feat(ui+记录): 整定写路径与四类页落地，五类记录写入方补齐
UI 面：ui_data 增加深度 4 参数写队列（请求 168 B、队列 .bss 672 B）与状态机 OK/ERR_RANGE/ERR_LOCKED/ERR_BUSY，ui_data_feed 出队后按注入 ops 走「闭锁 → 整批 预检 → 逐项 prot_set_set_sealed」，只提交改动位图；par 帧尾追加 cal_block （口径 = UA/UN/IA 三路 ADC_CAL_F_VALID，与 protect_task 判据同构，不用 rt.eng 反推，V0.1 下 eng 恒 0）、UI_DATA_VER 升到 2。参数/定值/控制字/软压板四叶绑定 内容页（UI_PAGE_MAP_COUNT 12→16，复用四个查看模块，零新增 .c），编辑态按 is_editable 分派，LOCK（写不进去）与「未标定」（仍可改值）两源两通道两词。 记录面：syslog_request_clear/state/apply 三段式删除 API（UI 只发请求，落地在 defaultTask 的 drain 尾部且必须后置，卷锁一律 try，幂等只认 FR_NO_FILE）； 事故/告警/启动/操作/遥控五类各有一个真实写入点，记录类型 = 日志 ID 本身 （一类一个 /log 严格 8.3 文件；64B 定长体没有类型字段位，塞字段会砸掉既有读者）。 为守 protectTask 872 B 静态最坏链另拆 syslog_post_quiet()（无 DBG 的投递核， 丢弃留痕挪到 drain 侧差值补发），syslog_post 对外语义逐字不变。 为什么两道合成一笔而不是各一笔（实测，不是省事）：simulator/main.c 同时消费 两道新增 API（整定 pump 与 logtest 清除用例），按道切文件会让中间提交编不过； RAM 受管快照与体积同码凭证描述的是合并后的 .map，拆开必落在「台账与 .map 不同 码」这条红线上。pre-commit 跑钩子前会 stash 未 staged 部分，这类耦合没法绕。 实测：@build 0 错误 0 警告；Code 228,260 / RO 24,960 / RW 1,440 / ZI 135,976 B； RW_IRAM1 79,992 B = 61.0%、RW_CCM 87.9%（阈值 92%）；九个任务静态最坏链全 PASS， protectTask 872 B / 57% 改前后逐字节不变（记录投递没垫栈）。主机单测 ui_data 82→ 164、sys_log_mcu 106→137、prot_elm 47→60、iec104 141→154、iec104_serv 28→34， 既有断言零删改；48 个钩子 --all-files 全绿；编号门禁可判定 86.34%（基线 86.0%）、 不可判定 1,153 处低于上限 1,166；doc-links 无法判定 0；UI 黄金 18 页扩到 27 页 连跑两次逐字节一致；字库 diff 空。 顺手修掉三处既有缺陷（都是本轮第一个消费者才暴露）：sim_syslog.c 的 s_paths 行宽 16 而 "sim_selftest.log" 正好 16 字符没有 NUL 位（stat/remove 读越过数组尾，此前 靠后面 .rodata 碰巧为 0）；ui_w_setlist 二态行 ENTER 不回绕（控制字与软压板出厂值 全在最后一项，按了像没反应而叠层里已是越界值）；生成物 ui_menu_tab.h 与 gen_menu.py 模板漂移（上一笔改了模板没重跑生成器），现随生成器输出对齐。 未收口（不算完成）：保存后重启值保持与主站 C_RD 读回两条只能上板，台架窗口执行； LOCK 屏显与越界反显的页面侧在模拟器造不出来（模拟器不跑定值自检、无 NAND）， 已由生成侧单测与代码注释点名差距；同类页数与钩子数陈述残留另立待办。
This commit is contained in:
+228
-2
@@ -10,11 +10,23 @@
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* 发布者，保护收在本模块内部（双槽 + 每槽 seq + 单字节活动下标，照
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* App/algo/phasor.c 双区先例），页面代码不受影响
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* （判据 docs/UI设计/UI_数据供给设计说明.md §5.1）
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* 写路径（定值整定请求队列）同理：生产者是页面"保存"按键钩子、消费者是
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* App 侧节拍里的 ui_data_param_drain()，两者同在 uiTask → 环形队列照旧
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* 无锁；若将来出现第二个投递上下文，唯一要做的是给 request/drain 两侧
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* 各加一把互斥（队列本身是单字 head/cnt 推进，页面侧不会看到半成品）
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* 模块功能补充：除三通道快照外，本模块还持有定值写路径的请求队列与状态字
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* （ui_data_param_request/state/drain）——本层只做"排队 + 状态机"，
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* 不判断值域、不碰 prot_set、不碰文件系统（值域与写入事实经
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* ui_data_param_ops_t 由 App 侧注入，理由见 ui_data.h 写路径节）
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* 适用平台：STM32F407ZGTx / PC 模拟器（两端共用）
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* 作者：王建锋
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* 创建日期：2026-10-25
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* 修改记录：
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* v1.0 2026-10-25 王建锋 创建（道E task-14）
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* v1.1 2026-10-26 DTU 项目组 道F task-1：新增定值写路径环形队列（深度 4、满返 -1）
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* 与状态机（IDLE/WAIT/OK/ERR_RANGE/ERR_LOCKED/ERR_BUSY），
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* 执行经注入函数表回调 App 侧；参数帧新增 cal_block
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* 字段随 publish 原样入存（本层不解释含义）
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*/
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/* 头文件包含区 */
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@@ -39,15 +51,42 @@ static uint32_t s_rt_cnt;
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static uint32_t s_par_cnt;
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static uint32_t s_info_cnt;
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/* ── 写路径：定值整定请求队列（深度 UI_DATA_PARAM_QD 的静态环形数组）──────── */
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/*
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* mask 合法位集合 = 低 UI_DATA_SET_N 位（40 项 → 0x000000FFFFFFFFFF）。
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* 用"全 1 右移"而不是"1 左移 40 位再减 1"：前者在 UI_DATA_SET_N == 64 时仍是
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* 良定义（移 0 位），后者会退化成立即未定义行为（移位数 == 位宽）。
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* 项数一旦超过 64，下面的编译期守卫当场拦下——位图放不下就是表示法该换，
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* 绝不能静默把高 24 项变成"投不进去也不报错"
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*/
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#define UI_DATA_PARAM_MASK_VALID ((uint64_t)(~(uint64_t)0u) >> (64u - UI_DATA_SET_N))
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typedef char ui_data_chk_mask_t[((uint32_t)UI_DATA_SET_N <= 64u) ? 1 : -1];
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/* 环形队列：head = 出队下标，cnt = 在队条数（0..UI_DATA_PARAM_QD）
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* 为什么用 head+cnt 而不是 head+tail：cnt 直接就是"还有几条没落定"，
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* state() 判 WAIT 不必再做 (tail - head) 取模减法，少一处可算错的地方 */
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static ui_data_param_req_t s_pq[UI_DATA_PARAM_QD];
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static uint8_t s_pq_head;
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static uint8_t s_pq_cnt;
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/* 写路径状态字与越界位图（页面只读；int/uint64 单字读写在 M4 上不撕裂） */
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static int s_pq_state = UI_DATA_PARAM_ST_IDLE;
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static uint64_t s_pq_err_mask;
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/* 函数定义区 */
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/*
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* 函数功能：快照层初始化——三通道清零（valid=0、seq=0），页面即按"无首帧"渲染
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* 函数功能：快照层初始化——三通道清零（valid=0、seq=0）+ 写路径队列复位，
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* 页面即按"无首帧/未投递"渲染
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* 入口参数：无
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* 返回值：无
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* 限定条件：内核启动前可调（纯内存操作，零 OS 依赖）；可重复调用（幂等）
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* 函数说明：静态存储上电本已清零，本函数的意义是运行期复位（例如"恢复出厂后
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* 重开 UI"这类后续路径），以及让宿主侧测试能随时造出"首帧之前"的状态
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||||
* 重开 UI"这类后续路径），以及让宿主侧测试能随时造出"首帧之前"的状态。
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||||
* 写路径一并丢弃在队请求是**有意**的：旧请求带的是旧配置下的编辑叠层，
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* 复位后还把它落进 prot_set，等于拿陈旧草稿覆盖新装载的定值
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*/
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void ui_data_init(void) {
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||||
(void)memset(&s_rt, 0, sizeof(s_rt));
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@@ -56,6 +95,11 @@ void ui_data_init(void) {
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s_rt_cnt = 0u;
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||||
s_par_cnt = 0u;
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||||
s_info_cnt = 0u;
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||||
(void)memset(s_pq, 0, sizeof(s_pq));
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||||
s_pq_head = 0u;
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||||
s_pq_cnt = 0u;
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||||
s_pq_state = UI_DATA_PARAM_ST_IDLE;
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||||
s_pq_err_mask = 0u;
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||||
}
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/*
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||||
@@ -194,3 +238,185 @@ uint32_t ui_data_par_seq(void) {
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uint32_t ui_data_info_seq(void) {
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||||
return s_info.seq;
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||||
}
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||||
/*
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||||
* 函数功能：投递一条定值写入请求（页面"保存"行的唯一出口——只投递，不执行）
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||||
* 入口参数：a_req - 请求（本层整条拷入环形队列，调用方可复用其栈/叠层空间）
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* const ui_data_param_req_t *
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* 返回值：0 - 已入队（状态转 WAIT）；或 mask 为 0 的空请求（无改动可保存，
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* 状态直接转 OK，不占槽位）
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* -1 - 队列满（状态转 ERR_BUSY，在队请求一条不动）；
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||||
* -2 - 参数无效：NULL 或 mask 含 UI_DATA_SET_N 以上的位
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* （状态与队列都不动——把调用方的编程错误落成屏上"错误"会误导现场） int
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||||
* 限定条件：uiTask 上下文（页面按键钩子）；与 drain 同上下文串行 → 无锁
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||||
* 函数说明：本层不校验值域（越界与否属执行侧事实，落在 drain 的整批预检），
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||||
* 不 include App 头、不碰 prot_set、不碰 FatFs（UI 直写定值会把校验和
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||||
* 打成中间态、直写盘会撞 defaultTask 单写者纪律——契约 §6.1）
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||||
* 空请求按成功处理是刻意的：保存行 ENTER 时"一个都没改"是正常操作，
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||||
* 报 ERR 会让用户以为设备有问题
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*/
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||||
int ui_data_param_request(const ui_data_param_req_t *a_req) {
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||||
uint8_t slot;
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||||
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||||
if (a_req == NULL) {
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||||
return -2;
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||||
}
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||||
if ((a_req->mask & ~UI_DATA_PARAM_MASK_VALID) != 0u) {
|
||||
return -2;
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||||
}
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||||
if (a_req->mask == 0u) {
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||||
s_pq_state = UI_DATA_PARAM_ST_OK;
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||||
s_pq_err_mask = 0u;
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||||
return 0;
|
||||
}
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||||
if (s_pq_cnt >= (uint8_t)UI_DATA_PARAM_QD) {
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||||
s_pq_state = UI_DATA_PARAM_ST_ERR_BUSY;
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||||
return -1;
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||||
}
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||||
slot = (uint8_t)(((uint32_t)s_pq_head + (uint32_t)s_pq_cnt) % UI_DATA_PARAM_QD);
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||||
(void)memcpy(&s_pq[slot], a_req, sizeof(s_pq[slot]));
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||||
s_pq_cnt += 1u;
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||||
s_pq_state = UI_DATA_PARAM_ST_WAIT;
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||||
return 0;
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||||
}
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||||
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/*
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||||
* 函数功能：取写路径状态（页面保存行显示）
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||||
* 入口参数：无
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* 返回值：UI_DATA_PARAM_ST_IDLE / _WAIT / _OK / _ERR_RANGE / _ERR_LOCKED /
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* _ERR_BUSY 之一 int
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||||
* 限定条件：无（只读单字，任意上下文安全）
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||||
* 函数说明：本函数就是 s_pq_state 的直读，不做"pending 优先"之类的二次加工——
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||||
* 三条写路径（投递成功→WAIT、投递被拒→ERR_BUSY、drain 落定→终态或
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||||
* 残留则 WAIT）已把顺序语义收在写侧，读侧再判一次等于两处解释同一件事
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||||
*/
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||||
int ui_data_param_state(void) {
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||||
return s_pq_state;
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||||
}
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||||
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||||
/*
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||||
* 函数功能：取最近一条请求的越界项位图（页面高亮越界行）
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* 入口参数：无
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||||
* 返回值：bit i = 1 → 第 i 项越界；最近终态不是 ERR_RANGE 时恒 0 uint64_t
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||||
* 限定条件：无（只读单字）
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||||
* 函数说明：与 ui_data_par_t.bad_mask 两条来源不同（本函数 = 本次提交被预检挡下
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* 的项；bad_mask = prot_set 整表装载/解析留下的越界位图），页面在
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||||
* ERR_RANGE 那一帧用本函数，混用会把上一次装载的越界显示成本次的
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||||
*/
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uint64_t ui_data_param_err_mask(void) {
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||||
return s_pq_err_mask;
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||||
}
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||||
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||||
/*
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||||
* 函数功能：整批预检一条请求（位图内置位的项逐个问执行侧 check()）
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||||
* 入口参数：a_ops - 执行侧函数表（调用方已核非 NULL）
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||||
* a_req - 待检请求
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||||
* 返回值：越界项位图（bit i = 第 i 项越界；0 = 本批全部在界内） uint64_t
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||||
* 限定条件：只调 check()，不写任何东西（"预检"与"落值"分成两个函数，
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||||
* 正是为了让 all-or-nothing 有地方落脚：整批扫完才决定写不写）
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||||
* 函数说明：一次扫全 40 位而不是"遇到第一个越界就返回"——err_mask 要给页面
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||||
* **全部**越界行反显，只报第一行等于让用户改完一行再撞下一行
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*/
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static uint64_t ui_data_param_scan(const ui_data_param_ops_t *a_ops,
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||||
const ui_data_param_req_t *a_req) {
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uint64_t bad = 0u;
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uint64_t bit = 1u;
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||||
uint8_t i;
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||||
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||||
for (i = 0u; i < (uint8_t)UI_DATA_SET_N; i++) {
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||||
if ((a_req->mask & bit) != 0u) {
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||||
if (a_ops->check(i, a_req->q10[i]) != 0) {
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bad |= bit;
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}
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}
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||||
bit <<= 1u;
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||||
}
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||||
return bad;
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||||
}
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||||
/*
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||||
* 函数功能：逐项落值一条请求（调用前 ui_data_param_scan() 已确认整批在界内）
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||||
* 入口参数：a_ops - 执行侧函数表
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* a_req - 待写请求
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* 返回值：0 - 位图内全部写入；-1 - 某项被执行侧拒绝（*p_bad 输出该项） int
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* 限定条件：apply() 的副作用由执行侧定义（App 实现 = prot_set_set_sealed，
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||||
* 每项自带置脏）；本函数不回滚已写项——prot_set 没有回滚接口
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||||
* 函数说明：走到这里还失败 = 执行侧与预检不一致（两个真源漂移），理论不可达；
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||||
* 如实报失败项比谎称"整批未写"更诚实，故**可能已有前几项生效**
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*/
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static int ui_data_param_write(const ui_data_param_ops_t *a_ops,
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||||
const ui_data_param_req_t *a_req,
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||||
uint64_t *p_bad) {
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||||
uint64_t bit = 1u;
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||||
uint8_t i;
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||||
|
||||
for (i = 0u; i < (uint8_t)UI_DATA_SET_N; i++) {
|
||||
if ((a_req->mask & bit) != 0u) {
|
||||
if (a_ops->apply(i, a_req->q10[i]) != 0) {
|
||||
*p_bad = bit;
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return -1;
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}
|
||||
}
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||||
bit <<= 1u;
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||||
}
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||||
*p_bad = 0u;
|
||||
return 0;
|
||||
}
|
||||
|
||||
/*
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||||
* 函数功能：处理一条定值写入请求（App 装配层节拍入口：出队 → 闭锁 → 预检 → 落定）
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* 入口参数：a_ops - 执行侧函数表（locked/check/apply 三者都不得为 NULL）
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* const ui_data_param_ops_t *
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* 返回值：1 - 处理并提交了一条（状态已转终态，或队列仍有残留则转 WAIT）；
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* 0 - 队列空（状态与队列都不动）；
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* -1 - 参数无效（a_ops 或其成员为 NULL，状态与队列都不动） int
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* 限定条件：uiTask 上下文（App/app/ui_data_feed.c 的 tick 每轮一次）；每轮最多
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* 处理一条——整定是低频人工事件，一轮一条已够，且把最坏耗时钉在
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* 2 × 40 次回调（预检一遍 + 写入一遍），不随队列堆积抖动
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* 函数说明：四步顺序即判据（契约 §6.2），判定本体拆成 scan/write 两个静态函数
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* （见其函数说明）——
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* ① 取队首；② locked() → ERR_LOCKED 并**丢弃本条**（闭锁是业务态，不做
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* "排队等解锁"，否则屏上 WAIT 无限期挂着，用户以为设备卡死）；
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* ③ scan() 任一项越界 → ERR_RANGE 且**一字不写**（all-or-nothing，与
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* prot_set_load_raw 同纪律：半张表落进值区就是"看着保存成功、其实混着
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* 新旧两套定值"）；④ write() 全成 → OK。
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* ⚠ 顺序不可调：先判闭锁再判越界——闭锁态下 check() 的语义仍成立，但
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* 页面要的是"定值闭锁"这个更高优先级的原因（契约 §6.3 表序）
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*/
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int ui_data_param_drain(const ui_data_param_ops_t *a_ops) {
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const ui_data_param_req_t *p_req;
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uint64_t bad;
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int settled;
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if ((a_ops == NULL) || (a_ops->locked == NULL) ||
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(a_ops->check == NULL) || (a_ops->apply == NULL)) {
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return -1;
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}
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if (s_pq_cnt == 0u) {
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return 0;
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}
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p_req = &s_pq[s_pq_head];
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bad = 0u;
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if (a_ops->locked() != 0u) {
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settled = UI_DATA_PARAM_ST_ERR_LOCKED;
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} else {
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settled = UI_DATA_PARAM_ST_OK;
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bad = ui_data_param_scan(a_ops, p_req);
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||||
if (bad != 0u) {
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settled = UI_DATA_PARAM_ST_ERR_RANGE; /* 预检挡下：一字未写 */
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} else {
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||||
if (ui_data_param_write(a_ops, p_req, &bad) != 0) {
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||||
settled = UI_DATA_PARAM_ST_ERR_RANGE; /* 执行侧拒写：见函数说明 */
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||||
}
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||||
/* 两关都过 → settled 保持 OK */
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||||
}
|
||||
}
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s_pq_err_mask = bad;
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s_pq_head = (uint8_t)(((uint32_t)s_pq_head + 1u) % UI_DATA_PARAM_QD);
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s_pq_cnt -= 1u;
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s_pq_state = (s_pq_cnt != 0u) ? UI_DATA_PARAM_ST_WAIT : settled;
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return 1;
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}
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