Eigenes OS?

Bitsy

Ein wesentlicher Punkt, auf den Du unbedingt achten mußt:
Du musst unbedingt etwas installieren, was das Taskswitching kurzfristig stoppt, denn sonst kommt in der kritischen Phase des Anhängens einer neuen Task just in dem Moment ein switch und alles geht daneben. Bei dem 16-bit-taskswitching, was ich Dir in der Mail geschickt habe, war das ein entscheidender Faktor.
Da ist übrigens auch eine Funktion mit drin, die einen Taskswitch erzwingt.
Hab mich aber nie getraut, das alles auf 32-bit zu erweitern.

Erhard Henkes

Du musst unbedingt etwas installieren, was das Taskswitching kurzfristig stoppt, denn sonst kommt in der kritischen Phase des Anhängens einer neuen Task just in dem Moment ein switch

Danke für den Hinweis! Ich werde da noch ein ts-flag in meiner ODA (OS Data Area) Struktur einbauen, das zuvor abgefragt wird. Die nutze ich sowieso viel zu wenig.

typedef struct oda
{
    //...    
    //tasking
    UCHAR  ts_flag; // 0: taskswitch off  1: taskswitch on
}oda_t;

//...
pODA->ts_flag = 1;

//...
if( pODA->ts_flag == 1 )
    task_switch();

Bitsy

Besser einen counter.

int task_freeze()
{
  if (!taskstop)
  { ...
  }
  return ++taskstop;
}

void task_unfreeze()
{
   if (taskstop>1)   
     --taskstop;     
   else             
   { taskstop=0;
     ...
   }
}

und dann überleg mal, wie sich die Timerfunktion eventuell verhalten kann.
Bei mir wurde der Originalvektor auf eine Routine umgelenkt, der erst den Originalvektor bedient hat, und dann noch einen Ticker inkrementiert hat.

Was ich auch noch Wichtiges gefunden habe - Turbo C hatte da eine Semaphore namens INDOS. Solange die gesetzt war, durfte der Switcher nicht umschalten.
So ein Festplattenkopf kann da genervt reagieren

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.