G32S10 VIC LL 接口

1. 资源模型

1.1 实例与基地址

实例宏定义（isp_regs.h）：

#define ISP0  ((isp_regs_t *)(uintptr_t)ISP0_IOBASE)
#define ISP1  ((isp_regs_t *)(uintptr_t)ISP1_IOBASE)

补充说明：

• ISP0_IOBASE / ISP1_IOBASE 定义在 code/soc/g32s10/include/base.h。

• HAL 只接受 ISP0 或 ISP1，其余指针一律按参数错误处理（各模块通过ll_vic_is_instance() 判定）。

• 实例与物理输入的对应关系由板级决定。例如 g32s103_sk_slt 板：CON1 的 DVP 接 CIM1 （ISP1），CON2 的 MIPI 接 CSI0（ISP0）。以自己板子的 BSP 配置为准。

• ISP1 没有 AE 与 DMSC 寄存器块。对 ISP1 调用 AE/DMSC 接口虽然不会崩溃 （寄存器窗口仍在同一地址段），但读回/写入没有意义。

2. LL 接口规范

LL 层只做单字段读写和单比特操作，不做参数范围检查，不保证多字段编程顺序；除注明外， 第一个参数都是 isp_regs_t *ispx 或 const isp_regs_t *ispx。

使用注意：

• 全部是 static inline，不会带来函数调用开销，也不会做参数校验。

• LL 写 VIC 寄存器不等于生效：多数 VIC 配置要等 REG_EN 提交，见 ll_vic_update_enable。

• LL 写不触发 HAL 的默认值填充，也不处理 WDMA 地址 FIFO 满、复位自清等状态机。

• 调试探针用完要恢复原值并复位模块，否则残留配置会带进下一次出流。

2.1 ll_vic.h

2.2 ll_isp_top.h

2.3 ll_isp_ipc.h

2.4 ll_isp_resp.h

补充说明：事件源使能 1 = 使能；CPU 掩码 1 = 允许中断、0 = 阻止。读清除模式下， 读取状态会把返回的位清除。

2.5 ll_isp_wdma.h

2.6 ll_isp_dmsc.h

2.7 ll_isp_ae.h

补充说明：分区尺寸 1–4 写 HOR_ZONE_SIZE_14，5–8 写 _58，9–12 写 _912， 13–15 写 _1315（其中第 5、9、13 项使用各自寄存器的最低字节）；垂直方向同理。

3. 寄存器映射与位域约定

本章的偏移全部是实例内偏移：实际地址 = ISPx_IOBASE + 偏移。字段名沿用 SDK 寄存器头文件的命名；寄存器手册里有而 SDK 没有的名字会单独标注。

3.1 实例寄存器块

struct isp_regs 的成员与偏移：

3.2 TOP

3.3 IPC

3.4 RESP

事件位：

3.5 GPL_WDMA

地址 FIFO 调试编码：bit0 = empty、bit4 = full、bits[10:8] = data 计数、 bits[14:12] = free 计数；深度 4。

3.6 DMSC

3.7 AE

3.8 VIC

补充说明：

• INT_STA 是只读寄存器，没有软件注入路径；位只能由真实链路事件置起，写INT_CLR 清除。因此想验证某一位的中断行为，只能用真实的 DVP/MIPI 数据流， 或者用 LL 去改能让该位发生的配置（见第 9.4 节）。

• 第二组中断字（0x1E4/0x1EC/0x1F4）只在寄存器手册里有名字，SDK 的vic_regs.h 里对应字段是 reserved_12/13/14，HAL/LL 都没有封装。要访问只能 自己按偏移读写，且先确认手册与芯片一致。

• 掩码极性：INT_MASK 写 1 表示屏蔽、写 0 表示放行；寄存器复位值是 0（全放行）。 HAL 的默认值另有一套：DVP/BT656 是 FRAME_START | FRAME_RESET；MIPI 是0xFFFFF & ~(FRAME_DONE | 各错误位)，帧开始/帧复位在 MIPI 下默认是屏蔽的。

• MIPI 下 FRAME_RESET（bit8）可能一直挂着不清，若把它一起放行会形成电平中断活锁。 排查 MIPI 中断时不要“全放行”当第一步。

3.9 错误码速查

补充说明：CONFIG_SDK_HAL_PARAM_CHECK=n 时上表中所有 IM_ERR_INVALID_PARAM 都不会再 返回——非法参数会直接写进寄存器。产品里不要靠“HAL 会挡一下”来保证正确性。

4. 示例程序解读

4.1 用例三：vic_int

它回答什么问题：VIC 的 11 个中断位能不能各自把 CPU 叫起来、能不能被INT_CLR 清掉。

前提：VIC 没有软件注入路径

/* vic_regs.h: int_sta is __I (read-only); int_clr is __O (write-1-to-clear). */

所以“造一次中断”只能让真实链路事件把状态位置起来。用例因此拆成两部分：

• Part 1（寄存器级，camera_open() 之后 / camera_start() 之前）：INT_MASK/INT_MASK2 整字写读、第二组中断字的地址译码探测、INT_CLR 的 W1C 语义。这一段的顺序本身就是判据——窗口没打开时所有读回都是同一个常数，判据会 被静默放行。所以 Part 1 必须排在 camera_open() 之后。

• Part 2（真实链路，逐位扫描）：每次只放开一位、其余全屏蔽，跑一个有界窗口， 统计 CPU 进入次数与 INT_STA 实际置起的位。

逐位而不是全开的两个理由

1. bit8 FRAME_RST 在 MIPI 上可能常置，全开等于让 VIC 一直拉着 PLIC，形成电平 中断活锁；

2. 只有逐位才能把“哪一位把 CPU 叫来了”归因清楚。

calls 的绝对值没有意义

VIC 与 RESP 共用一条 IRQ，camera_irq_handler() 同时服务两者。全屏蔽那一档calls 不会归零——RESP 的 GPL_WDMA_DONE 每帧都在发。判“CPU 响应了 VIC 这一位” 只能看扣除 RESP 分量后的增量。

第二组中断字

#define VIC_INT_OFF_INT_STA2   (0x01E4U)  /* manual: INT_STATU2, SDK: reserved_12 */
#define VIC_INT_OFF_INT_MASK2  (0x01ECU)  /* manual: INT_MASK2,  SDK: reserved_13 */
#define VIC_INT_OFF_INT_CLR2   (0x01F4U)  /* manual: INT_CLR2,   SDK: reserved_14 */

SDK 结构体里这三个地址是保留字段，HAL/LL 都没有封装。用例会对它们做译码探测： 用 SOFT_VERSION/HARD_VERSION 作为“确实能读到”的正例，用未定义地址 0x108作为“读到的不是有效寄存器”的负例。结论以自己板上的打印为准。

用 LL 注入异常的例子

对造不出事件的位（水平/垂直比较错误、FIFO 溢出等），用例在 Part 2b 里用 LL 把 比较阈值改错，看 INT_STA 会不会置起来：

ll_vic_mipi_sync_set(ispx, value);
ll_vic_mipi_hcrop_all_width_set(ispx, value);
ll_vic_mipi_hcrop_start_pixel_set(ispx, value);
ll_vic_mipi_vcrop_set(ispx, value);
ll_vic_hact_set(ispx, value);

改完必须用 camera_stop() / camera_start() 重起一次流，否则 VIC 不会重新加载 这些配置。注意：Part 2b 只用于观察，不作为判据——位没置起来只说明这种注入方式 没有造出事件，不算失败。另有两条物理注入（停 TOP 管线造 FIFO 溢出、半帧断流造 bit8）默认关闭， 其中半帧断流会让 camera_start() 的 VIC 复位握手卡死，不要在生产流程里模仿。