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。

综上，exec一共分配了3+4+2=9页，然后又释放了9页。

secret

然后就是执行secret程序了，使用了sbrk分配了32页内存，然后在第10页写入数据。

至此，经过fork、exec、sbrk之后，secret程序一共占用了10+32=42页

wait secret

attacktest程序调用wait(0)，获取到secret的proc，调用freeproc释放其内存：

下面我们重点关注释放内存的顺序，即文章开头思路中说到的kfree“入栈”。

首先是释放一页trapframe。然后进入proc_freepagetable中的uvmfree：

先调用uvmunmap从低到高地址释放用户内存，根据之前内存分配的分析，释放顺序为data段+text段、用户栈+page guard、32页堆内存（每页从低地址页到高地址页依次释放/入栈），共36页

最后释放页表，共5页

此时我们可以知道，kmem维护的空闲链表栈，从栈顶开始的页依次为：5页页表、第32页堆内存、第31页堆内存、…、第10页堆内存（密码所在的页）、…、第1页堆内存、page guard…

attack

attacktest运行attack的方式和运行secret的一样，都是通过fork+exec，直接拿前面的分析结果，我们知道在开始执行attack程序之前，fork分了配10页，exec分配9页又释放了9页，其中fork分配的10页来自于5页页表、第32 ~ 28页堆内存，exec分配的9页来自第27 ~ 19页堆内存，后面又释放了9页回栈顶（因为我们要的第10页堆内存还在下面，所以我们不用关心这9页分别是什么），此时栈顶开始的页依次为：9页、第18页堆内存、…、第10页堆内存、…，通过用手指头数一下发现，我们只需要分配17页，密码就在最后一页中。

参考

https://blog.csdn.net/weixin_42543071/article/details/143351746