「Linux呼吸灯驱动」——让你的灯光在Linux世界呼吸流动！ (linux呼吸灯驱动)
Linux呼吸灯驱动——让你的灯光在Linux世界呼吸流动！
在现代科技中，LED灯的出现和广泛应用，是一种更为节能和环保的选择，而LED呼吸灯作为其中一种常见的呈现方式，可以使LED灯光更具人性化。对于Linux系统来说，灯光控制一直是一个比较棘手的问题，然而，Linux呼吸灯驱动可谓是一个优秀的解决方案。
一、LED灯呼吸原理
传统LED电路中只能直接控制LED的通断，无法实现渐变，为了实现渐变效果，可以采用PWM（Pulse-Width Modulation，脉宽调制）技术来模拟模拟电路输出一个类似于模拟变量的信号。利用PWM技术控制LED的通断时间，可以使LED的亮度逐渐变化，从而呈现出一种渐变效果。LED呼吸灯即利用PWM技术实现LED灯光的呼吸效果。
二、呼吸灯技术在Linux中的应用
传统单片机应用中，通过STM32、51、AVR等单片机来实现控制，并可以通过USB随意链接调试。而对于Linux来说，之前缺少对呼吸灯的支持，这为需要Linux进行灯光控制的人带来了很大的不便。
在这种情况下，一些Linux爱好者和开发者开始探索如何使用Linux来实现LED呼吸灯效果。在此基础上，他们开发了Linux呼吸灯驱动，使得在Linux系统中可以实现LED灯光的呼吸效果。
三、Linux呼吸灯驱动的实现
在Linux系统中，默认内核是不支持呼吸灯功能的，需要使用GPIO口来实现呼吸灯效果。因此，要想在Linux中实现LED呼吸灯效果，就需要借助Linux系统提供的内部驱动GPIO，并进行一些程序设计。
在Linux系统内部，GPIO通过/sys/class/gpio路径下的文件被实现，可以实现GPIO口的输入、输出，以及高低电平的设置。在此基础上，控制GPIO口的状态，将可实现LED呼吸灯效果。由于Linux是一种开源的操作系统，因此，使用Linux呼吸灯驱动来实现LED灯光的呼吸效果，也更加便捷和可靠。
四、Linux呼吸灯驱动的使用
有了Linux呼吸灯驱动，我们就可以在Linux系统中轻松地实现LED灯光呼吸效果了。
需要确定虚拟GPIO的控制方式，可以使用shell脚本，也可以借助C语言等编程语言实现。然后，根据需要修改参数（如PWM频率和幅度），使LED灯光的呼吸速度和幅度符合需求。在Linux系统中通过执行对应的程序，即可实现LED呼吸灯效果。
五、
Linux呼吸灯驱动是一个非常便捷可靠的解决方案，可以在Linux系统中帮助控制LED灯光的呼吸效果，而且开源的优越特性，也可以保证其代码质量和可靠性。如果你是Linux用户，且爱好LED灯光效果，那么这个工具肯定可以大大地方便你的工作。
相关问题拓展阅读：
- linux内核同步问题
linux内核同步问题
Linux内核设计与实现 十、内核同步方法
手把手教Linux驱动5-自旋锁、信号量、互斥体概述
==
基础概念：
==
并发
：多个执行单元同时进行或多个执行单元微观串行执行，宏谨拿观并行执行
竞态
：并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量）的访问而导致的竟态状态。
临界资源
：多个进程访问的资源
临界区
：多个进程访问的代码段
==
并发场合：
==
1、单CPU之间进程间的并发
:时间片轮转，调度进程。 A进程访问打印机，时间片用完，OS调度B进程访问打印机。
2、单cpu上进程和中断之间并发
：CPU必须停止当前进程的执行中断;
3、多cpu之间
4、单CPU上中断之间的并发
==
使用偏向：
==
==信号量用于进程之间的同步，进程在信号量保护的临界区代码里面是可以睡眠的（需要进行进程调度），这是与自旋锁更大的区别。==
信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。它和spin lock更大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠祥李搭，因此会导致系统调度。
1、==用于进程与进程之间的同步==
2、==允许多个进程进入临界区代码执行，临界区代码允许睡眠；==
3、信号量本质是==基于调度器的==，在UP和P下没有区别；进程获取不到信号量将陷入休眠，并让出CPU；
4、不支持进程和中断之间的同步
5、==进程调度也是会消耗系统资源的，如果一个int型共享变量就需要使用信号量，将极大的浪费系统资源==
6、信号量可以用于多个线程，用于资源的计数（有多种状态）
==信号量加锁以及解锁过程：==
sema_init(&sp->dead_sem, 0); /
初始化
/
down(&sema);
临界区代码
up(&sema);
==信号量定义：==
==信号量初始化：==
==dowm函数实现扰高：==
==up函数实现：==
信号量一般可以用来标记可用资源的个数。
举2个生活中的例子：
==dowm函数实现原理解析：==
（1）down
判断sem->count是否 > 0，大于0则说明系统资源够用，分配一个给该进程，否则进入__down(sem);
（2）__down
调用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表进入睡眠，且不可以打断；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最长LONG_MAX时间；
（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
把当前进程加入到sem->wait_list中；
（3）先解锁后加锁;
进入__down_common前已经加锁了，先把解锁，调用schedule_timeout(timeout)，当waiter.up=1后跳出for循环；退出函数之前再加锁；
Linux内核ARM构架中原子变量的底层实现研究
rk3288 原子操作和原子位操作
原子变量适用于只共享一个int型变量；
1、原子操作是指不被打断的操作，即它是最小的执行单位。
2、最简单的原子操作就是一条条的汇编指令(不包括一些伪指令，伪指令会被汇编器解释成多条汇编指令)
==常见函数：==
==以atomic_inc为例介绍实现过程==
在Linux内核文件archarmincludeaatomic.h中。 执行atomic_read、atomic_set这些操作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。 需要特别研究的是atomic_inc、atomic_dec这类读出、修改、写回的函数。
所以atomic_add的原型是下面这个宏：
atomic_add等效于：
result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）
注意：根据内联汇编的语法，result、tmp、&v->counter对应的数据都放在了寄存器中操作。如果出现上下文切换，切换机制会做寄存器上下文保护。
（1）ldrex %0,
意思是将&v->counter指向的数据放入result中，并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
（2）add %0, %0, %4
result = result + i
（3）strex %1, %0,
意思是将result保存到&v->counter指向的内存中，
此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
（4） teq %1, #0
测试strex是否成功（tmp == 0 ？？）
（5）bne 1b
如果发现strex失败，从（1）再次执行。
Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，==自旋锁是“原地等待”的方式解决资源冲突的==，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地“打转”（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源），一般应用在==中断上下文==。
1、spinlock是一种死等机制
2、信号量可以允许多个执行单元进入，spinlock不行，一次只能允许一个执行单元获取锁，并且进入临界区，其他执行单元都是在门口不断的死等
3、由于不休眠，因此spinlock可以应用在中断上下文中；
4、由于spinlock死等的特性，因此临界区执行代码尽可能的短；
==spinlock加锁以及解锁过程：==
spin_lock(&devices_lock);
临界区代码
spin_unlock(&devices_lock);
==spinlock初始化==
==进程和进程之间同步==
==本地软中断之间同步==
==本地硬中断之间同步==
==本地硬中断之间同步并且保存本地中断状态==
==尝试获取锁==
==
arch_spinlock_t结构体定义如下：
==
==
arch_spin_lock的实现如下：
==
lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 slock的值赋值给lockval；并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
（2）add %1, %0, %4
newval =lockval +（1slock指向的内存中，
此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
（4） teq %2, #0
测试strex是否成功
（5）bne 1b
如果发现strex失败，从（1）再次执行。
通过上面的分析，可知关键在于strex的操作是否成功的判断上。而这个就归功于ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的机制。
（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)
如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同则跳出while循环，否则在循环内等待判断；
*
（7）wfe()和p_mb() 最终调用#define barrier()
a
volatile
(“”: : :”memory”) *
阻止编译器重排，保证编译程序时在优化屏障之前的指令不会在优化屏障之后执行。
==
arch_spin_unlock的实现如下：
==
退出锁时：tickets.owner++
==
出现死锁的情况：
==
1、拥有自旋锁的进程A在内核态阻塞了，内核调度B进程，碰巧B进程也要获得自旋锁，此时B只能自旋转。 而此时抢占已经关闭，（单核）不会调度A进程了，B永远自旋，产生死锁。
2、进程A拥有自旋锁，中断到来，CPU执行中断函数，中断处理函数，中断处理函数需要获得自旋锁，访问共享资源，此时无法获得锁，只能自旋，产生死锁。
==
如何避免死锁：
==
1、如果中断处理函数中也要获得自旋锁，那么驱动程序需要在拥有自旋锁时禁止中断；
2、自旋锁必须在可能的最短时间内拥有
3、避免某个获得锁的函数调用其他同样试图获取这个锁的函数，否则代码就会死锁；不论是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，如果试图这么做，系统将挂起；
4、锁的顺序规则（a) 按同样的顺序获得锁；b) 如果必须获得一个局部锁和一个属于内核更中心位置的锁，则应该首先获取自己的局部锁 ;c) 如果我们拥有信号量和自旋锁的组合，则必须首先获得信号量；在拥有自旋锁时调用down(可导致休眠)是个严重的错误的；）
==
rw（read/write）spinlock：
==
加锁逻辑：
1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
2、假设临界区内有一个读线程，这时候信赖的read线程可以任意进入，但是写线程不能进入；
3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
4、假设临界区内有一个或者多个读线程，写线程不可以进入临界区，但是写线程也无法阻止后续的读线程继续进去，要等到临界区所有的读线程都结束了，才可以进入，可见：==rw（read/write）spinlock更加有利于读线程；==
==
seqlock（顺序锁）：
==
加锁逻辑：
1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
2、假设临界区内没有写线程的情况下，read线程可以任意进入；
3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
4、假设临界区内只有read线程的情况下，写线程可以理解执行，不会等待，可见：==seqlock（顺序锁）更加有利于写线程；==
读写速度
：
CPU > 一级缓存 > 二级缓存 > 内存
，因此某一个CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就会失效；那么其他CPU就会依次去L1 L2和主存中读取lock值，一旦其他CPU去读取了主存，就存在系统性能降低的风险；
mutex用于互斥操作。
互斥体只能用于一个线程，资源只有两种状态（占用或者空闲）
1、mutex的语义相对于信号量要简单轻便一些，在锁争用激烈的测试场景下，mutex比信号量执行速度更快，可扩展
性更好，
2、另外mutex数据结构的定义比信号量小;、
3、同一时刻只有一个线程可以持有mutex
4、不允许递归地加锁和解锁
5、当进程持有mutex时，进程不可以退出。
• mutex必须使用官方API来初始化。
• mutex可以睡眠，所以不允许在中断处理程序或者中断下半部中使用，例如tasklet、定时器等
==常见操作：==
struct mutex mutex_1;
mutex_init(&mutex_1);
mutex_lock(&mutex_1)
临界区代码；
mutex_unlock(&mutex_1)
==常见函数：==
=
2、linux系统中怎么驱动U盘?
现在很多人再买到服务器之后要装linux系统，但是没有linux环境，无法按照上边的步骤来把驱动写到U盘上去，经测试发现可以用redhat的之一张盘来创造这样一个linux环境，假设现在要加载的驱动为LSI sas raid卡的驱动
步骤如下：
1、先在windows环境中把驱动拷贝到U盘上去，
2、用redhat的之一张盘引导，当出现提示你是否加载hard driver时，选择skip，这是OS没有检测到硬盘的提示，此时就可以skip，接着就要加载图形化界面了，这时候我们就可以按CTRL+ALT+F2切换到控制台了，
（有一点补充，硬盘的驱动是在出现图形化界面之前就已经加载了，对于这个问题我还请了前辈一瓶水，我们可以在出现控制台后切换到F3，F4就可以看到内核和安装的详细过程）
3、在内存中建两个目录mkdir /a /b
4、mount /dev/sda1 /a
5、cp /a/megaraid_sas-rhel40-all.img /b
6、umount /a
7、dd if=/b/megaraid_sas-rhel40-all.img of=/dev/sda
8、再次启动服务器，当出现boot之后输入linux dd，然后按照提示选择从/dev/sda中添加驱动，就会找到硬盘（如果出现多个sdx设备，可以按CTRL+ALT+F4来看到底你的U盘是哪个设备）
1、插入U盘。
2、输入 fdisk -l /dev/sda 查看输出结果例如：
3、看了上面的输出就知道U盘所在的设备了，/dev/sdb1，接着便是挂载了，假设将U盘挂载到/mnt/u目录中，就是
mount -t msdos /dev/sdb1 /mnt/u
如果是fat16就使用下面的命令
mount -t msdos /dev/sdb1 /mnt/u
如果是fat32
mount -t vfat /dev/sdb1 /mnt/u
如果是ext2格式，就用命令：
mount -t ext2 /dev/sda1 /mnt/u
4、打开/mnt/u 就可以看到U盘里的东西了！
cd /mnt/u
5、卸载命令则为：umount /mnt/u。
需要注意的是，当执行完这个命令后，U盘上的指示灯可能仍然亮着，这不是卸载失败。Linux对U盘的管理是内核模块式，只要u设备的内核模块没有移除，卸载完后指示灯还是应该发亮。
是这样 LINUX和WINDOWS的分区方式不一样 你必须是一个新U盘 而且还是没有分区的那种才可以 你的U盘如果没有分区的话 在LINUX系统开着的情况下 插入U盘 然后在这个系统里面把这个U盘分区并且格式化这样的话 你的U盘在LINUX系统下面就能用了 但是你这个U盘不能在WINDOWS系统里面用
用mount命令挂载。例如：mount -t vfat -o iocharset=gb2312 /dev/sda /mnt/u 。u是自建的目录，/dev/sda 是U盘在系统中的标识，可以在系统信息中查看你的U盘在系统中识别标识。
3、Linux系统服务器，光口直联交换机。灯不亮，数据不通。如何判断是硬件还是系统问题？
咨询一下
1.检查兄仿线路是否正确
2.检查硬件盯尘凯是否正常，比如光凯唤口坏了
3.在系统查看是否正确识别，比如驱动
有网友碰到过这样的请问一下为什么交换机上的灯都亮着，就是搜不到摄像头通道,问题详细内容为:请问一下为什么交换机上的灯都亮着，就是搜不到摄像头通道,我搜你通过互联网收集了相关的一些蚂答扰解决方案,希望对有过相同或举仔者相似闷旦问
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