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Tinos

Sistema operativo basado en x86 construido desde cero para fines de aprendizaje

• Kiss (mantenlo simple estúpido) filosofía
• Se supone que el cargador de arranque es grub, el núcleo tiene un encabezado multibotual específico de grub

Características

• Medio núcleo más alto, el kernel se prepara para funcionar desde la mitad más alta, la región de 3GB
• Multitarea
  • Programador básico con soporte multitarea, Round Robin, con la misma prioridad
  • Interruptor de interrupción del temporizador interruptor de contexto
• Modo de usuario, distinción del modo kernel
  • GDT se ha configurado con DPLS apropiados
  • El código del kernel se ejecuta en el anillo 0 y el código de usuario en el anillo 3
  • La llamada del sistema ocurre a través de int 64 que ha requerido descriptores de puerta para la escalada de privilegios
• Initramfs
  • Formato CPIO estándar para RAMFS (sin compresión GZIP)
  • Formato ELF estándar para aplicaciones de espacio de usuario
• Soporte de horquilla
  • Proceso de padre clon, sin soporte de vacas
• Soporte exec
  • Sobrescribir el espacio de direcciones con un nuevo proceso

Descripción general

Empezando

Para construir un sistema operativo (suponiendo GCC, NASM instalado),

make

Correr bajo QEMU

make qemu

Para ejecutar (suponiendo bochs, bochs-sdl instalado),

make run

Correr bajo QEMU con soporte de depuración (GDB)

make qemu_gdb

(Adjunte GDB, comandos requeridos ya proporcionados en el archivo .gdbinit en el Dir de nivel superior)

Notas adicionales

Arranque

BIOS comienza el procesador en modo real de 16 bits, Grub inicia el modo protegido de 32 bits. La imagen de Kernel ELF está provista de encabezado Multiboot según la especificación de grub, si GRUB encuentra este encabezado en los primeros 512 bytes de imagen, luego carga ELF en la ubicación 0x100000, la memoria inferior pertenece a BIOS y otros mapeos de hardware/IO como VGA. Código de arranque, se ejecuta desde _start Entry Point of Kernel, y (la nota BSS ya está inicializada por grub),

• Establece dos PTE de 4 MB (tamaño extendido) para mapear la imagen del núcleo en, 0x0-0x400000 y 0xc0000000-0xc0400000 rango respectivamente.
• El primer mapa de identidad como EIP todavía está en el rango de memoria más bajo y luego sirve como mapeo medio más alto.
• El puntero de la pila se establece en un rango medio más alto, lo que antes se establece por grub por debajo de 1 m
• Una vez que la paginación está habilitada, el programa salta de largo a la mitad más alta, lo que comienza la ejecución de la mitad más alta.

Gestión de la memoria

El asignador de memoria de estrategia simple first-fit , asigna la memoria del espacio del núcleo, durante free también gestiona la compactación de bloques libres adyacentes.

Se proporcionan para el espacio de usuario Malloc/Free, que utilizó internamente la llamada del sistema sbrk para aumentar la ruptura del sistema (si es necesario). El kernel realiza la configuración de la tabla de página requerida y devuelve el límite de descanso del sistema.

Paging y VM

Esto se divide en la asignación de memoria del espacio del núcleo y las asignaciones de memoria del espacio de usuario. Las asignaciones del espacio del núcleo permanecen constantes y son parte de cada espacio de direcciones de proceso, solo vinculados no clonados, ya que los cambios de un proceso en el espacio del núcleo también deberían ser visibles de otros procesos.

Las asignaciones de espacio de usuario dependen de la llamada exec , y cada proceso tiene su propio kernel y pila de usuarios.

Durante el interruptor de contexto, el registro CR3 se carga con la dirección base del directorio de la página del proceso actual y eso también invalida internamente TLB (buffer de traducción LookAside).

Proceso init

Las aplicaciones de espacio de usuario se almacenan en initramfs , un formato CPIO Archieve en formato ELF estándar. Durante la imagen exec Kernel halla y analiza, configura sus tablas de página en consecuencia. El proceso Init solo comienza shell y luego se queda allí para siempre.

Programación

El planificador se ejecuta en nombre del proceso de ejecución actualmente, principalmente en dos casos,

• En el caso del temporizador IRQ, el proceso se cambiará
• En caso de renunciar a la CPU si el proceso bloquea algo o rendimiento

Espacio del núcleo vs espacio de usuario

Los segmentos de código de modo/datos del kernel son separados que los segmentos de código de modo de usuario/segmentos de datos con niveles de privilegios programados en consecuencia. Al regresar de la excepción, el hardware aumenta CS (segmento de código) y SS (segmento de pila) desde la pila para volver a un nivel de privilegio más bajo.

Programamos este marco de pila en consecuencia mientras creamos nuevas tareas,

        /* Task will start in CPL = 3, i.e. user mode */
        task -> irqf -> cs = ( SEG_UCODE << 3 ) | DPL_USER ;
        task -> irqf -> ds = ( SEG_UDATA << 3 ) | DPL_USER ;
        task -> irqf -> eflags = 0x200 ;
        task -> irqf -> ss = ( SEG_UDATA << 3 ) | DPL_USER ;

El hardware X86 tiene soporte incorporado para el cambio de tareas, básicamente cambiando de la pila de usuarios a la pila del núcleo junto con otros parámetros de segmentación. Para esto, cada tarea debe configurarse con su propio TSS, que se modifica durante el cambio de contexto. No utilizaremos el cambio de tareas de hardware, pero haremos lo mismo en el software mismo. En cualquier caso, necesitamos configurar un TSS en el extremo, que tenga el modo de núcleo válido SS (segmento de pila) y ESP (puntero de pila) para la tarea actual.

Sincronización

Preguntas frecuentes al azar

Que contribuye

Siéntase libre de bifurcar y enviar solicitud de fusión

Créditos/referencias

• Manual de referencia de Intel v.3a
• XV6, unix clon OS
  • Código en Github
• OSDEV
• Tutorial de desarrollo del núcleo de Bran
• Tutorial de desarrollo del núcleo de Jamesm
  • Algunos errores conocidos como se documentan aquí
• Libro pequeño sobre sistema operativo