См. две другие статьи этой группы — Делаем многозадачность и Преемптивность: как отнять процессор.

Сразу просьба к строгим читателям. Если вы не поняли какой-либо термин из применённых — спросите, я подскажу, что я имел в виду. А если вам нравится другое написание или перевод этого термина — укажите его в комментарии. Я применяю те, которые нравятся мне.

Итак, в прошлых статьях описан механизм реализации многозадачности за вычетом планировщика, он же шедулер, он же скедулер, он же Васька меченый, сорри, заговариваюсь я с этими терминами…

Как я уже говорил, шедулер — это просто функция, которая отвечает на вопрос: какую нить и на сколько времени поставить на процессор.

Кстати, в SMP системе шедулер ничем не отличается от однопроцессорного. Вообще, чтобы проще понимать структуру взаимодействия сущностей на одном и нескольких процессорах, проще всего представить себе следующую модель: для каждого процессора есть нить «простоя» (которая работает, если вообще больше некому и просто останавливае процессор до прерывания), которая постоянно пытается «отдать» процессор (которым она как бы владеет) другим нитям, выбирая нить с помощью шедулера.

Говоря о шедулере нельзя не сказать о приоритетах.

Приоритет — свойство нити (или процесса) влияющее на конкуренцию этой нити с другими нитями за процессор.

Приоритет обычно описывается парой <класс приоритета, значение приоритета внутри класса>.

Эта статья не имеет смысла без предыдущей, в которой описывались основные механизмы переключения контекстов в многозадачной ОС.

Здесь я расскажу, как кооперативная многозадачность превращается во враждебную преемптивную.

Суть этого превращения проста. В машине есть таймер, таймер генерирует прерывания, прерывания приостанавливают код нити и отдают процессор в руки механизма многозадачности. Оный уже вполне кооперативно переключает процессор на новую нить, как и описано в предыдущей статье.

Но, как обычно, есть нюансы. См. код для интела.

Сам «отъём» процессора делается как в рамках обычного хардверного прерывания, обычно — по таймеру, так и в рамках «софтверного» прерывания — которое, собственно, такое же прерывание, но вызванное специальной инструкцией процессора. Такой способ переключения контекста нужен, если мы (например, в рамках примитива синхронизации) явно останавливаем нить и не хотим ждать, пока прилетит таймерное прерывание.

Я стараюсь чередовать статьи про разработку ОС вообще и специфические для ОС Фантом статьи. Эта статья — общего плана. Хотя, конечно, я буду давать примеры именно из кода Фантома.

В принципе, реализация собственно механизма многозадачности — довольно простая вещь. Сама по себе. Но, во-первых, есть тонкости, и во-вторых, она должна кооперироваться с некоторыми другими подсистемами. Например, та же реализация примитивов синхронизации очень тесно связана с реализацией многозадачности. Есть небанальная связь так же и с подсистемой обслуживания прерываний и эксепшнов. Но об этом позже.

Начнём с того, что есть два довольно мало связанных модуля — собственно подсистема переключения задач (контекстов) и подсистема шедулинга. Вторую мы сегодня обсуждать почти не будем, просто опишем кратко.

Шедулер — это функция, которая отвечает на вопрос «какой нити отдать процессор прямо сейчас». Всё. Простейший шедулер просто перебирает все нити (но, конечно, готовые к исполнению, не остановленные) по кругу (RR алгоритм). Реальный шедулер учитывает приоритеты, поведение нити (интерактивные получают больше, чем вычислительные), аффинити (на каком процессоре нить работала в прошлый раз) и т.п., при этом умеет сочетать несколько классов приоритетов. Типично это класс реального времени (если есть хотя бы одна нить этого класса — работает она), класс разделения времени и класс idle (получает процессор только если два предыдущих класса пустые, то есть в них нет нитей, готовых к исполнению).

На сём пока про шедулер закончим.

Перейдём к собственно подсистеме, которая умеет отнять процессор у одной нити и отдать его другой.

И снова здравствуйте, уважаемые читатели.
Начатый в предыдущих трех частях разговор о форматах хранилищ NVRAM, используемых различными реализациями UEFI, подходит к своему логическому концу. Нерассмотренным остался только один формат — NVAR, который используется в прошивках на основе кодовой базы AMI Aptio. Компания AMI в свое время смогла «оседлать» практически весь рынок прошивок для десктопных и серверных материнских плат, поэтому формат NVAR оказался чуть ли не распространённее, чем оригинальный и «стандартный» VSS.
Если вам интересно, чем хорош и чем плох формат хранилища NVRAM от AMI — добро пожаловать под кат.

Перед вами третья часть моего повествования о форматах NVRAM, используемых UEFI-совместимыми прошивками различных производителей. В первой части я рассказывал об NVRAM вообще и о «стандартном» формате VSS, во второй — об интересных блоках, которые можно найти рядом с NVRAM в этом формате, а в этой речь пойдет о целой россыпи различных форматов, используемых в прошивках на платформе Phoenix SCT: FlashMap, EVSA, Intel uCode, CMDB, SLIC pubkey и SLIC marker.
Если вам интересно, что умудрились напридумывать на замену VSS разработчики из Phoenix — добро пожаловать под кат, только предупреждаю сразу, статья получилась достаточно длинной.

Продолжаем разговор о форматах NVRAM в UEFI-совместимых прошивках, начатый в первой части. На этот раз на повестке дня форматы блока Fsys из прошивок компании Apple, блока FTW из прошивок, следующих заветам проекта TianoCore, и блока FDC, который можно найти в прошивках, основанных на кодовой базе компании Insyde.
Если вам интересно, зачем нужны и как выглядят не-NVRAM данные, которые можно обнаружить рядом с NVRAM в прошивках различных производителей — добро пожаловать под кат.

Здравствуйте, уважаемые читатели. Когда-то очень давно, почти 3 года назад, я написал пару статей о форматах данных, используемых в UEFI-совместимых прошивках. С тех пор в этих форматах мало что изменилось, поэтому писать про них снова я не буду. Тем не менее, в тех статьях был достаточно серьезный пробел — отсутствовали какие-либо упоминания об NVRAM и используемых для её хранения форматах, т.к. тогда разбор NVRAM мне был попросту неинтересен, ибо те же данные можно получить из UEFI Shell на работающей системе буквально одной командой dmpstore.
По прошествии трех лет выяснилось, что хранилище NVRAM умеет разваливаться по различным причинам, и чаще всего это событие приводит к «кирпичу», т.е. воспользоваться вышеупомянутой командой уже не получится, а данные (или то, что от них осталось) надо доставать. Собрав пару развалившихся NVRAM'ов вручную в Hex-редакторе, я сказал "хватит это терпеть!", добавил поддержку разбора форматов NVRAM в UEFITool NE, и решил написать цикл статей об этих форматах по горячим следам и свежей памяти.
В первой части поговорим о том, что вообще такое этот NVRAM, и рассмотрим формат VSS и его вариации. Если интересно — добро пожаловать под кат.

Привет всем. Продолжу о Фантоме. Для понимания полезно прочесть статью про персистентную оперативку, а так же общую статью про Фантом на Открытых Системах. Но можно и так.

Итак, мы имеем ОС (или просто среду, не важно), которая обеспечивает прикладным программам персистентную оперативную память, и вообще персистентную «жизнь». Программы живут в общем адресном пространстве с управляемыми (managed) пойнтерами, объектной байткод-машиной, не замечают рестарта ОС и, в целом, счастливы.

Очевидно, что такой среде нужна сборка мусора. Но — какая?

Есть несколько проблем, навязанных спецификой.

Во-первых, теоретически, объём виртуальной памяти в такой среде огромен — терабайты, всё содержимое диска. Ведь мы отображаем в память всё и всегда.

Во-вторых, нас категорически не устраивают stop the world алгоритмы. Если для обычного процесса остановка в полсекундны может быть приемлема, то для виртуальной памяти, которая, большей частью, на диске, это будут уже полчаса, а то как бы не полсуток!

Наконец, если считать, что полная сборка мусора составляет полсуток, нас, наверное, это не устроит — было бы здорово иметь какой-то быстрый процесс сбора мусора, хотя бы и не полностью честный, пусть он часть мусора теряет, но если удаётся быстро вернуть 90% — уже хорошо.

Тут нужна оговорка. Вообще говоря, в системе, которая располагает парой терабайт виртуальной памяти, это не так уж критично — даже если не делать освобождение памяти полсуток, возможно, не так много и набежит — ну, например, истратится 2-3, ну 5 гигабайт, ну даже и 50 гигабайт — не жалко, диск большой.

Но, скорее всего, это приведёт к большой фрагментации памяти — множество локальных переменных окажутся раскиданы по многим далеко расположенным страницам, при этом высока вероятность того, что небольшие вкрапления актуальной информации будут перемежены с тоннами неактуального мусора, что сильно повысит нагрузку на оперативную память.

Ок, итого у нас две задачи.

По долгу службы, мне часто приходится анализировать NFS-трафик. Wireshark является моим основным инструментом и для него я даже создавал расширение на lua. Но чего-то не хватало. И вот две недели назад я наткнулся на новый для меня инструмент Packetbeat. К сожалению, paketbeat не поддерживает не поддерживал NFS, но этот недостаток мне удалось исправить.

Packetbeat

Paketbeat — это один из инструментов из комплекта beats от создателей elasticsearch, logstash и kibana. Это отправитель (shipper) данных в elasticsearch, который слушает сетевой трафик, конвертирует его в json-записи и посылает в elasticsearch. Если вы используете Kibana4, то есть стандартные панели для визуализации собранного трафика. На данный момент, packetbeat распознаёт TCP, UDP, DNS, ICMP, HTTP, memcache, MongoDB, redis, PostgreSQL, MySQL, thrift и, теперь уже, NFS. Где-то внутри, packetbeat использует libpcap.

Сегодня на конференции Build компания Microsoft расскажет о последних нововведениях, которые сделаны в новом билде Windows 10 Redstone. Незадолго до презентации стало известно, что на конференцию приглашены сотрудники Canonical, и этому есть веская причина.



Дело в том, что Microsoft совместно с Canonical сумели интегрировать операционную систему Ubuntu внутрь Windows 10 (что-то вроде эмулятора).

Введение

Я занимаюсь разработкой приложений и драйверов для различных устройств авиационного применения. В Авиации используются ОС с более жесткими требованиями к надежности(ARINC 653), такие как VxWorks653, PikeOS или LynkOS. Разрабатывая приложения для авионики возникла проблема медленного доступа к данным на твердотельных накопителях подключенным по интерфейсу ATA. Это происходило из-за использования медленного программного интерфейса ATA. Я решил эту проблему реализацией драйвера AHCI.

В этой статье Я хочу кратко описать работу AHCI.


Архитектура устройства с AHCI контроллером.

Периодически при разработке приложений в ОС РВ QNX 6.5.0 возникает задача найти процесс зная только его символьное имя, или выяснить какую либо информацию о процессе, или собрать какую либо статистику о процессе. Это может понадобиться для широкого круга задач.



Данная задача является платформо-специфичной и единое кроссплатформенное решение доступно только в виде сторонних библиотек.

В данной статье мы реализуем небольшой класс «обертку», позволяющий получить информацию о процессе, зная только его имя. Использовать мы будем ЯП C++.

Сегодня — рассказ про одну из ключевых концепций ОС Фантом. Впрочем, сама концепция, конечно, существовала и до Фантома — фактически, у Танненбаума в конце книги, там, где он позволяет себе фантазировать, просматриваются очертания почти всех особенностей Фантома, так что, в целом, подход довольно очевиден для тех, кто хотя бы задумывается о будущем систем вообще.

Персистентная оперативка — очень простая и очень непростая вещь.

В целом, всё просто: представьте себе, что содержимое оперативной памяти не пропадает. Никогда. Например, при выключении компьютера. Или, например, при… исчезновении компьютера. «И души умерших программ носятся над водою».

Ну, действительно — неважно: если мы смогли спасти состояние компьютера перед его отключением, то можно восстановить это состояние в другом. Таком же. Вообще таком же? Прямо до микросхемы? А если в нём видеокарта другая — уже нельзя?

Можно, потому что мы говорим не о том, чтобы заперсистить, сохранить всё состояние компьютера, а только его оперативную память. Но тогда в этом нет пользы, скажет внимательный читатель — уже хотя бы регистры надо бы сохранить? Иначе восстановление только памяти не позволит программе работать как если бы ничего не происходило.

А задача — именно такова. Обеспечить программе среду, в которой остановка ОС и остановка компьютера для программы выглядели исключительно как нажатие на кнопку «пауза» при просмотре фильма. Во время паузы «под программой» можно даже компьютер поменять, но надо как-то обеспечить ситуацию, в которой продолжение работы для программы будет совершенно прозрачным.

Это недостижимо, если требование доводить до абсолюта. Состояние хардвера сохранить и полностью восстановить нельзя. Но и не надо. Программе не нужна видеокарта, ей нужен тот же API и сохранённая картинка на экране, а это — можно.

Dlang, или просто D — молодой язык программирования с многолетней историей. Не смотря на то, что язык с таким названием появился очень давно, то, что сейчас называется D2 или просто D, появилось недавно и слабо напоминает предшественника. Писать на D очень удобно, а произодительность не уступает C++, поэтому не удивительно, что он добрался до ARM и его мобильных представителей Android и iOS. Кроме того растёт интерес к интернету вещей и просто портативным устройствам.
В статье рассмотрена задача кросскомпиляции кода на dlang для Raspberry Pi. В этом нет ничего сложного, да и подводных камней не замечено. Данная публикация — простой мануал для начала использования D на разных устройствах в целом и Raspberry Pi в частности.

Последняя статья про классические примитивы синхронизации.

(Наверное, потом напишу ещё одну про совсем уже нетипичную задачу, но это потом.)

Сегодня мы немножко заглянем в процессор. Чуть-чуть.

По сути, мы будем говорить про единственный примитив, который принципиально отличается от остальных: спинлок. Spinlock.

В комментариях к предыдущим заметкам возникла дискуссия — насколько справедливо вообще выделять спинлок как примитив, ведь по сути он — просто мьютекс, верно? Он выполняет ту же функцию — запрещает одновременное исполнение фрагмента кода несколькими параллельными нитями.

На уровне процесса всё так и есть — различия между спинлоком и мьютексом — чисто технические, вопрос реализации и производительности.

Но меня эта тема интересует не только с позиции программиста юзерленда, но и с позиции разработчика ядра, а так же и разработчика самих примитивов синхронизации. И тут уже различие принципиально.

Дело в том, что внутри ядра мьютекс реализован с помощью спинлоков, а вот спинлоки реализованы сами по себе, автономно. Они — действительно базовый примитив. Ниже — только сам процессор.

Есть и ещё одно, семантическое различие. Мьютекс допускает и предполагает снятие нити с процессора, долгую остановку вызывающей нити. Мьютексом можно запереть объект на час или сутки, это приемлемо и нормально. Спинлок принципиально рассчитан только на кратчайшие приостановки, это всегда работа с неатомарным стейтом объекта. Присваивание группы переменных, небольшой цикл — это максимум того, что можно сделать под спинлоком.

Итак, иерархия реализации такова: mutex/cond/sema сделаны на базе спинлоков, спинлоки — на базе атомарных операций, предоставляемых процессором. Мы в них немного заглянем сегодня.

Как устроен спинлок?

В прошлой заметке мы обсудили самую известную пару из лагеря инструментов синхронизации тредов — mutex и cond. Сегодня встретимся с sema — примитивом, который умеет заменять предыдущие два в одиночку.

Но сначала — пара слов о случайных пробуждениях. (Спасибо xaizek, который мне об этом напомнил.) В принципе, строго реализованные механизмы синхронизации этим не страдают, но, тем не менее, опытный программист на это никогда не полагается.

Напомню фрагмент кода:

while(total_free_mem <= 0)
    {
    wait_cond(&got_free_mem, &allocator_mutex);
    }

Здесь цикл вокруг wait_cond гарантирует нам, что даже если мы вернёмся из ожидания события случайно или по ошибке, ничего страшного не случится — проверка в while обеспечит нам уверенность, что нужное состояние проверяемого объекта достигнуто. Если нет — поспим ещё в ожидании.

Отметим ещё раз, что проверяем мы состояние объекта (total_free_mem <= 0) при запертом мьютексе, то есть никто не может его менять в то же самое время.

Синхронизация нужна в любой малтитредной программе. (Если, конечно, она не состоит из локлесс алгоритмов на 100%, что вряд ли). Будь то приложение или компонента ядра современной операционной системы.

Меня всё нижесказанное, конечно, больше волнует с точки зрения разработки ядра ОС. Но почти всё применимо и к пользовательскому коду.

Кстати, ядра старых ОС в примитивах синхронизации не нуждались, поскольку преемптивной мультизадачности внутри ядра в старые добрые времена не было. (Уж за Юникс 7-й версии я отвечаю. Не было.) Точнее, единственным методом синхронизации был запрет прерываний. Но об этом позже.

Сначала перечислим героев. Мне известны следующие примитивы синхронизации:

User/kernel mode: mutex+cond, sema, enter/leave critical section.
Kernel only: spinlock, управление прерываниями.

Зачем всё это нужно, читатель, наверное, знает, но всё же уточним.

Если некоторая структура данных может быть доступна двум параллельно работающим нитям (или нити и прерыванию), и являет собой сущность, к которой нельзя обеспечить атомарный доступ, то работу с такой структурой нужно производить так, чтобы только одна нить одновременно выполняла сложные манипуляции с состоянием структуры.

ОС Фантом — экспериментальная операционная система, содержащая на прикладном уровне виртуальную байткод-машину в персистентной оперативной памяти.

Один из двух ключевых запланированных для ОС Фантом путей миграции существующего кода — преобразование байткода Java в байткод Фантом.

Надо сказать, что эти виртуальные машины изрядно, хотя и совершенно случайно, похожи. Виртуальная машина Фантома была спроектирована тогда, когда про Явскую я ещё ничего не знал, но, наверное, сходство целей привело к сходству принятых решений.

Обе машины — стековые. Обе оперируют двумя отдельными стеками — стеком для работы с объектами (на стеке лежат только ссылки), и бинарным стеком — для вычислений. Машина Фантома имеет также отдельные стеки для фреймов функций и ловушек исключений. Как эта часть устроена в JVM, я не знаю до сих пор, но полагаю, что вряд ли кардинально отличным образом.

Естественно, что и набор операций стековых машин местами схож как две капли.

Но, безусловно, есть и весьма существенные отличия.

Как-то так получилось, что я написал на Хабре уже несколько статей о библиотеках для хуков. Первая была об общих принципах и реализации на базе Detours, вторая — о более дешевой (но не менее функциональной) библиотеке madCodeHook. Сегодня я расскажу об ещё одном варианте — библиотеке Deviare от компании Nektra. «Ещё одна точно такая же библиотека для хуков?» — спросите вы. «Такая же, да не такая» — отвечу я. У Deviare есть несколько особенностей, отличающих её и от Detours и от madCodeHook и делающей её в некоторых случаях намного более полезной.

Так уж вышло, что у нас на складе оказалось довольно много микроконтроллеров EFM32ZG110F32, это серия Zero Gecko от компании SiLabs. Контроллеры классные, но пока не особенно популярные, потому я и пишу эту статью.


На правах рекламы мы предлагаем вот такой набор: ARM Cortex-M0+, 32 Кбайт Flash, 4 Кбайт ОЗУ, DMA, I2C, UART, USART, 12-разрядный АЦП, токовый ЦАП, компаратор, аппаратный счетчик импульсов, часы реального времени и разные штуки для снижения энергопотребления в корпусе QFN-24 за $0.96.
upd: да, можно поштучно

Под катом длинный пост с подробным обзором кристалла и отладочной платы, описанием доступных средств программирования и отладки. Приведены примеры работы с различными периферийными блоками кристалла, используются фирменные средства разработки и платформа mbed от ARM.