思路 被这个实验折磨了两天，可能是2024新出的一个实验内容，网上资料少，参考了一篇仅有的博客，吭哧吭哧分析出来了个大概吧…在此记录一下，以便帮助有需要的人。 attack xv6的ans只有几行代码，根据实验描述，大概能猜到是secret程序结束之后，attack程序复用了它的物理内存，然后读取之前写入内存中的密码。难点在于我们如何定位到那段内存。 在开始之前直接先给出ans，可以看到代码是很简单的： #include "kernel/types.h" #include "kernel/fcntl.h" #include "user/user.h" #include "kernel/riscv.h" int main(int argc, char *argv[]) { // your code here. you should write the secret to fd 2 using write // (e.g., write(2, secret, 8) char *end = sbrk(17*PGSIZE); end += 16 * PGSIZE; write(2, end+32, 8); exit(1); } 下面说说实验思路，实验目的是找到被复用的物理内存，而内核的物理内存使用栈式链表管理（kalloc.c），secret程序通过kalloc从栈顶取内存页来使用，程序结束后通过kfree将这些内存页放回栈顶。到attack运行的时候同样使用kalloc从栈顶取内存页，因此就给了attack复用物理内存的机会。 值得注意的是，secret分配内存时这些页的出栈顺序，不一定与attack分配内存时的出栈顺序相同，比如secret分配页的顺序为1,2,3，归还的顺序为2,3,1，那么此时栈顶到栈底的页分别为1,3,2，当attack来分配的时候，拿到页的顺序就是1,3,2。因此核心在于分析程序运行时物理内存页的分配以及回收顺序，才能知道attack应该到哪块内存中获取密码。 fork secret 我们从attacktest中的第一个fork开始分析。 fork调用了allocproc来创建proc，allocproc中首次使用了kalloc为p->trapframe分配一页物理页。 接着allocproc调用proc_pagetable创建页表，其中，先调用uvmcreate使用kalloc为根页表分配一页： 然后为trampoline和p->trapframe建立映射，这两页在最虚拟内存的最高地址处，处于同一个三级页目录（xv6使用sv39，即三级页表），因此又kalloc了两页，分别对应一页二级页表、一页三级页表： 因此allocproc一共创建了4页（trapframe、三级页表）。 回到fork中，由于此时xv6的fork还没实现copy on write特性，因此需要把父进程用户内存中的内容（用户内存即stack、heap这些低地址内存，不包括trapframe、trampoline）使用uvmcopy全部复制到子进程中。此时父进程用户内存占用此时为4页，因此子进程也复制了这4页进来，由于这4页位于虚拟内存中的低地址，其二级三级页表与trapframe/trampoline的都不一样，所以还会创建两页分别用于二级三级页表，一共kalloc了4+2=6页（为什么是4页具体原因在后面分析exec时会揭晓）。 综上，fork一共分配了4+6=10页。 exec secret 然后就是执行exec： 在exec的实现中，会使用proc_pagetable创建新的页表来替换旧页表（这个也好理解，因为exec目的就是替换整个程序镜像，相当于从头开始执行一个新的程序，之前程序的相关内容全部丢弃）。根据之前的分析，proc_pagetable会分配3页。 接着，exec遍历elf文件的program header，将所有LOAD段加载进内存中。具体是通过uvmalloc分配物理内存，loadseg将段加载进内存。xv6程序的elf文件包含两个LOAD段，data段和text段，可以通过readelf看一下： 这两个段分别加载到虚拟内存的第0页和第1页中。同理，这两页属于低地址的用户内存，需要2页（二级页表、三级页表）+2页来分别存放这两个段。 接着，exec为用户栈分配内存： 这里的USERSTACK值为1，因为xv6固定用户栈大小为一页，后面的+1多出的一页用于page guard，便于栈溢出的处理。另外栈是紧挨着data段和text段之后分配的，他们属于同一个三级页表，不需要额外分配页表，因此栈分配一共分配了2页 exec的最后，还调用了proc_freepagetable来释放旧页表和旧用户内存： s’d’s 其中的两个uvmunmap释放pte映射（避免后续uvmfree的时候意外释放trampoline和trapframe的物理内存），并不释放物理页，因为trampoline是整个操作系统共享的不需要释放，而trapframe是用户态和内核态转换时的用到的存储区域，十分重要，同样不会释放（关于trapframe和trampoline的详细说明可以查阅book-riscv）。最后的uvmfree则是释放旧页表占用的内存（5页）以及用户内存（4页），共9页。 ...

primes 比较容易想到的是递归的做法：主进程生产2 ~ 280这些自然数通过管道传输给子进程，子进程读取并将第一个数作为素数输出，剩下的数用该素数作为筛子来筛选，没有被筛除的数就输入管道，输入给下一个子进程，下一个子进程重复上述步骤。 #include "kernel/types.h" #include "user/user.h" void sieve(int in_fds[2]) __attribute__((noreturn)); int main(int argc, char *argv[]) { int fds[2]; pipe(fds); if (!fork()) { sieve(fds); } close(fds[0]); for (int i = 2; i <= 280; i++) { write(fds[1], &i, sizeof(int)); } close(fds[1]); wait(0); exit(0); } void sieve(int in_fds[2]) { close(in_fds[1]); int p, num; int fds[2]; // read base if (!read(in_fds[0], &p, sizeof(int))) { exit(0); } // create next sieve printf("prime %d\n", p); pipe(fds); if (!fork()) { sieve(fds); } // output to next sieve close(fds[0]); while (read(in_fds[0], &num, sizeof(int))) { if (num % p == 0) continue; write(fds[1], &num, sizeof(int)); } close(in_fds[0]); close(fds[1]); wait(0); exit(0); } 但是我这边输出显示乱码： 调试发现是sieve中创建管道的时候失败，进一步发现是将文件描述符消耗完了（xv6中限制文件描述符最大大概为14、15这样）。为什么会消耗完呢： 结合图示，每个进程创建两个文件描述符，关闭其中一个（读管道fds[0]），fork一个新的sieve子进程，开始处理数据，并且只有处理完数据之后才会关闭另一个（写管道fds[1]），当创建新进程的速度大于进程处理数据的速度时，即打开文件的速度大于关闭的速度，迟早会超出文件描述符数量限制，新的进程就无法再创建管道，因此程序跑不下去。 解决方法是用主进程来管理这些管道文件描述符，因为主进程只关注两两进程之间通信使用到的管道，其它管道一律关闭，因此限制了打开文件描述符的数量，具体方式是将递归变更为迭代的方式来创建子进程： 主进程先创建一个生产自然数的进程以及管道，用于生产自然数，其对外暴露一个读管道rfd。随后，主进程创建工作进程以及管道fds，将读管道rfd和写管道fds[1]交给该子进程，子进程从rfd读入数据、筛选数据、数据写入fds[1]。在主进程中将会关闭rfd和fds[1]，将fds[0]作为下一个进程的rfd，创建下一个工作子进程….重复上述步骤。 ...