIME)) //动作：保持按下，消抖时间未到 { KeyCfg->KEY_Count++; //消抖计数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_SecondDebounce; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //动作：释放，消抖时间未到，判定为抖动 { KeyCfg->KEY_Count = KeyCfg->KEY_Count + tmpcnt[KeyCfg->KEY_Label]; //计数置数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_WaitSecondPress; //状态->等待再按 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } break; //状态：再次按下 case KEY_Status_SecondPress: if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count >= KEY_LONG_PRESS_TIME)) //动作：保持按下，长按时间已到 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_ConfirmPressLong; //状态->确认长按 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_SingleClick; //事件->先响应单击 } else if ((KeyCfg->KEY_Action == KEY_Action_Press) && (KeyCfg->KEY_Count < KEY_LONG_PRESS_TIME)) //动作：保持按下，长按时间未到 { KeyCfg->KEY_Count++; //计数 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_SecondPress; //状态->维持 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_Null; //事件->无 } else //动作：释放，长按时间未到 { KeyCfg->KEY_Count = 0; //计数清零 KeyCfg->KEY_Status = KEY_Status_Idle; //状态->空闲 KeyCfg->KEY_Event = KEY_Event_DoubleClick; //事件->双击 } break; } if (KeyCfg->KEY_Event != KEY_Event_Null) //事件记录 key_event[KeyCfg->KEY_Label] = KeyCfg->KEY_Event;} 定时器中断调用和主函数使用 中断周期为1ms //调用uint32_t tim_cnt = 0;void HAL_TIM_PeriodElapsedCallback(TIM_HandleTypeDef *htim){ if (htim->Instance == htim1.Instance) { tim_cnt++; if (tim_cnt % 1 == 0) // 1ms { KEY_ReadStateMachine(&KeyConfig[0]); KEY_ReadStateMachine(&KeyConfig[1]); KEY_ReadStateMachine(&KeyConfig[2]); KEY_ReadStateMachine(&KeyConfig[3]); KEY_ReadStateMachine(&KeyConfig[4]); } }} int main(void){ while (1) { if (key_event[1] == KEY_Event_SingleClick) //单击 { something1(); } if (key_event[2] == KEY_Event_LongPress) //长按 { something2(); } if ((key_event[3] == KEY_Event_QuickClick) || (key_event[3] == KEY_Event_SingleClick)) //连按 { something3(); } if (key_event[4] == KEY_Event_DoubleClick) //双击 { something4(); } memset(key_event, KEY_Event_Null, sizeof(key_event)); //清除事件 }}
扫码关注面包板社区
