15-(入侵) 进程的地址空间

Created2025-09-10Updated2025-11-26

15-(入侵) 进程的地址空间

状态机里有什么

registers

memory

gdb就可以暂停查看

fa1e0ff3

1	f3 0f 1e fa

在内存中显示以小端为首

地址空间是否可读写

在proc/pid/maps里都给出了，连续的一段一段的,每一段都给出了权限

564af047d000-564af0494000 r--p 00000000 08:20 31005                      /usr/bin/zsh
564af0494000-564af0552000 r-xp 00017000 08:20 31005                      /usr/bin/zsh
564af0552000-564af056d000 r--p 000d5000 08:20 31005                      /usr/bin/zsh
564af056d000-564af056f000 r--p 000ef000 08:20 31005                      /usr/bin/zsh
564af056f000-564af0575000 rw-p 000f1000 08:20 31005                      /usr/bin/zsh

更可读

1	pmap [pid]

创建不同的数组，分配的内存是不一样的

在栈上，在堆上，

不进入内核的系统调用gettimeofday(2)

从操作系统读数据

只有syscall指令可以改变地址空间（增删改）

看看man 5 proc手册

mmap可以分配内存，控制权限

python执行时遇到ModuleNotFoundError: No module named 'hexdump'0

原因是sudo执行时的环境变量不一样

wsl显示全为0

gdb调试，可以把要调试的程序的内存空间放进自己的内存空间

变速齿轮

hook，劫持相关代码

16-系统调用和 UNIX Shell (pipe; xv6 shell)

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16-系统调用和 UNIX Shell (pipe; xv6 shell)

虚拟化，syscall

操作系统对象：文件和设备，

指针只能指向程序的内存空间

指向操作系统对象的指针（就是文件描述符），在linux中everything is a file

访问对象用指针open, close,read/write(解引用),lseek,dup等

复习指针

windows中文件描述符时handle，句柄

管道，IPC

写口，读口

管道是进程之间的同步机制

通信不仅可以用来传送数据，还可以用来同步

匿名管道

1	pipefd[0] refers to the read end of the pipe. pipefd[1] refers to the write end of the pipe.

fork复制时，管道也被复制了

指针也完成了浅拷贝

shell连接I/O设备和人

<(command)把命令变成文件

ctrl + z切换后台

jobs查看后台，fg %1切换后台到前台

shell可以调用syscall

17-C 标准库设计与实现 (_start; offsetof; printf; environ; mallocfree)

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17-C 标准库设计与实现 (_start; offsetof; printf; environ; malloc/free)

pipe,就是生产者消费者

看man 7 pipe

操作系统把硬件虚拟化成系统调用，对象+API

1	echo $(which musl-gcc)

19-可执行文件：静态链接和加载

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19-可执行文件：静态链接和加载

execve（加载）把当前的进程重置成指定可执行文件的初始状态

可执行文件：一个状态机初始状态的数据结构

里面规定了加载该可执行文件后地址空间里该有什么数据（寄存器，代码段等）

状态：内存和寄存器

elf为了性能丧失了阅读友好性

magic number是什么

Magic number一般是指硬写到代码里的整数常量，数值是编程者自己指定的，其他人不知道数值有什么具体意义，表示不明觉厉，就称作magic number。

a.out

设计一个可读的可执行文件，需要什么（代码，符号，重定位）

FLE 加载器：只做一件事

将一段字节序列复制到地址空间中
- 赋予可读、可写、可执行权限
然后跳转到 _start 执行

ELF 并没有多做多少

将多段字节序列复制到地址空间中
- 分别赋予可读/可写/可执行权限
然后跳转到指定的 entry (默认为 _start) 执行

#!/bin/bash

1 2	#!A B C THIS

argc[0] = A

argv[1] = B C

argv[2]该程序的名称

20-动态链接和加载

Created2025-09-10Updated2025-12-02

20-动态链接和加载

libc.o静态链接

容易浪费空间

libc.so动态链接

生成位置无关代码，使用中间的table存放函数地址

借助编译器完成

用多个线程链接库，验证只有一个副本

是链接的同一份

地址空间是怎么分配的（虚拟内存）

动态链接（查表）

编译时，函数调用 = 查表(把函数调用替换成查表)

编译时，动态链接库调用 = 查表

1	call *TABLE[printf@symtab]

链接时，收集所有符号，“生成” 符号信息和相关代码：

#define foo@symtab     1
#define printf@symtab  2 
... 
void *TABLE[N_SYMBOLS]; 
void load(struct loader *ld) {    
    TABLE[foo@symtab] = ld->resolve("foo");    
    TABLE[foo@printf] = ld->resolve("printf");    
    ... 
}

LOAD("libc.dl")
LOAD("libhello.dl")
IMPORT(hello)
IMPORT(exit)
EXPORT(_start)

gdb过程dlbox main.s

加载符号表，递归调用dlopen,调用libc.dl，导出符号，

putchar,exit填到全局的符号表，

解析第二个符号，libhello.dl

….

动态解析hello,hello不在main.dl里，是?

调用dlsym检查符号表，找到hello把地址填入符号表

执行DSYM(exit)

1	#define DSYM(sym) *sym(%rip)

找到空位把符号填入符号表

前面的存放地址和函数名的表项，就是 GOT (Global Offset Table)

因为call 的偏移量是64位，跳不到远处

所以使用plt,作为中转，先跳到plt中，plt中存放GOT对应函数的地址

再次跳转到对应函数

数据的链接，plt怎么解决数据链接的问题

get_x会查表

get_y直接得到地址（hidden）

编译器默认extern变量来自另外一个共享库单元（保守）

gpt对objdump反汇编的分析

总结

变量 x：
- 默认可见性（visibility("default")）。
- 使用 mov 指令，通过符号表获取地址。
- 可被其他模块或共享库访问。
变量 y：
- 隐藏可见性（visibility("hidden")）。
- 使用 lea 指令，直接计算地址，无需符号表查找。
- 仅在当前模块内部可见，无法被外部访问。
性能影响：
- 隐藏符号（y）链接效率更高，因为不需要符号表查找。
- 默认可见性符号（x）灵活性更强，但动态链接时可能会引入额外开销。

21-系统调用、中断和上下文切换

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21-系统调用、中断和上下文切换

动态链接，stderr和int x的调用

处理器和中断

中断和系统调用都是跳转到某段操作系统代码

syscall的代码顺带关中断，节省一条指令

与掩码（MASK）相与可以清零指定位

22-进程的实现 (虚拟地址空间；UNIX 和 xv6)

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22-进程的实现 (虚拟地址空间；UNIX 和 xv6)

1024叉树

32bit，10bit+10bit+12bit，12bit放访问信息

一个4KB页面,一个放一个4B的指针，总共2^1024

绝大部分节点都是空的,下一层也类似（局部性原理）

64bit，4KB的页面，一项8B，总共有512项，不是很整齐

映射不需要先载入，只需要一个数据结构记录访问权限

到用指针访问时，发生缺页中断，如果合法访问，则改变f，映射一页

指针单点访问地址空间，一段时间后就能记录哪里能访问，哪里不能访问，把不能访问的释放掉，放到磁盘上

swap机制，闲置页面放到磁盘上，释放内存

可以使所有进程使用的内存总和比物理内存大

fork系统调用

fork() 在进行状态机复制时，虽然理论上需要做出完整的状态复制，但本着 “复制的数据可能立即被浪费掉” 的观察，操作系统希望只在 “不得不复制” 时才复制。

现代操作系统会维护页面的共享情况，并在 fork 后将父子进程的地址空间都标记为 read-only，而当双方中的任何一个进程写入发生 page fault 时，才复制一页。对于连续的 fork()，则会产生多个进程共享页面的情况。

服务器的容错，可以用fork以很小的代价做快照

23-处理器调度 (xv6 上下文切换；处理器调度：机制和策略)

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23-处理器调度 (xv6 上下文切换；处理器调度：机制和策略)

由用户态，执行syscall

跳转到内核态代码，寄存器保存，切换页表和栈

调度策略

1	taskset -c 3 nice -n 19 yes > /dev/null & taskset -c 3 nice -n 9 yes > /dev/null

nice值相差10，占用cpu时间相差1倍

上下文切换是机制，策略是选择哪个进程执行

动态优先级，CPU密集型的优先级逐渐降低，交互型的优先级逐渐增加

动态优先级实现的虚拟时间是什么原理，为什么“好人”和“坏人”会相差几倍

进程的nice值越小（优先级越高），权重越大，在实际运行时间相同的情况下，虚拟运行时间越短，进程累计的虚拟运行时间增加得越慢，在红黑树中向右移动的速度越慢，被调度器选中的机会越大，被分配的运行时间相对越多。随着优先级高进程的虚拟运行时间增长，低优先级的进程也会有机会被调度

/*
 * Nice levels are multiplicative, with a gentle 10% change for every
 * nice level changed. I.e. when a CPU-bound task goes from nice 0 to
 * nice 1, it will get ~10% less CPU time than another CPU-bound task
 * that remained on nice 0.
 *
 * The "10% effect" is relative and cumulative: from _any_ nice level,
 * if you go up 1 level, it's -10% CPU usage, if you go down 1 level
 * it's +10% CPU usage. (to achieve that we use a multiplier of 1.25.
 * If a task goes up by ~10% and another task goes down by ~10% then
 * the relative distance between them is ~25%.)
 */
static const int prio_to_weight[40] = {
 /* -20 */     88761,     71755,     56483,     46273,     36291,
 /* -15 */     29154,     23254,     18705,     14949,     11916,
 /* -10 */      9548,      7620,      6100,      4904,      3906,
 /*  -5 */      3121,      2501,      1991,      1586,      1277,
 /*   0 */      1024,       820,       655,       526,       423,
 /*   5 */       335,       272,       215,       172,       137,
 /*  10 */       110,        87,        70,        56,        45,
 /*  15 */        36,        29,        23,        18,        15,
};