起因

到目前为止每篇文章的"跑通标志"都靠串口 printf 亲眼盯着——工程上这不可持续。工业系统要的是：出事后能还原现场。这篇把散落各篇的"记日志"统一成一个系统：分级、双通道（串口+盘）、ISR 可写、崩溃可救。这也是合规审计的地基——合规篇的授权解锁、所有权转移、参数修改，全都要在这里留痕。

记日志在计算机系统里是门老手艺：1983 年 Eric Allman 给 sendmail 写的 syslog 定下了"设施.级别"的分级规矩，后来才标准化成 RFC 3164/5424。工业系统照搬不了文本行——ISR 里拼字符串是奢侈行为——但分级、轮转、留痕的概念全部继承，载体从文本行换成定长二进制记录，串口/盘双通道对应的是车间现场和事后取证两种读者。

一、四条硬需求

四条串起来就是数据流：各上下文往自己的环里写 → 协作层 drain → 串口实时出 + 攒批落盘，崩溃时另有裸分区遗言这条路。

二、记录格式：定长头 + 变长载荷

一条记录 = 24B 头 + payload：

为什么二进制不定长文本：ISR 里格式化字符串既慢又要分配；文本留给显示/导出时转换。ISR 路径的载荷纪律是"短标签 + 少量定长参数"（u16/u32 直接附在后面），人读的句子是展示层把二进制翻译出来的事。level 支持编译期整级裁剪 + 运行期由参数表调整；module 枚举让"只看运动相关"这种过滤成为一次位测试。

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// ISR 里一行（不格式化，参数按定长二进制附在后面）：
log_isr!(WARN, MOD_USB, tag::PORT_RESET, port as u32);
// 协作层宽松些，可以用格式化helper（它内部走堆，只在服务核合法）：
log_info!(MOD_FS, fmt!("mount ok: {}", dev));

三、无锁环形缓冲：正确与错误的做法

坑（本篇最重要的坑）：通用的 CAS 型 MPMC 无锁队列在中断嵌套下会自锁。 低优先级 ISR 在"占好槽位、还没推进位置指针"的窗口被高优先级 ISR 打断，后者在同一个槽位上自旋等前者推进——而前者要等后者返回才能运行，同核死锁。中断优先级嵌套（0xF0 安全 > 0xE0 放电 > 0xD0 插补）恰恰是这个系统的常态。

正解：按向量类分环。安全/放电/插补/设备各一条 SPSC 环——同类中断同优先级不会互相打断，单生产者成立；消费者是同核协作段或服务核。环满就丢并给 overflow 计数 +1，日志永远不能反压实时层。

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pub struct LogRing {
    buf: [u8; 64 * 1024],            // 静态分配，初始化期定死
    head: CachePadded<AtomicU64>,    // 生产者，单调递增不回绕
    tail: CachePadded<AtomicU64>,    // 消费者，单调递增不回绕
    dropped: AtomicU32,
}
// 索引 = head % LEN。不用回绕式 head/tail 指针的原因：
// 回绕式 head==tail 分不清"空"还是"满"，单调计数天生没这个歧义
// push：head - tail >= LEN → 满，丢，dropped+1；
//      否则拷贝记录，head.store(head + len, Release)
// pop ：tail.load(Acquire) < head → 有数据，读完 tail.store(tail + len, Release)

head/tail 各自 CachePadded 是防伪共享：实时核和服务核各写各的原子量，挤在同一条缓存行上会乒乓，实时核每次 push 都被拖慢——一行 padding 换来的确定性，值。

通用多生产者的升级路线也留好：取号式（fetch_add 拿槽位，永不自旋）+ 发布序号，消费者跳过未发布的空洞——但默认方案就是分环，简单可证。

四、双通道输出

串口通道：16550 COM1（0x3F8），THR@+0、LSR@+5 bit5 空→写。初始化一次：

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// 115200-8N1，纯轮询不开中断。除数 = 1843200 / 16 / 115200 = 1
outb(0x3F8 + 3, 0x80);   // LCR bit7=1，打开除数锁存
outb(0x3F8 + 0, 0x01);   // DLL = 1
outb(0x3F8 + 1, 0x00);   // DLM = 0
outb(0x3F8 + 3, 0x03);   // 8N1，bit7 归零
outb(0x3F8 + 1, 0x00);   // IER=0——日志不走串口中断，永远轮询

ISR 只入环，串口打印在协作层 drain 时做，drain 每周期设上限（比如 256 条），防日志风暴把同一个循环里的其他 step 饿死。

坑：在 ISR 里直接打印串口，一行日志就够把实时层打歪。 115200 波特率一字节 10 个 bit 约 87µs，一行 60 字节 5ms——100µs 级的插补节拍直接被打爆。打印永远是协作层的事。

盘通道：协作层攒批（64KB 或 1 秒先到者）→ 追加写日志文件 → NVMe flush（exFAT 篇的落盘纪律）。轮转：LOG0001.LOG~LOG0032.LOG 各 4MB 封顶，环形覆盖最旧，总占用恒定 128MB——十五年机器的硬盘不能被日志吃穿。

五、崩溃遗言：裸日志分区

panic 的特殊性：文件系统状态不可信（可能正是它把你弄崩的）、中断可能已经废了。方案：划一个专用裸日志分区（不经 exFAT 元数据，直接 LBA 追加）：

• 结构：首扇区 = 写指针（双副本 + gen，参数篇同款机制）+ 1MB 环形数据区
• panic handler 里走最小依赖路径：NVMe 轮询模式（不开中断）写 1~2 扇区。轮询模式为什么还能用：NVMe 的完成检测本来就是"提交命令 → 轮询 CQ 的 phase 位翻转"，中断只是优化不是依赖，NVMe 篇的提交路径原样能跑
• 遗言内容按优先级塞：崩溃时刻（TSC + 换算的墙钟）、异常向量号、CR2（缺页地址）、RIP/RSP/RFLAGS、通用寄存器组、四个环里最近 32 条记录。一个扇区 512B 装不下全部就砍尾部，先保证时间和向量号在
• 开机时：fsck-lite 扫尾 → 把裸分区新内容归档成 exFAT 文件 → 清指针

坑：这是"尽力而为"路径——如果崩的正是 NVMe 驱动本身，遗言写不进去就只剩串口。所以串口遗言永远先写，盘遗言是第二保险。

六、远程诊断

网络篇的 TCP 栈上开一个极简服务：连上发状态快照 + 尾随最近日志（文本转换后），现场排障不用拆机箱接串口；Modbus-TCP 寄存器映射报警码，接到客户现有的 SCADA 也行。这也是 4G 远程通道复用的底座。

总结

实战清单：24B 记录头 + ISR 载荷纪律（短标签+定长参数）；按向量类分 SPSC 环、单调索引 + CachePadded + overflow 计数；串口一次初始化（除数锁存 115200-8N1、IER=0 纯轮询）+ drain 条数上限；协作层批量落盘 + 4MB×32 轮转；裸分区遗言（向量号/CR2/RIP/寄存器/最近 32 条）+ 开机归档；远程尾随。跑通标志：人为 panic 一次，断电重启后裸分区里能读到完整遗言并归档成文件；满负荷运行时日志系统 CPU 占用 <2%；日志级别 DEBUG 调 INFO 后重跑，环的丢包计数为 0。

下一篇：参数系统与断电恢复——日志解决"发生了什么"，参数解决"配置与现场丢没丢"。

参考链接

• OSDev Wiki: Serial Ports
• 本系列：调度模型（分环与协作层）、APIC 定时器（TSC 时间戳）、NVMe / exFAT（落盘）、网络协议栈（远程）、内存管理器（静态池纪律）