Nothing OS
Dokumentační projekt

Jedná se o 32-bitový víceuživatelský multitaskingový operační systém. Vycházeli jsme z toho, že nebudeme používat standardní služby BIOSu a vše si uděláme sami, což jsme dodrželi a s hardwarem počítače komunikujeme pouze pomocí portů.

Historie: Vývoj započal 14.9.2000.

• Přístup k paměti: Adresování paměti v Protected Mode je poněkud složitější než v real mode. Každý přístupný blok paměti v Protected Modu musí být popsán descriptorem. Tato osmi bytová struktura přesně popisuje začátek bloku paměti (bázová adresa), délku oblasti, práva přístupu k tomuto bloku, a dále pak informační bity, které definují mod adresování v paměti, typ paměti (datový descriptor, kódový descriptor,...), a hlavně pak obsahuje bit P(present), určující, je-li descriptor přístupný. V této části popisu Protected Modu se budeme zabývat pouze bitem P, limitem a bázovou adresou descriptoru. Descriptory můžou být uloženy ve dvou tabulkách : v Tabulka globálních descriptorů (GDT), a v Tabulce lokálních descriptorů(LDT). Rozdíl mezi těmito tabulkami je v tom, že GDT je viditelná vždy ze všech procesů, LDT může pak mít každý proces individuální. Segmentová část adresy (v protected modu označována jako Selector) obsahuje tři pole. Jedno nazývané RPL(CPL) definuje práva selektoru, druhé pole specifikuje tabulku descriptorů, ve které se má descriptor hledat a třetí pole obsahuje samotnou datovou informaci selektoru. Při adresování paměti pak selektor adresy nedefinuje přímo část lineární paměti, jak to známe z Real Mode, ale ukazuje do jedné z tabulek descriptorů. Například při provádění instrukce "mov eax, dword ptr 10h:[10214h]" procesor vezme segmentovou část adresy, tzn. hodnotu deset hexa,a použije ji jako index do tabulky GDT. Z ní zjistí bázovou adresu descriptoru 10h (například 100000h), připočítá k ní offsetovou hodnotu 10214h, a navrátí hodnotu z doublewordu z fyzické adresy 110214h. Situace se poněkud zkomplikuje, zapneme-li mechanismus stránkování. Celý proces překladu adresy zpočátku provede stejnou rutinu, jakmile však zjistí lineární adresu 110214h, nepoužije jí jako adresu fyzickou, ale jako index do struktury stránkování. Teprve na doublewordu v této struktuře se nachází adresa fyzické paměti, odkud chceme číst. Mechanismus stránkování byl v procesorech Intel implementován až od procesoru 80386, což je také jediný důvod, proč OS Nothing nedokáže pracovat na procesorech starších verzí. Překlad stránek vypadá na první pohled poněkud složitě, a neužitečný. Je to však jediný způsob, jak adresovat vetší velikost virtuální paměti, než jak je veliká pamět fyzická. Navíc, což je jedna z nejužitečnějších vlastností stránkování je fakt, že i když descriptor ukazuje na blok paměti o velikosti 40MB, neznamená to, že v paměti musí být tento blok souvislý. Pomocí mechanismu stránkování může jeden descriptor v jednu chvíli používat stránky z libovolné části fyzické paměti. Dále pak stránkování paměti zjednodušuje mechanismus virtualizace paměti(emulace fyzické paměti pomocí velkokapacitních blokových zařízení typu HD, SCSII,...)
  
  Protected Mode umožňuje dva způsoby virtualizace paměti :
  • Způsob první se musí použít v případě, kdy není zapnut mechanismus stránkování. Jedná se o virtualizaci descriptorů. Využívá se bitu P v descriptoru. Přistoupí-li se totiž k descriptoru, jehož bit P je nastaven na nulu, vyvolá se vyjímka procesoru. Obsluha této vyjímky by pak měla najít v paměti nejméně používaný descriptor s nastaveným bitem P, obsah paměti tohoto descriptoru uložit na velkokapacitní swapovací zařízení, a uvolněnou pamět přiřadit descriptoru, který vyvolal přístupem do paměti vyjímku procesoru. Samozřejmě že obsluha vyjímky musí zajistit, aby se v do této nově uvolněné paměti nakopírovala data, která jsou uložená ve swapovacím prostoru. Tento způsob virtualizace paměti může mít využití u jednoduchých procesů, které mají malé descriptory. Při větší velikosti descriptorů by ukládání a obnovování tak velkých dat z blokových zařízení bylo neúnosně pomalé. Tento princip virtualizace neumožňuje ani alokaci většího bloku paměti než jak je velká fyzická pamět. Systém Nothing OS používal tuto virtualizaci do verze 1.1
  
  
  
  • Virtualizace paměti pomocí stránkovacího mechanismu mnohem více efektivnější než způsob první. Princip je podobný, rozdíl je ten, že se netestuje bit P u celého descriptoru, ale bit se stejným významem uložený u každé 4k stránky ve struktuře stránkování. Při přístupu ke stránce, která má bit P nastaven na nule se nahraje z velkokapacitního zařízení pouze jedna stránka, nemusí se nahrávat celý descriptor. Systém Nothing využívá mechanismu stránkování nejenom k virtualizaci paměti, ale i v dalších situacích. Systém Nothing OS v1.2 jako první obsahuje stránkovací mechanismy, verze 1.3 obsahuje plnou implementaci alokace paměti pomocí vyjímky procesoru, verze 1.4 pak rozšířila obsluhu vyjímky procesoru na načítání stránek ze souboru, čímž jsme dosáhli situace, kdy pouhé čtení/zápis do paměti pracuje přímo se soubory uloženými na disku.



• Mechanismy ochrany: jedná se vlastně o předpisy diktované Intelem, které specifikují přístupová práva k paměti, k IO zařízením,...
  • Práva k přístupu k paměti testuje procesor na dvou úrovních. První úroveň je porovnávání práv descriptoru s právem uloženým v selektoru na descriptor. V descriptoru je pole DPL (Descriptor Privileg Level), určující maximální možnou hodnotu RPL(nebo CPL)selektoru. Je-li například v DPL descriptoru hodnota 0, a v selektoru na tento descriptor je pole RPL s hodnotou 3, pak jakýkoliv přístup k paměti pomocí tohoto descriptoru vyvolá vyjímku procesoru #GP. CPL procesu je jiný název pole RPL v selektoru, používaný v kódových descriptorech(Registr CS). Programy nemají právo přímo měnit své CPL. Při přístupu k paměti se pak testuje i CPL procesu, a je-li RPL datového selektoru numericky vyšší než CPL kódového selektoru, vyvolá se opět vyjímka #GP. Program, který může změnit RPL datového selektoru na nulu, nemůže přesto k descriptoru s DPL=0 přistoupit, protože přes kontrolu práv přístupu neprojde jeho CPL. Pokud je zapnuto stránkování, uvedou se v pohyb ještě předpisy pro přístup ke stránkám. V těch je situace jednodušší, jeden bit specifikuje, zda je stránka přístupná jen pro CPL 0, nebo pro všechny ostatní CPL. Operační systémy mají tedy na výběr ze tří možností, jak ochraňovat důležité oblasti paměti před zásahem, buďto využijí pouze testování práv přístupu descriptorů, testování přístupových práv stránkovacího mechanismu, nebo kombinované. Systém Nothing OS využívá kombinovanou ochranu přístupu. Další test při přístupu k paměti je testování limitu descriptoru. Je-li offset vetší než limit descriptoru, pak #GP. Při tomto testu se uplatňuje bit G descriptoru, který specifikuje velikost limitu. Pole limit má pouze 20bitů, to by znamenalo, že může být maximálně segment o velikosti 1MB. Bit G(Granularity) specifikuje velikost limitu ve 4k stránkách minus jedna. Potom je-li limit descriptoru nastaven na hodnotu 4, znamená to délku segmentu dvacet kilo((4+1)*4).
  
  
  
  • Další testování práv vznikne v okamžiku pokusu o změnu registru CS. Zde je situace poněkud nepřehledná. První test zjistí, zda-li cílový descriptor je typu Code. Dalším testem procesor porovná RPL cílového selektoru s naším CPL. Není-li nastaven bit Conforming v cílovém descriptoru, následuje test CPL, to musí být rovno DPL cílového descriptoru. Projdeme-li všemi testy, pak se instrukce vykoná, jinak vznikne vyjímka procesoru #GP. Tento způsob dovoluje sice změnu CPL, ale pouze v případě, je-li Conforming bit nastaven. Tento způsob však dovoluje procesům s CPL 3 skočit do libovolného místa CPL 0 descriptoru, tedy i do místa, které je potencionálně nebezpečné. Proto v OS Nothing neexistují descriptory s nastaveným Conforming bitem. K přepínání CPL při volání systémových volání využíváme další možnost Protected Modu - Call Gates. Jedná se o speciální typ descriptoru, který nepopisuje pamět, ale přesně definuje vstupní bod do kódových descriptorů. Pole Base v Call Gate descriptoru specifikuje selektor na Code segment, pole Limit pak offset. Provede-li proces instrukci skoku nebo volání a selektoru připadne descriptor na Call Gate, pak provedou testy práv přístupu ke Call Gate, a vyjde-li proces z těchto testů vítězně, provede se skok na adresu "selector:offset" přesně definovanou v Call Gate descriptoru. U práv přístupu ke Call Gate se rozlišuje instrukce CALL a instrukce JMP. Provádí-li se instrukce Call, pak CPL současného procesu a RPL cílového procesu musí být menší nebo rovno DPL call gateu, DPL cílového descriptoru musí být menší nebo rovno CPL. Provádí-li se instrukce JMP, pak CPL současného procesu a RPL cílového procesu musí být menší nebo rovno DPL call gateu, je-li cílový descriptor conforming,potom DPL cílového descriptoru musí být menší nebo rovno CPL. Není-li cílový descriptor conforming, pak DPL cílového descriptoru musí být rovno CPL.
  
  
  
  • Procesor dále testuje práva k provedení privilegovaných instrukcí Protected Modu. Zde je situace jednoduchá - pouze proces s CPL 0 má právo provádět privilegované instrukce. Jsou to :
    • LGDT - uložení do registru GDT ukazatel do paměti, kde se nachází GDT
    • LLDT - uložení do registru LDT ukazatel do paměti, kde se nachází LDT
    • LTR - uložení do registru TR ukazatel do paměti, kde se nachází současný TSS segment
    • LIDT - uložení do registru IDT ukazatel do paměti, kde se nachází IDT - interrupt descriptor table
    • MOV CRx,DRx - zápis do kontrolních a debugovacích registrů
    • LMSW - uložení do registru MSW "machine status word" novou hodnotu
    • CLTS - vymazání Task Switch bitu z CR0
    • INVD - odstranění dat z cache paměti
    • WBINVD - odstranění dat z cache paměti, se zpětným zápisem dat do paměti.
    • INVPLG - invalidování TLB záznamu (nutno provést po přemapování pages)
    • HLT - zastavení procesoru
    • RDMSR - čtení Model-Specific registru
    • WRMSR - zápis do Model-Specific registru
    • RDPMC - čtení z registru Performance Monitor
    • RDTSC - čtení z registru Time-Stamp Counter
  
  
  
  • Velice nepěkná zlá věc je "checking aligment". Tady si intel opětovně hrál na bohy, a vymyslel dokonalost samu - testování zarovnání dat. Je-li nastaven bit AM v registru CR0, pak jakýkoliv přístup k datům, které nejsou zarovnány na násobek 2 vyvolá vyjímku #AC. Jelikož je systém Nothing zásadně proti diktování nesmyslných pravidel, je a nadále zůstane tato funkce nepodporována. Amen.
  
  
  
  • Protected Mod také testuje práva procesu k přístupu k I/O zařízením. V EFLAGS registru je dvoubitové pole IOPL, které specifikuje maximální hodnotu CPL, která má právo přistupovat k libovolnému portu. Je-li hodnota CPL vetší (normální procesy), pak při přístupu k portu procesor zkontroluje bitmapu uloženou v TSS segmentu. Každý bit této mapy definuje, má-li proces právo k přístupu na daný port. Jako obvykle, nemá-li proces práva přístupu k portu, vyvolá se #GP. Systém NothingOS nepovoluje přístup k žádnému portu. Proces musí pro přístup k portům použít modulů jádra.
  
  
  
  • Procesy mají k dispozici několik instrukcí protected modu, jejichž použitím předejdou případnému #GP. Jsou to instrukce :
    • LAR - testování přístupových práv
    • VERR - testování práv čtení z descriptoru - použitelné u Code descriptorů, které mohou mít zakázané čtení
    • VERW - testování práv zápisu - descriptory mohou být Read Only
    • LSL - zjištění délky descriptoru (v bytech, nezáleží na bitu Granularity descriptoru)
    • ARPL - zjištění práv RPL při změně codového registru
  
  
• Přepínání procesů: Protected Mód obsahuje plnou hardwarovou podporu přepínání procesů. Definuje nový typ descriptoru - TSS descriptor (Task Status Segment). V datové oblasti, kam ukazuje bázová adresa descriptoru je 96byte reservováno pro ukládání stavu procesoru. Přepínání procesů probíhá provedením instrukce JMP nebo CALL a selektoru připadne descriptor TSS. V tuto chvíli se uloží stav procesoru(registry), nastaví se registry podle nového tasku a přepne se na něj. Pokud tuhle činnost zacyklíte, čili pokud si uděláte dva prográmky, které budou volat jeden druhého, vytvoříte si tím primitivní multitasking. Trochu složitější, ale jistě účinnější přepínání tásků, které samozřejmě používá NothingOS, je pomocí tzv. task managera, který se povětšinou zavěsí na časovač a pak "spravedlivě" přiděluje procesorový čas jednotlivým táskům, tím že přepíná jeden po druhém podle toho jaké mají priority. Vyvolání samotného task manageru je zajištěno pomocí přerušení IRQ časovače. Stejně jako všude jinde, i v této oblasti existence vytvořil Intel testování práv. Při provádění instrukce skoku nebo volání kontroluje procesor CPL právě běžícího procesu s DPL TSS segmentu. Je-li CPL numericky menší nebo rovno, pak je přepnutí tasku povoleno. V systému NothingOS mají všechny TSS segmenty DPL0, proto žádný task nemůže sám provést přepnutí tasků.



• Přerušovací systém: přerušovací systém je v protected modu značně zkomplikovaný. Neexistuje tady tabulka vektorů jako v Real Modu, ale Tabulka Přerušovacích Descriptorů (IDT),která může být uložena kdekoliv v paměti. V této tabulce se pak mohou nacházet descriptory které definují vstupní bod přerušovací rutiny. Descriptory nemohou být datové, kódové nebo TSS. Jakékoliv zavolání přerušení, jehož descriptor v IDT obsahuje některý z těchto typů descriptorů vyvolá #GP. Je možnost sem dát pouze descriptory Call Gate, Interrupt Gate či Trap Gate. Protože vznikla nutnost přepínat procesy pomocí časovače, přidal Intel k těmto typům descriptoru další typ - TSS Gate. Tato brána pro přepínání procesů se chová úplně stejně jako TSS descriptor, jedinou změnou je tu možnost umístit ho právě do IDT.
  Intel si rezervoval některé přerušení :
  
  

  Číslo přerušení	Značka	Název	Typ	Error Code
  00h	#DE	Dělení nulou	fault	ne
  01h	#DB	Debug	trap	ne
  02h		Nemaskovatelné přerušení	interrupt	ne
  03h	#BP	Breakpoint	trap	ne
  04h	#OF	Overflow	trap	ne
  05h	#BR	Přetečení instrukce BOUND	fault	ne
  06h	#UD	Neznámý opcode	fault	ne
  07h	#NM	Matematický koprocesor nepřipraven	fault	ne
  08h	#DF	Double Fault	abort	ano
  09h		Přetečení koprocesoru	fault	na
  0Ah	#TS	Chybný TSS segment	fault	ano
  0Bh	#NP	Segment nepřítomen (descriptorová virtualizace)	fault	ano
  0Ch	#SS	Chyba při přístupu k zásobníku	fault	ano
  0Dh	#GP	Obecná chyba ochrany	fault	ano
  0Eh	#PF	Stránka nepřítomna (stránková virtualizace)	fault	ano
  0Fh		Reservováno Intelem
  10h	#MF	Chyba koprocesoru	fault	ne
  11h	#AC	Chyba zarovnávání dat	fault	ano
  12h	#MC	Chyba při autotestu procesoru	abort	ne
  13h	#XF	Chyba při práci s SIMD instrukcemi	interrupt	ne

  
  
  Jak je vidět z tabulky, existují čtyři typy přerušení :
  • Fault je vyjímka procesoru. Po návratu z přerušení se dostaneme zpátky na instrukci, která přerušení vyvolala. Přerušení typu fault je třeba #PF, který je vyvolán při přístupu ke stránce která není ve fyzické paměti.
  • Trap je vyjímka procesoru, která se vyvolá až po vykonání instrukce, která ji zapříčinila. Příkladem trapování je debug
  • Abort vyjímka procesoru, ze které není návrat zpět. Vykoná-li program instrukci, která zapříčinila Abort, program už nikdy nedostane kontrolu.
  • Interrupt je klasický typ přerušení, známý z Real Modu
  
  Některá přerušení také obsahují Error Code - je to Doubleword, uložený na zásobníku při vyvolání vyjímky. Obsluha přerušení se musí postarat o jeho odstranění ze zásobníku, jinak se při návratu vyvolá vyjímka ve vyjímce (v některých situacích dojde dokonce k resetu počítače).
  
  Nevím, kdy kde nebo proč, ale když si Intel vybíral přerušení, musel si vybrat přesně ty, na které jsou po spuštění počítače implicitně namapované IRQ. Proto každý program, který chce v Protected Modu pracovat s IRQ signály, musí přemapovat IRQ na nové INT, pomocí řadiče přerušení. Systém NothingOS mapuje IRQ na přerušení 0F0h..0FFh.
  
  Fantóm "Tripplefault" - Tripple fault je trojitá vyjímka. Jakmile vznikne, procesor se automaticky resetuje. Jeden z mnoha způsobů, jak vytvořit tripple fault je přemapování registru SS na neexistující descriptor (pouze CPL 0). Při prvním přístupu k zásobníku se vyvolá vyjímka #SS (1), protože však stack ukazuje na neexistující descriptor, při vyvolávání Stack Faultu se vyvolá #GP (2), který se však opět nespustí, protože se ze stejného důvodu vyvolá opět #SS (3). A je na světě tripplefault... v tuto chvíli již počítač znovu bootuje.....

Základní charakteristika: Operační systém Nothing využívá všech možností Protected módu, včetně virtualizace paměti. Každý proces má přístup ke 4 GB virtuální paměti, přičemž ta je rozdělena na sdílenou a privátní. Spodní 3 GB paměti jsou sdílené, každý proces k ní má přístup. Zde se nachází kód kernelu, externích knihoven, driverů a souborů mapovaných do paměti. V posledním 1 GB paměti má každý proces soukromé datové struktury, k nimž má přístup pouze on (a kernel).

Virtualizace paměti: Protože proces má přístup ke 4 GB paměti, musí kernel obsahovat rutiny pro virtualizaci pamětí. Přistoupí-li proces do prostoru paměti za hranicí fyzické paměti vyvolá se vyjímka procesoru, která zajistí swapnutí (uložení) obsahu fyzické části paměti na HD a uvolněnou paměť přemapuje na místo ve virtuální paměti, kam proces přistoupil. Při dalším přístupu k paměti uložené na disku se opět pokusíme část fyzické paměti uvolnit a na její místo načteme z disku původní data. Při dostatečné velikosti Swap Partition může takto proces bez problémů zpracovávat větší objem dat, než je velikost fyzické paměti. Přestože maximální velikost paměti, ke které má jeden každý proces přístup je 4GB, pomocí virtualizace privátních oblastí virtuální paměti umožňuje systém přístup k (3+n)GB virtuální paměti, kde "n" je počet právě spuštěných procesů.

Vynucené stránkování: Princip virtualizace paměti využívá dále kernel při mapování souboru do paměti (vynucené stránkování). Principielně se jedná o to, že se část virtuální paměti prohlásí za Memory Mapped Area, jakýkoliv přístup k této paměti pak vyvolá vyjímku procesoru, která zajistí načtení části souboru do paměti. Chceme-li potom přečíst libovolnou část souboru stačí nám číst z paměti, kernel sám zajistí aby v paměti byl skutečný obraz souboru. Mapování souborů do sdílené paměti navíc systém Nohting umožňuje přístup k souboru všem procesům, které chtějí s daným souborem pracovat, předchází tak potencionálnímu plýtvání pamětí, kdy by se v různých částech paměti vícekrát objevily stejné fragmenty souborů.

Alokace a dealokace paměti: Paměť se alokuje pouhým vyčleněním části paměti. Při prvním přístupu k tomuto bloku paměti se opět vyvolá vyjímka procesoru, která zajistí přidělení části fyzické paměti tomuto bloku. Alokuje-li si proces například virtuální paměť o velikosti 10 MB a zapíše pouze do 1 Byte této paměti, přidělí se mu pouze 4 kB místo 10 MB. Dealokace paměti probíhá poněkud zvláštním způsobem. Paměť, která se má dealokovat, se pouze označí jako nepoužitá, nadále však zůstává ve fyzické části paměti (je používána jako cache paměť). Jakmile velikost volné fyzické paměti systému překročí hranici 80-ti % celkové velikosti, spustí se Swap Deamon, část kódu kernelu, která se postará o uvolnění nepoužívaných, dříve již dealokovaných částí paměti. Není-li ani po jejich uvolnění v systému dostatečné množství fyzické paměti, Swap Daemon se pokusí část nejméně používané paměti uložit na Swap Partition.

Ochrana sdílené paměti: Protože sdílená pamět se nachází v adresovacích prostorech všech procesů, musí existovat mechanismus pro její ochranu. Systém Nothing v tomto ohledu spoléhá na ochranu na úrovni hardwaru. Ve sdílené paměti se veškerá pamět alokuje s právem přístupu 0, tzn. pouze kernel a moduly jádra k nim mají přímí přístup. Jakýkoliv pokus o přístup ze strany procesu vyvolá vyjímku procesoru 0Dh - General Protection Fault, která se postará o "zajištění procesu". Procesy, chtějí-li přistupovat ke sdílené paměti, musí zavolat rutiny kernelu, které uváží práva procesu k přístupu k dané části paměti. Je-li proces uznán způsobilým k přístupu k paměti, kernel vytvoří v privátním adresovacím prostoru procesu kopii paměťového bloku ze sdílené paměti, s právy přístupu 3. K tomuto "aliasu sdílené paměti" pak může proces přistupovat bez obav z potrestání.

Je to imaginární nástavba, rozhraní mezi uživateli(tasky) a hardwarovými zařízeními počítače, ať už datovými jako např. disky tak komunikačními jako je síťová karta. Všeobecně je možno přistupovat na zařízení jehož kapacita je menší nebo rovna 4Gb, ale díky VFS je možné namontovat(virtuálně připojit do kořenového adresáře) dalších 512 zařízení, čímž nám stoupne celková možná adresovatelná kapacita na 1TB. VFS umožňuje přistupovat k zařízením skrze soubory, čímž se ohromně programátorům usnadňuje práce a zvyšuje se přehlednost. Práce se zařízeními je jen otázkou vytvoření příslušného driveru pro práci s ním. VFS má za úkol plnit funkci inteligentního rozhraní mezi programy a hardwarem počítače, či-li slouží jen pro práci s ním. Dále zajišťuje práci s FileSystemy, které jsou na namountovaných zařízeních, kontroluje práva pro přístup k souborům a zařízením jednotlivým programům.

Při spouštění Nothing OS, VFS namountuje root partition, ve které se nachází veškeré systémové soubory nutné pro bezproblémový běh systému. Pokud Root partition nebude nalezena, vyvolá se Kernel Panic(hláška oznamující typ problému) a systém se zastaví.

největší výhoda VFS extendovaných systémů je, že se téměř neomezeně zvětšuje velikost paměti, ke které máme přístup. Dokonce je možné realizovat to, že když si uděláte driver, který bude to co má na vstupu posílat do sítě, je již jedno pomocí jakého protokolu, namapujete zařízení, které tento driver bude používat, na nějaký adresář, pak pokud do něj budete zapisovat, budete posílat zapisovaná data do sítě. Tímto již VFS získává na síle a moci, v podstatě můžete použít zápis a čtení ze souboru k jakékoliv komunikaci, ať už je to komunikace mezi procesy nebo mezi počítači v síti. Jak jsem již asi říkal, je to v dnešní době to nejlepší rozhraní mezi procesy a hardwarem, co je mi známo.

Knihovny jsou jedním ze dvou možných modulů jádra. Dělíme je na externí a interní(virtuální). Knihovny obsahují často používané rutiny, umístěním těchto procedur do knihoven se zmenšuje velikost programů, které by jinak byly nuceny je implementovat do vlastního kódu. Virtuální knihovny jsou také jediný možný způsob jak volat funkce kernelu. Narozdíl od jiných Operačních Systémů nepoužívá Nothing přerušení k volání systémových služeb, ale právě knihovní funkce virtuálních knihoven. Jedinou vyjímkou je přerušení 0B1h, které při libovolném vstupu vždy navrátí Call Gate na knihovnu knihoven. Task pak může pomocí takto získaného Call Gate zjistit Call Gate na všechny knihovny v systému.

Knihovny (zejména virtuální knihovny jádra) obsahují rutiny pro práci s choulostivými oblastmi systému. Proto nejsou všechny funkce knihoven přístupné každému - některé jsou umožněny pouze superuživateli (Booh). Jsou to například služby pro alokaci paměti do sdílené oblasti virtuálního prostoru procesů, pro zákaz přepínání tasků,... Chce-li nějaký program používat tyto funkce, musí být buďto spuštěn superuživatelem, nebo musí mít nastavený sticky bit ve file systemu, čímž proces automaticky získá práva vlastníka souboru. Speciální je virtuální knihovna system, která poskytuje své služby pouze modulům jádra.

Knihovny jsou namapovány do sdílené paměti při startu systému, a jsou v ní po celou dobu běhu systému. Stejně jako drivery a samotný kernel, běží na privilegované úrovni 0, mají tak přístup ke všem zdrojům systému. Právě pro jejich privilegovanost jsou moduly jádra jedním z nebezpečných míst systému. To, které knihovny se mají po spuštění namapovat do paměti (a zpřístupnit se tak procesům) je definováno v souboru "/etc/libs.conf", kde je na každém řádku celá cesta k souboru knihovny. Zabezpečení systému před možností zneužití modulů spočívá v tom, že soubor "/etc/libs.con" a soubory knihoven by měli mít nastaveny práva přístupu pouze pro superuživatele.

Systém Nothing obsahuje 5 standardních virtuálních knihoven :

Zařízení jsou druhým typem modulů jádra. Narozdíl od knihoven mají přesně stanovené funkce, a jejich vstupní parametry :

• fce 00000000h - Init - inicializuje daný driver, volá se při načítání driveru při startu systému
• fce 00000001h - Done - deinicializuje driver, volá se při vypínání systému
• fce 00000002h - StdRead - standardní čtení ze zařízení
• fce 00000003h - StdWrite - standardní zápis na zařízení
• fce 00000004h - Seek - nastaví pozici čtení/zápisu na zařízení
• fce 00000005h..0000000Fh - reservované fce

Drivery dělíme na hardwarové a softwarové. Softwarové drivery jsou používány při snaze standardizovat vstupy/výstupy rutin, které však zpracovávají vstupy odlišně. Názorným příkladem softwarového driveru je driver Exec. Zde jsou přesně definované vstupní a výstupní hodnoty, které driver musí podporovat, aby mohl spouštět programy.
Hardwarové drivery se dělí na blokové a znakové zařízení. Rozdíl znakových driverů oproti blokovým je ten, že znakové drivery přenášejí data po znacích, blokové pak po 512bytech. Znakové zařízení je například klávesnice, konzola, příkladem blokového zařízení je pevný disk.

Každý driver má své typové číslo, o velikosti dvojslova. V systému nemůžou existovat dvě zařízení se stejným typovým číslem. Toto typové číslo je jedním z hlavních parametrů procedury, která volá funkce driveru. Ta podle typového čísla určí, který driver má zavolat, zjistí zda zařízení podporuje volanou funkci a pokud ano, zavolá kód driveru. Procedura pro volání funkcí driveru není obecně dostupná, procesy je proto nedokáží zavolat sami. Pokud chtějí zavolat nějakou z jejich funkcí, musí k tomu použít knihovnu. Tímto způsoben se zajišťuje synchronní přístup k zařízením, a k zabezpečení přímého používání teoreticky nebezpečných funkcí, které drivery bez kontroly práv provádějí (např. formátování disku). Nejčastěji používanou knihovnou pro přístup k zařízení je VFS, která "obalí" dané zařízení do VFS inody, a program pak k zařízení přistupuje jako k souboru. Například zápis na 4 konzolu(virtuální obrazovka) se v Nothing OS řeší tak, že se otevře soubor "/dev/tty3", a zapisuje se do něho pomocí standartních funkcí VFS-ka. Při zápisu do souboru VFS zjistí, že se nejedná o normální soubor, ale o zařízení, a proto nezapíše data do souboru, ale zavolá daný driver, který zajistí, aby se znaky vytiskly na obrazovku.

Systém Nothing obsahuje tyto drivery :

Typové číslo	Název	Typ	Popis
00000010h	IDE driver	blokové zařízení, interní	zařízení k přístupu na IDE kompatibilní disky
xxxx4010h	Consoles driver	znakové zařízení, interní	zařízení pro výpis na obrazovku
xxxx4020h	Keyboard driver	znakové zařízení, interní	zařízení pro čtení z klávesnice
00008000h	EBF exec driver	softwarové zařízení, interní	zařízení pro spouštění EBF souborů
00008100h	Char encode driver	softwarové zařízení, externí	zařízení pro převod Scan kódu do ASCII
00008101h	EXT2 filesystem driver	softwarové zařízení, interní	zařízení pro přístup k EXT2 filesystému

Horních 16 bitů typového čísla u driverů Consoles a Keyboard určuje, na které virtuální konzole se pracuje. Například soubor "/dev/tty3" bude ukazovat na driver s typovým číslem 00034010h.

Procesy používají drivery při každém čtení/zápisu do VFS inod. Mohla by však nastat situace, kdy by více procesů otevřelo jeden soubor se zařízením a navzájem si přepisovali data. Kernel proto otevře soubor se zařízením jenom jednou, a jeho VFS inodu uložil ho do standardního vstupu/výstupu daného procesu. Další požadavek o otevření zařízení již neakceptuje. Při vytváření procesů se hodnoty standardních vstupů a výstupů kopírují do nového procesu. Procesy pak používají na čtení/zápis standardních VFS inod uložených ve svém TSS. Tak je zajištěn přístup k zařízením jen určitými procesy. Například k zařízení "/dev/tty0" budou mít přístup jen ty tasky, které jsou součástí rodiny tasku, který byl jako první spuštěn na konzole nula. Používání VFS inod uložených v TSS segmentu procesu je proto vynucováno. Pokud je zajištěno to, že task čte vstupní data z přesně dané VFS inody, může systém zajistit například přesměrování výstupu jednoho programu do vstupu programu druhého, přesměrování vstupu programu ze souboru, místo z klávesnice,...

Drivery se stejně jako knihovny načítají při inicializaci systému do sdílené paměti. To, které drivery se mají nahrát definuje konfigurační soubor "/etc/drivers.conf".Tento soubor stejně jako soubory driverů samotné by měli mít nastavené práva zápisu jen pro superuživatele.

Výpis všech programů, které jsme vytvořili, pro první beta verzi NothingOS:

Programy, které pomáhají NothingOS ve spuštění a ovládnutí počítače:

Thanks goes to: