Eigenes OS?

Erhard Henkes

Besser einen counter.

Kannst Du den Mechanismus bitte erklären?

Momentan habe ich auf die task_switch Technik von tyndur (OS einer Community) umgestellt, irgendwo ist aber noch ein müder Fehler versteckt, der zu GPF führt.

Ich benutze nur ein TSS. Was muss alles in diese TSS geschrieben werden beim task_switch?

Bitsy

Der Counter ermöglicht es Paare von freeze und unfreeze auf verschiedenen Ebenen zu bilden. Erst wenn das 'oberste' unfreeze wieder gerufen wurde, gibt er das switching wirklich wieder frei. Wenn Du nur ein einfaches Bit nimmst, verlierst Du früher oder später den Überblick.
Nimm mal an, Du sperrst per Bit vor einem Diskzugriff und gibst es später wieder frei. Was ist, wenn der User auch einen Grund hatte das Switching zu sperren, und unmittelbar nach dem Diskzugriff wird es aber wieder freigegeben?
Mit dem Counter erschlägst Du alle Probleme. (Außer dem, daß Du Fehler bei der Paarbildung machst ;))

Habt ihr in anderen Fällen nicht auch schon solche Counter drin? Ich dachte, ich hätte da schon was gelesen.
Was in die TSS muß - tja, für 32-bit-mode weiß ich's eben auch nicht!

Erhard Henkes

Danke für diese Information.

Hier ist ein Link zum ersten erfolgreichen Multitasking-Beispiel:
http://www.henkessoft.de/OS_Dev/Downloads/36p.zip

Damit ist eine für mich nicht einfache Hürde genommen.

glückwunsch *daumen hoch*

Bitsy

Jetzt hast Du Dir aber mal ein freies Wochenende verdient - das Wetter soll gut werden (jedenfalls Samstag und Sonntag). Ab in den Biergarten und das Projekt feiern

Erhard Henkes

Tut zum Multitasking: http://www.henkessoft.de/OS_Dev/OS_Dev2.htm#mozTocId114565

Jetzt geht es doch erst richtig los mit PrettyOS. Ich denke gerade über die Darstellung von interessanten Möglichkeiten für Dispatcher (short-term scheduler) und long/middle-term Scheduler nach.

Wo bekommt man ein lauffähiges kleines Programm (32 bit ohne BIOS-INT) her? Das könnte man doch über den incbin-Trick und evtl memcpy an eine bestimmte Position laden und anstelle moo() oder baa() ausführen, oder? Man könnte doch z.B. das alte COM-Format als flat Binaries verwenden. Man müsste dort doch nur noch einen Task erstellen (create_task ist ja bereits eingebaut), die Segmentregister sauber setzen und eip auf das erste Byte der Datei einstellen. Das Reinspringen in den Code könnte wieder der Interrupthandler übernehmen, der das auch schon bei den Kerneltasks gemacht hat.

Erhard Henkes schrieb:

(create_task ist ja bereits eingebaut)

vorschlag: create_task() sollte was zurückgeben, z.b. einen pointer auf die task_t oder die task-ID bzw. im fehlerfall 0 oder einen ungültigen ID-wert, damit der aufrufer die task kontrolliern kann und weiss, ob das erzeugen der task überhaupt geklappt hat. ausserdem wär's gut, der task-entry funktion noch einen void* mitzugeben, damit der aufrufer startparameter an die neue task übergeben kann.

Erhard Henkes

create_task() sollte was zurückgeben, z.b. einen pointer auf die task_t

Klar, das ist notwendig, damit man auf die Task-Struktur (noch sehr rudimentär) zugreifen kann, wurde daher sofort erledigt.

task-entry funktion noch einen void* mitzugeben, damit der aufrufer startparameter an die neue task übergeben kann.

Ich experimentiere gerade mit Varianten von create_task, die verschiedene Anzahlen Parameter übernehmen. Ich habe z.B. settextcolor(schriftfarbe,hintergrundfarbe) so aufgerufen, dass ich der Task diese beiden Argumente neben einer Dummy-Rücksprungadresse auf den Stack übergebe und dann vom Task aus den Code von "settextcolor" als Konstante mit call aufrufe.

*(--kernel_stack) = arg2; // arg2
    *(--kernel_stack) = arg1; // arg1
    *(--kernel_stack) = 0x0;  // return address dummy

    *(--kernel_stack) = 0x0202; // eflags = interrupts activated and iopl = 0

void surprise(ULONG a, ULONG b)
{
  asm volatile ("push %0" :/* no output registers */: "r" (b));
  asm volatile ("push %0" :/* no output registers */: "r" (a));
  while(TRUE)
  {
      asm volatile ("call 0x00008484"); // address from kernel.map
      printformat("%d", getpid());      
  }
}

Der Aufruf läuft dann über einen neuen Task:

create_task2(surprise,4,2);

Das funktioniert gut. Damit taste ich mich experimentell an Programmaufrufe in PrettyOS heran.

Erhard Henkes

Eine Designfrage zum Thema Speicherreservierung für PDs, tasks, kernel stacks etc. mit

Verschieben der placement_address bei bereits gemappten frames
k_malloc (auf dem Heap)
http://lowlevel.brainsware.org/forum/index.php?topic=2178.msg24534#msg24534

Irgendwie kommt mir ein "Stack auf dem Heap" nicht gerade elegant vor.

Erhard Henkes

PrettyOS hat gerade das erste Programm von außen ausgeführt.
Das ist ein richtig guter Moment für PrettyOS. Nun ist es "air borne".

;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
; Test Program for PrettyOS      ;
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
[BITS 32]
start:
   Mov [0x000b8000], byte 'T'
   Mov [0x000b8002], byte 'e'
   Mov [0x000b8004], byte 's'
   Mov [0x000b8006], byte 't'
   Ret

Dieses externe Programm wurde binär assembliert und über den Trick mit 'incbin' eingeschleust:
nasmw -f bin file_data.asm -o file_data.dat

process.asm:

_file_data_start:
incbin "file_data.dat"
_file_data_end:

ckernel.c:

void test()
{
  while(TRUE)
  {
      asm volatile ("call _file_data_start");
      printformat("%d", getpid());
      settextcolor(15,0);
  }
}

//...

task_t* task5 = create_task0(test);

Das von außen eingeschleuste ("geladene") Programm wurde als Task5 ausgeführt.

http://www.henkessoft.de/OS_Dev/OS_Dev2.htm#mozTocId188270
http://www.henkessoft.de/OS_Dev/Downloads/20090517_36v.zip

Das Schlimme und Gute zugleich bei der OS-Entwicklung ist, dass alle Verständnislücken, die man so hat, gleichzeitig und hinterrücks zuschlagen.
Ich kann nur hoffen, dass das Tutorial anderen bei dem Finden des richtigen Weges etwas helfen kann.

Kennt jemand einen Link bezüglich Laden/Ausführen von Programmen.
Selbst hier - in dieser genialen Zusammenfassung - steht nichts genaues hierzu: http://ocw.mit.edu/NR/rdonlyres/Electrical-Engineering-and-Computer-Science/6-828Fall-2006/9B92FFBC-BA35-468E-971D-F7D6D0BB34DC/0/l2.pdf

Erhard Henkes schrieb:

Das Schlimme und Gute zugleich bei der OS-Entwicklung ist, dass alle Verständnislücken, die man so hat, gleichzeitig und hinterrücks zuschlagen.

das liegt nur an der mit, der heissen nadel gestrickten, x86-architektur. ich behaupte mal, jeder andere prozessor würde einem weniger kopfzerbrechen bereiten.

abc.w

+fricky schrieb:

das liegt nur an der mit, der heissen nadel gestrickten, x86-architektur. ich behaupte mal, jeder andere prozessor würde einem weniger kopfzerbrechen bereiten.

Vorsicht, vorsicht, das Eis auf dem Du Dich bewegst, ist sehr sehr dünn...

abc.w schrieb:

+fricky schrieb:

das liegt nur an der mit, der heissen nadel gestrickten, x86-architektur. ich behaupte mal, jeder andere prozessor würde einem weniger kopfzerbrechen bereiten.

Vorsicht, vorsicht, das Eis auf dem Du Dich bewegst, ist sehr sehr dünn...

welcher ist schlimmer (von totalen exoten mal abgesehen)?

Bitsy

Ein lokaler Stack auf der Heap ist mithilfe eines speziellen 'Registers' einfach realisierbar - so funktionierte der 68000er Prozessor.
A7 war das Heapregister, A6 der Userstack.

Die Kommandos link und unlink wurden in etwa so realisiert:
(A7 und A6 beide long).

void link(const int n)
{
  A7 -= 4;
  *(long*)A7 = A6;
  A6 = A7;
  A7 -= n;
}

void unlk(void)
{
  A7 = A6;
  A6 = *(long*)A7;
  A7 += 4;
}

Die lokalen Daten werden jetzt im Bereich A6-n ... A6 hinterlegt.
Und A7 verwaltet weiterhin die Rücksprungadressen, sowie alle pushs und pops.

btw: bei 68000er-Simulationen haut die Endianess fürchterlich rein - ich hoffe, das bleibt PrettyOS erspart

Bitsy schrieb:

btw: bei 68000er-Simulationen haut die Endianess fürchterlich rein

der machts wenigsten richtig rum.

Erhard Henkes

Ein lokaler Stack auf der Heap ist mithilfe eines speziellen 'Registers' einfach realisierbar

Du findest Stacks auf dem (die?) Heap also auch nicht schlimm? Hat ja Vorteile wegen der einfachen Speicherfreigabe bei Task-Beendigung.

Erhard Henkes schrieb:

Du findest Stacks auf dem (die?) Heap also auch nicht schlimm? Hat ja Vorteile wegen der einfachen Speicherfreigabe bei Task-Beendigung.

spricht ja erstmal nix dagegen, alle speicherressourcen eines prozesses (stack, handle-tabellen, usw.) auf dem system-heap anzulegen. der heap, den der prozess selber verwendet (für seine malloc/free aufrufe) sollte natürlich ein anderer sein.

Erhard Henkes

Inzwischen habe ich mich auch an die Idee des Stacks auf dem Heap gewöhnt. Das hat gegenüber dem Schieben der placement_address ins "Unendliche" eindeutig die Vorteile eines vernünftigen Speichermanagements.

Das Tutorial wurde um das Thema Virtuelles Filesystem und Initial RAM Disk erweitert. Hier habe ich den Code von JM übernommen, da er entsprechend POSIX klar strukturiert und für PrettyOS zunächst tauglich ist: http://www.henkessoft.de/OS_Dev/OS_Dev2.htm#mozTocId676802

Ich habe direkt hinter die RAM Disk, die beispielhaft mit 3 Files bestückt wurde, noch das kleine Test-Programm gehängt.

Vielleicht habt ihr bessere Ideen für einen veränderten RAM-Disk- und File-Header. JM hat hier im RAM-Disk-Header lediglich die Anzahl Files eingetragen und in den File-Headern den Namen, den Offset und die Größe angegeben. Da könnte man evtl. eine interessante Lösung umsetzen, wobei dies keine besondere bedeutung hat, außer das der Leser solche Formate vom Typus her generell kennen lernt.

Interessant wäre es vielleicht, in die RAM Disk nicht nur langweilige Text-Files, sondern mehrere Programm-Files aufzunehmen und diese mit einer Auswahl-Routine Run(FileName) aus verschiedenen Tasks im Multitasking zu starten. Damit kämen wir dem Laden/Starten eines Programms/Moduls, in diesem Fall von einer virtuellen Disk auf einem abstrakten File-Node im VFS, doch schon etwas näher? Habt ihr Ideen für kleine Demo-Programme? Assembler-Programmierer nach vorne! Bisher habe ich nur dieses winzige Programm, dessen Ausgabe man nur mit dem Debugger wahr nehmen kann:

[BITS 32]
start:
   Mov [0x000b8000], byte 'T'
   Mov [0x000b8002], byte 'e'
   Mov [0x000b8004], byte 's'
   Mov [0x000b8006], byte 't'
   Ret

Die Programme dürfen ja noch keine externen Ressourcen anfordern, weil dieses Prozess- und I/O-Management noch fehlt.

EDIT: Syscalls und Usermode (z.Z. leider noch mit Supervisor-Privileg, weil es ansonsten mit PF oder GPF endet) ist in meinem Experimentierfeld bereits eingebaut. Ich frage mich gerade, wie eine API von innen her gesehen funktioniert. Von außen verwendet man diese typischerweise mit api.h/api.lib.

Erhard Henkes

Ich wollte an dieser Stelle darauf hinweisen, dass die deutsche Übersetzung der dritten Auflage von Tanenbaum's Meisterwerk verfügbar ist und kann dieses Grundlagen- und Nachschlagewerk nur empfehlen: Andrew S. Tanenbaum et.al., Moderne Betriebssysteme, 3. Auflage, Pearson Studium, April 2009 (Übersetzung von "Modern Operating Systems", Prentice Hall, Dec 2007). Der wesentliche Makel der deutschen Ausgabe ist, dass das IMHO gelungene Titelbild des Originals nicht enthalten ist.
deutsch: http://www.pearson-studium.de/media_local/shop_u1bigs_3d/9783827373427.jpg (April 2009)
amerikanisch: http://vig-fp.prenhall.com/bigcovers/0136006639.jpg (Dec 2007)
Für mich neben den Intel Manuals und einem Assemblerbuch eine wesentliche Fundgrube für Fakten und Ideen.
Allerdings staune ich immer wieder, dass selbst so ein Standardwerk noch Fehler, didaktische Luecken und Ungereimtheiten enthaelt.

Gibt es eigentlich schon so etwas wie "OS Development for Dummies" in engl. oder deutsch? Ist mir bisher nicht unter gekommen.

Erhard Henkes

Kurzer Zwischenstand: z.Z. kämpfe ich mit dem "echten" User Mode (Ring 3).
Da gibt es noch GPF.

EDIT: http://www.henkessoft.de/OS_Dev/Downloads/20090522_43_user_mode.zip
PrettyOS arbeitet zum ersten Mal im "echten" User Mode (Ring 3). Wichtig ist, dass man im ring3 ss und esp vor die eflags "pusht" (Intel Manual 3A, Kap. 5.12).

task_t* create_task(void* entry, UCHAR privilege)
{
    cli();
    page_directory_t* directory = clone_directory(current_directory);
    task_t* new_task            = (task_t*)k_malloc(sizeof(task_t),0,0);

    new_task->id  = next_pid++;
    new_task->page_directory = directory;
    new_task->kernel_stack   = k_malloc(KERNEL_STACK_SIZE,1,0)+KERNEL_STACK_SIZE;
    new_task->next = 0;

    task_t* tmp_task = (task_t*)ready_queue;
    while (tmp_task->next)
        tmp_task = tmp_task->next;
    tmp_task->next = new_task; // ... and extend it

    ULONG* kernel_stack = (ULONG*) new_task->kernel_stack;

    ULONG code_segment=0x08, data_segment=0x10;

    if(privilege == 3)
    {
        //Intel 3A Chapter 5.12
        *(--kernel_stack) = new_task->ss = 0x23;    // ss
        *(--kernel_stack) = new_task->kernel_stack; // esp = esp0
        code_segment = 0x1B; // 0x18|0x3=0x1B
    }

    *(--kernel_stack) = 0x0202; // eflags = interrupts activated and iopl = 0
    *(--kernel_stack) = code_segment; // cs
    *(--kernel_stack) = (ULONG)entry; // eip
    *(--kernel_stack) = 0; // error code

    *(--kernel_stack) = 0; // interrupt nummer

    // general purpose registers w/o esp
    *(--kernel_stack) = 0;
    *(--kernel_stack) = 0;
    *(--kernel_stack) = 0;
    *(--kernel_stack) = 0;
    *(--kernel_stack) = 0;
    *(--kernel_stack) = 0;
    *(--kernel_stack) = 0;

    if(privilege == 3) data_segment = 0x23; // 0x20|0x3=0x23

    *(--kernel_stack) = data_segment;
    *(--kernel_stack) = data_segment;
    *(--kernel_stack) = data_segment;
    *(--kernel_stack) = data_segment;

    //setup TSS
    tss_entry.ss0   = 0x10;
    tss_entry.esp0  = new_task->kernel_stack;
    tss_entry.ss    = data_segment;

    //setup task_t
    new_task->ebp = 0xd00fc0de; // test value
    new_task->esp = (ULONG)kernel_stack;
    new_task->eip = (ULONG)irq_tail;
    new_task->ss  = data_segment;

    sti();
    return new_task;
}

void test5()
{
  while(TRUE)
  {
      syscall_puts("5");
      //puts("5");
  }
}

//...

task_t* task5 = create_task (test5,3);

Ohne syscall ( Aufruf Kernel-Fkt. aus Ring 3 ) ==>

44444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444444
4444444444444444444
Page Fault ( read-only - write operation user-mode) at 000B8C06h - EIP: 00008986h

Für echte User-"Programme" benötigt man ja auch noch Stack und Heap im User-Privileg. Da denke ich gerade nach, wie man das einfach möglichst einfach in Ring3 mappen/allokieren kann.

Bei obigem Programm gibt es noch Probleme, wenn man das while in test5 streicht. Da überlege ich gerade eine Umhüllung oder ein exit. Wenn da jemand eine Idee hätte?