Linux /dev/mem的新玩法-程序员宅基地

技术标签: /dev/mem  

来自《解决Linux内核问题实用技巧之-dev/mem的新玩法


接着上一篇文章《解决Linux内核问题实用技巧之 - Crash工具结合/dev/mem任意修改内存》继续,本文中,我们来领略几种关于/dev/mem的玩法。

/dev/mem里有什么

简单来讲,/dev/mem是系统物理内存的映像文件,这里的 “物理内存” 需要进一步解释。

物理内存是指我们插在内存槽上的内存条吗?当然是,但物理内存不单单指内存条。

物理内存严格来讲应该是指 物理地址空间 ,内存条只是映射到这个地址空间的一部分,其余的还有各种PCI设备,IO端口等。我们可以从/proc/iomem中看到这个映射:

[root@localhost mem]# cat /proc/iomem
00000000-00000fff : reserved
00001000-0009fbff : System RAM
0009fc00-0009ffff : reserved
000c0000-000c7fff : Video ROM
000e2000-000ef3ff : Adapter ROM
000f0000-000fffff : reserved
  000f0000-000fffff : System ROM
00100000-31ffffff : System RAM
  01000000-01649aba : Kernel code
  01649abb-01a74b7f : Kernel data
  01c13000-01f30fff : Kernel bss
32000000-33ffffff : RAM buffer
3fff0000-3fffffff : ACPI Tables
e0000000-e0ffffff : 0000:00:02.0
  e0000000-e0ffffff : vesafb
f0000000-f001ffff : 0000:00:03.0
  f0000000-f001ffff : e1000
...
...

其中,只有RAM才是指内存条。关于物理地址空间的详细情况,请参考E820相关的资料。

明白了物理内存的构成之后,我们来看看/dev/mem里有什么。事实上,它就是一个活着的Linux系统实时映像,所有的进程task_struct结构体,sock结构体,sk_buff结构体,进程数据等等都在里面的某个位置:
在这里插入图片描述
如果能定位它们在/dev/mem里的位置,我们就能得到系统中这些数据结构的实时值,所谓的调试工具所做的也不过如此。其实我们在调试内核转储文件的时候,vmcore也是一个物理内存映像,和/dev/mem不同的是,它是一具尸体。

无论是活体,还是尸体,均五脏俱全,分析它们的手段是一致。和静态分析vmcore不同的是,/dev/mem是一个动态的内存映像,有时候借助它可以做一些正经的事情。

下面通过几个小例子,介绍和展示/dev/mem的一些玩法。

映射系统保留内存

Linux内核的内存管理子系统非常强大,同时也非常复杂。我们受其恩惠的同时,偶尔也会被其折磨得痛苦不堪。

动辄OOM杀掉关键进程,动辄刷脏页导致CPU飙高…

为了避免任意进程任意使用内存,我们引入资源隔离的机制,比如cgroup,但这样事情会变得更加复杂。

能不能保留一部分内存,不受内核的内存管理控制呢?就好像很多数据库不经文件系统直接访问裸盘一样,内核有没有什么机制让我们不经内存管理系统而直接使用内存呢?

当然有!加上mem启动参数即可实现。这里介绍一种关于保留内存的最简单配置,设置mem启动参数如下:

mem=800M

假设我们的系统总共有1G的内存(指内存条的总容量),那么上述启动参数将会保留 1G-800M 的内存不被系统内存管理系统所管理。因此我的保留内存就是200M:

[root@localhost mem]# cat /proc/cmdline
BOOT_IMAGE=/vmlinuz-3.10.0-327.x86_64 root=/dev/mapper/centos-root ro crashkernel=auto rd.lvm.lv=centos/root rd.lvm.lv=centos/swap rhgb quiet LANG=en_US.UTF-8 vga=793 mem=800M
[root@localhost mem]# cat /proc/iomem |grep RAM
00001000-0009fbff : System RAM
00100000-31ffffff : System RAM
32000000-33ffffff : RAM buffer
[root@localhost mem]#

我们关注一下保留内存的物理地址0x34000000(0x33ffffff+1) 。此时,如果用free命令或者/proc/meminfo,会看到物理内存少了200M,我们保留的200M内存不会记入内核的任何统计。

换句话说, 内核不再管这200M内存,你的程序可以任意涂抹,任意泄漏,任意溢出,任意覆盖它们,也不会对系统产生任何影响。

所谓的系统保留的含义就是 “内核不会为该段内存创建一一映射页表(x86_64位系统可以映射64T的物理内存)”

我们经常使用的crash工具读取内存使用的就是一一映射。

在x86_64平台,每一个非保留的物理内存页面可能会有多个映射,而保留物理内存页面不会有下面第一种映射:

  1. 一一映射到0xffff880000000000开始虚拟地址。【保留页面缺失】
  2. 映射到用户态使用它的进程地址空间。
  3. 临时映射到内核态空间临时touch。

我们试着用crash工具来读取一下保留内存:

crash> rd -p 0x34000000
rd: read error: physical address: 34000000  type: "64-bit PHYSADDR"
crash>

显然,内核并未对保留页面建立一一映射页表项,所以读取是失败的。

我们知道 /dev/mem 文件是整个物理内存映像,所以用户态进程可以使用mmap系统调用来重建用户态地址空间的页表。方法如下:

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <fcntl.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int fd;
	unsigned long *addr;

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);

	// 0x34000000 即/dev/mem的偏移,也就是保留内存在物理地址空间的偏移,我的例子就是0x34000000
	addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0x34000000);
	// ... 随意使用保留内存
	close(fd);
	munmap(addr, 4096);

	return 1;
}

是不是很简单呢?

此时,在我们实施mmap的进程中便可以访问保留内存了:

crash> vtop 0x7f3751c3a000
VIRTUAL     PHYSICAL
7f3751c3a000  34000000

   PML: 6e477f0 => 2dbf7067
   PUD: 2dbf76e8 => c524067
   PMD: c524470 => 2c313067
   PTE: 2c3131d0 => 8000000034000277
  PAGE: 34000000

      PTE         PHYSICAL  FLAGS
8000000034000277  34000000  (PRESENT|RW|USER|PCD|ACCESSED|DIRTY|NX)

      VMA           START       END     FLAGS FILE
ffff88000b7e7af8 7f3751c3a000 7f3751c3b000 50444fb /dev/mem

这个例子中,我们展示了/dev/mem如何用来访问保留内存。接下来我们继续用简单的小例子演示/dev/mem的其它玩法。

进程间交换页面

有这么一种需求:

  • 我们不希望进程A和进程B共享任何页面,这意味着它们不能同时操作同一份数据。
  • 偶尔我们希望进程A和进程B交换数据,却又不想用低效的传统进程间通信机制。

是不是觉得两难了呢?其实我们可以让两个进程的页面进行交换来达到目的。为了让页表项交换尽可能简单,我们依然使用保留内存,解除内核内存管理对操作的约束。

下面给出示例程序代码,先看进程A,master.c:

// gcc master.c -o master
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int fd;
	unsigned long *addr;

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);

	// 映射保留地址的一个页面P1
	addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0x34000000);
	// 写页面P1的内容
	*addr = 0x1122334455667788;

	printf("address at: %p   content is: 0x%lx\n", addr, addr[0]);
	// 等待交换
	getchar();
	printf("address at: %p   content is: 0x%lx\n", addr, addr[0]);

	close(fd);
	munmap(addr, 4096);

	return 1;
}

接下来看希望与之进程页面交换的进程B,slave.c:

// gcc slave.c -o slave
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int fd;
	unsigned long *addr;

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);
	// 映射保留地址的页面P2
	addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0x34004000);
	// 写页面P2的内容
	*addr = 0x8877665544332211;

	printf("address at: %p   content is: 0x%lx\n", addr, addr[0]);
	// 等待交换
	getchar();
	printf("address at: %p   content is: 0x%lx\n", addr, addr[0]);

	close(fd);
	munmap(addr, 4096);

	return 1;
}

页面交换的原理非常简单,互换两个进程的两个虚拟地址的页表项即可。实现这件事意味着需要编写内核模块,但是由于我们只是演示,所以我们可以用crash工具轻松达到目标。

小帖士:

如若希望crash工具可写/dev/mem,参见上一篇文章,用systemtap HOOK住devmem_is_allowed,使其恒返回1.

操作演示过程如下:
在这里插入图片描述
这个实例非常适用于设计微内核的进程间通信机制。配合以cache一致性协议,会非常高效。

安全篡改程序的内存

所谓的安全篡改程序的内存指的是用一种可靠的方法改程序内存,而不是通过手工hack页表的方式,简单起见,这次我们借助crash工具来完成。

首先我们看一个程序:

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	unsigned char *addr;

	// 匿名映射一段内存
	addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_ANONYMOUS|MAP_SHARED, -1, 0);
	// 为其拷贝数据
	strcpy(addr, "浙江温州皮鞋湿");

	// 只是演示,所以我直接将地址打印出,真实场景需要自己hack出来
	printf("address at: %p   content is: %s\n", addr, addr);
	getchar();
	printf("address at: %p   content is: %s\n", addr, addr);

	munmap(addr, 4096);

	return 1;
}

运行它:

[root@localhost mem]# ./a.out
address at: 0x7fa5990f2000   content is: 浙江温州皮鞋湿

我们想把 “浙江温州皮鞋湿” 这块内存内容改成 “下雨进水不会胖”,如何做呢?

方法很多,这里介绍crash /dev/mem的方法。首先我们找到addr对应的物理页面:

crash> set 1819
    PID: 1819
    ...
crash> vtop 0x7f360c756000
VIRTUAL     PHYSICAL
7f360c756000  6d3d000

   PML: 2ddec7f0 => 150b6067
   PUD: 150b66c0 => 1506b067
   PMD: 1506b318 => 2c591067
   PTE: 2c591ab0 => 8000000006d3d067
  PAGE: 6d3d000

      PTE         PHYSICAL  FLAGS
8000000006d3d067   6d3d000  (PRESENT|RW|USER|ACCESSED|DIRTY|NX)

      VMA           START       END     FLAGS FILE
ffff880015070000 7f360c756000 7f360c757000     fb dev/zero

      PAGE       PHYSICAL      MAPPING       INDEX CNT FLAGS
ffffea00001b4f40  6d3d000 ffff88002fe24710        0  2 1fffff00080038 uptodate,dirty,lru,swapbacked

我们得到了addr对应的物理地址是 0x6d3d000。

现在让我们写另一个程序,映射/dev/mem,然后修改偏移0x6d3d000处的内存即可:

// gcc hacker.c -o hacker
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int fd;
	unsigned char *addr;
	unsigned long off;

	off = strtol(argv[1], NULL, 16);

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);

	addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, off);

	strcpy(addr, "下雨进水不会胖");
	close(fd);

	munmap(addr, 4096);

	return 1;
}

直接执行:

[root@localhost mem]# ./hacker 0x6d3d000

然后在a.out的运行终端敲入回车:

[root@localhost mem]# ./a.out
address at: 0x7fa5990f2000   content is: 浙江温州皮鞋湿

address at: 0x7fa5990f2000   content is: 下雨进水不会胖
[root@localhost mem]#

这个例子比较简单,显得无趣,OK,下面这个例子稍微有点意思。

通过写/dev/mem修改任意进程的名字

本例我们将放弃crash工具的使用,仅仅依靠hack /dev/mem来修改一个进程的名字。

这对于一些互联网产品的运营是有意义的。

特别是在一些托管机器上,为了防止数据泄漏,一般是不允许使用类似crash & gdb工具debug的,当然了,systemtap接口有限制,所以安全,内核模块一般也会禁止。但是有systemtap和/dev/mem就够了!

我们来做这样一个实验:

  • 修改已经在运行的进程的名字。

看看如何完成。先来看一个很简单的程序:

// gcc pixie.c -o pixie
#include <stdio.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	getchar();
}

运行它:

[root@localhost mem]# gcc pixie.c -o pixie
[root@localhost mem]# ./pixie

现在我们想办法把进程的名字pixie改成skinshoe。

没有crash工具,没有gdb工具,只有一个可以读写的/dev/mem(假设我们已经HOOK了devmem_si_allowed函数)。怎么做到呢?

我们知道,内核所有的数据结构都在/dev/mem中可以找到,因此,我们要找到pixie进程的task_struct结构体的位置,然后更改它的comm字段。问题是/dev/mem是物理地址空间,而操作系统操作的任何内存都基于虚拟地址,如何建立两者之间的关联是关键的。

我们注意到三点事实:

  • x86_64可以直接映射64T的物理内存,足以一一映射当前常见的任意物理内存。
  • Linux内核对所有物理内存建立一一映射。物理地址和虚拟地址之间固定偏移。
  • Linux内核的数据结构是彼此关联的网状结构,因此便可以顺藤摸瓜。

这意味着,只要我们提供一个Linux内核空间数据结构的虚拟地址,我们就能求出它的物理地址,然后顺藤摸瓜就能找到我们的pixie进程的task_struct结构体。

在Linux系统中,很多地方都可以找到内核数据结构的地址:

  • /proc/kallsyms文件。
  • /boot/System.map文件。
  • lsof的结果

最简单的方法,那便是通过在/proc/kallsyms或者System.map里找到init_task的地址,比如在我的环境下:

ffffffff81951440 D init_task

然后在 arch/x86/kernel/vmlinux.lds.S 里找到init_task到物理内存的映射规则,从init_task开始遍历系统的task链表,找到我们的目标pixie进程,改之。

但这种方法无法让人体验在/dev/mem里顺藤摸瓜的快乐的感觉,所以我们最后再来说它,现在我们尝试用一种稍微麻烦的方法来实现修改特定进程名字目标。

我的方法是创建一个tcpdump进程,却不抓任何包,它只是一个提供蛛丝马迹的幌子,我们就从它入手:

[root@localhost ~]# tcpdump -i lo -n
tcpdump: verbose output suppressed, use -v or -vv for full protocol decode
listening on lo, link-type EN10MB (Ethernet), capture size 262144 bytes

之所以创建tcpdump进程,是因为tcpdump会创建一个packet套接字,而该套接字的虚拟地址会被展示在procfs中:

[root@localhost mem]# cat /proc/net/packet
sk       RefCnt Type Proto  Iface R Rmem   User   Inode
ffff88002c201000 3      3    0003   1     1 0      0      22050
[root@localhost mem]#

OK,就是这个 0xffff88002c201000 作为我们的突破口。我们从它开始顺藤摸瓜!

我们知道,0xffff88002c201000 是一个struct sock对象的内存地址,我们熟悉sock结构体的详情,知道它的偏移224字节处是一个等待队列wait_queue_head_t对象。

这一点需要你对Linux内核结构体非常熟悉,如果不熟悉,就找到对应源码取手算一下偏移。【 或者借用一下crash工具的struct X.y -o计算偏移也可

而wait_queue_head_t对象内部又被一个wait_queue_t对象链入,该wait_queue_head_t对象被tcpdump始发的poll_wqueues结构体所管理,最终它的polling_task字段指向tcpdump本身,而我们需要的正是tcpdump的task_struct对象本身,因为整个系统的所有task均被链接在一个list中。

整体的关联图示如下:
在这里插入图片描述
有了这个结构,我们就可以写代码了。

由于x86_64可以直接一一映射64T的内存,而我只有区区1G的内存,可以保证的是,虚拟地址减去一一映射的基地址(在我的系统它就是 0xffff880000000000)就是物理地址了。

假设packet套接字的地址是0xffff88002c201000,我们就能确认其物理地址在0x2c201000处,编写代码,映射/dev/mem,从0x2c201000开始找起:

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int fd;
	unsigned long off;
	unsigned long *pltmp;
	unsigned char *addr, *base;

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);
	off = strtol(argv[1], NULL, 16);

	addr = mmap(NULL, 0xffffffff, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0);
	base = addr;
	addr += off;	// 定位sock
	addr += 224;
	pltmp = addr;

	addr = *pltmp;
	addr -= 0xffff880000000000;
	addr += (unsigned long)base;
	addr += 8;
	pltmp  = addr;

	addr = *pltmp;
	addr -= 0xffff880000000000;
	addr += (unsigned long)base;
	addr -= 24;
	addr += 8;
	pltmp  = addr;

	addr = *pltmp;
	addr -= 0xffff880000000000;
	addr += (unsigned long)base;
	addr += 24;
	pltmp  = addr;

	// 找到了tcpdump的task结构体。
	addr = *pltmp;
	addr -= 0xffff880000000000;
	addr += (unsigned long)base;
	addr += 1288;
	addr += 8;
	pltmp = addr;

	// 这里开始应该是一个循环,遍历整个tasks链表,然而本例中我们可以保证pixie进程在tcpdump之前,所以就简化了逻辑,直接找它前面的task即可。
	addr = *pltmp;
	addr -= 0xffff880000000000;
	addr += (unsigned long)base;
	addr += 8;
	pltmp = addr;

	addr = *pltmp;
	addr -= 0xffff880000000000;
	addr += (unsigned long)base;
	addr -= 1288;
	pltmp = addr;

	addr += 1872;
	pltmp = addr;
	printf("program name is: %s\n", addr);

	strcpy(addr, "skinshoe");

	close(fd);
	munmap(addr, 0xffffffff);

	return 1;
}

我们用 0xffff88002c201000 的物理地址作为偏移执行程序:

[root@localhost mem]# ./modname 2c201000
program name is: pixie

然后,你会发现pixie这个程序的名字被改了:

[root@localhost mem]# cat /proc/3442/comm
skinshoe

可见,pixie变成skinshoe了。

修改进程名字只是一个例子,既然我们都已经拿到task_struct结构体了,我们就可以学着crash工具的样子去做点类似debug的事情了。下面我们继续。

解析/dev/mem遍历系统所有进程

提到遍历进程,一般能想到的有两个思路:

  1. 遍历procfs文件系统的进程pid目录,解析目录的内容。
  2. 编写模块,调用 for_each_process 宏遍历进程。

还有第一种方法。

当我们知道/dev/mem是整个系统内存映像时,我们就知道整个系统的所有数据结构都在里面可以被找到,当然也包括进程链表。我们现在的任务显然就是在 /dev/mem 里找到它。

在上一小节里,我们已经可以通过一个 tcpdump 制造的packet 套接字找到了我们任意的名叫pixie的进程,并将其名字改成 skinshoe。我们回顾一下通过packet套接字寻找pixie进程的过程:

  1. 通过sock结构体找到固定偏移处的wait_queue_head_t字段sk_wq。
  2. 通过wait_queue_head_t找到wait_queue_t字段list_head。
  3. 通过list_head对象找到wait_queue_t字段。
  4. 通过wait_queue_t对象找到poll_wqueues字段private。
  5. 通过poll_wqueues对象找到task_t字段polling_task。

我们可以从polling_task的固定偏移1288字节处定位到一个list,遍历该list就是遍历整个系统进程链表!

我们既然能找到特定的名字为pixie的进程,自然也就能遍历整个链表。

本小节内容我们接着上一个小节继续写,只不过是把 “定位特定进程” 改成了 “遍历整个链表” 。而后者更加简单。

整个过程中,我们要做的只是确定以下两件事情:

  1. 内存一一映射的起始地址是多少?
    在我的 3.10.0-327.el7.x86_64 实验系统中该值是 0xffff880000000000.
    //arch/x86/include/asm/page_64_types.h:32:
    #define __PAGE_OFFSET           _AC(0xffff880000000000, UL)
    
  2. 系统初启时init_task映射到哪个虚拟地址?
    在我的 3.10.0-327.el7.x86_64 实验系统中该值是 0xffffffff81951440
    ffffffff81951440 D init_task
    

我们看下x86_64内存映射整体的模样:
在这里插入图片描述

基础知识就说到这里,现在仅仅靠手撸一个/dev/mem文件,到底如何能遍历整个系统的进程? talk is cheap, show you the code:

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>

#define	DIRECT_MAPPING_START	0xffff880000000000

// from ./kernel/vmlinux.lds.S
// .data : AT(ADDR(.data) - LOAD_OFFSET)
// #define LOAD_OFFSET __START_KERNEL_map
// #define __START_KERNEL_map 0xffffffff80000000
#define	START_MAPPING_START		0xffffffff80000000

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int i = 0;
	unsigned int pid0 = 0xffffffff, *pitmp;
	int fd;
	unsigned long off, map_off = DIRECT_MAPPING_START;
	unsigned long *pltmp, *pltmp2;
	unsigned char *addr, *taddr, *base, *pctmp;

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);
	off = strtoll(argv[1], NULL, 16) - DIRECT_MAPPING_START & 0x0000ffffffffffff;

	addr = mmap(NULL, 0xffffffff, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0);
	base = addr;
	addr += off;	// 定位sock
#define	SK_WQ_OFFSET	224	// sock.sk_wq
	addr += SK_WQ_OFFSET;
	pltmp = (unsigned long *)addr;

	addr = (unsigned char *)*pltmp;
	addr -= DIRECT_MAPPING_START;
	addr += (unsigned long)base;
#define LIST_PREV_OFFSET	8	// list_head.prev
	addr += LIST_PREV_OFFSET;
	pltmp  = (unsigned long *)addr;

	addr = (unsigned char *)*pltmp;
	addr -= DIRECT_MAPPING_START;
	addr += (unsigned long)base;
#define	WAITQ_TASK_OFFSET	24	// __wait_queue.task_list
	addr -= WAITQ_TASK_OFFSET;
#define	PRIVATE_OFFSET	8	// __wait_queue.private
	addr += PRIVATE_OFFSET;
	pltmp  = (unsigned long *)addr;

	addr = (unsigned char *)*pltmp;
	addr -= DIRECT_MAPPING_START;
	addr += (unsigned long)base;
#define POLLING_TASK_OFFSET	24	// poll_wqueues.polling_task
	addr += POLLING_TASK_OFFSET;
	pltmp  = (unsigned long *)addr;

	addr = (unsigned char *)*pltmp;
	addr -= DIRECT_MAPPING_START;
	addr += (unsigned long)base;
#define PID_OFFSET	1404	// task_struct.pid
#define COMM_OFFSET	1872	// task_struct.comm
	pitmp = (unsigned int *)(addr + PID_OFFSET);
	pid0 = *pitmp;
	printf("pid0 is:%d\n", *pitmp);
#define	TASKS_OFFSET	1288	// task_struct.tasks
	addr += TASKS_OFFSET;
	addr += LIST_PREV_OFFSET;
	pltmp = (unsigned long *)addr;

	while (1) {
    

		addr = (unsigned char *)*pltmp; // list
		addr -= map_off;
		addr += (unsigned long)base;
		addr += LIST_PREV_OFFSET ;// prev
		pltmp = (unsigned long *)addr;

		taddr = (unsigned char *)*pltmp; // list_entry
		if (*pitmp == 1) {
    
			taddr -= START_MAPPING_START;
		} else {
    
			taddr -= DIRECT_MAPPING_START;
		}
		taddr += (unsigned long)base;
		taddr -= TASKS_OFFSET;

		pitmp = (unsigned int *)(taddr + PID_OFFSET);
		if (*pitmp == pid0) {
    
			break;
		}
		if (*pitmp == 0) {
    
			map_off = START_MAPPING_START;
		} else {
    
			map_off = DIRECT_MAPPING_START;
		}
		printf("%d\t", *pitmp);

		pctmp = (taddr + COMM_OFFSET);
		printf("[%s] \n", pctmp);
	}

	close(fd);
	munmap(addr, 0xffffffff);

	return 1;
}

以上代码不太难理解,唯一要注意的就是 init_task 的定位。

init_task,也就是Linux系统0号进程,它非常特殊,它并不是fork产生的,它伴随着着系统的初启,也就是说,上电的那一刻,x86进入保护模式的那一刻,就处在0号进程的上下文,然而此时,内存映射规则还没有建立。init_task该在何处?

init_task映射在 “手写的一个位置” ,即 arch/x86/kernel/vmlinux.lds.S 文件里规定的位置。当你通过某种手段找到 init_task 的虚拟地址的时候,减去 LOAD_OFFSET 就是其物理地址:

#define LOAD_OFFSET __START_KERNEL_map
#define __START_KERNEL_map 0xffffffff80000000
...
    /* Data */
    .data : AT(ADDR(.data) - LOAD_OFFSET) {
    
        /* Start of data section */
        _sdata = .;

        /* init_task */
        INIT_TASK_DATA(THREAD_SIZE)

所以我们单独定义了:

#define	START_MAPPING_START		0xffffffff80000000

这就是定位init_task的依据。

言归正传,将上面的C代码编译,演示一下遍历进程。如下:

[root@localhost mem]# cat /proc/net/packet
sk       RefCnt Type Proto  Iface R Rmem   User   Inode
ffff88002dbb8000 3      3    0003   2     1 0      0      42249
[root@localhost mem]# ./listtasks 0x88002dbb8000
pid0 is:6020
5784	[kworker/1:1]
5762	[ssh]
5760	[kworker/3:2H]
5754	[ssh]
... // 篇幅所限,省略
1	[systemd]
0	[swapper/0]
6159	[listtasks]
... // 篇幅所限,省略
[root@localhost mem]#

OK,成功遍历了所有进程!美中不足的是遍历过程未加锁,可能会有同步问题,但无论如何最严重的也只是listtasks进程SEGV。

现在,让我们把上述的代码移植到 3.10.0-862.11.6.el7.x86_64 内核的系统,按照原样执行,出现SEGV。

事实上,每一个运行着的内核的地址链接参数均可能不一致,这也是Linux内核版本间ABI不兼容的原因和结果。不过,要想让 3.10.0-327.el7.x86_64 的代码跑在 3.10.0-862.11.6.el7.x86_64 系统版本上也不难,按照以下的定义修改宏即可:

#define	DIRECT_MAPPING_START	0xffff8b9d40000000

// from ./kernel/vmlinux.lds.S
// .data : AT(ADDR(.data) - LOAD_OFFSET)
// #define LOAD_OFFSET __START_KERNEL_map
// #define __START_KERNEL_map 0xffffffff80000000
#define	START_MAPPING_START		0xffffffffa6a00000
#define	SK_WQ_OFFSET	224	// sock.sk_wq
#define LIST_PREV_OFFSET	8	// list_head.prev
#define	WAITQ_TASK_OFFSET	24	// __wait_queue.task_list
#define	PRIVATE_OFFSET	8	// __wait_queue.private
#define POLLING_TASK_OFFSET	24	// poll_wqueues.polling_task
#define PID_OFFSET	1188	// task_struct.pid
#define COMM_OFFSET	1656	// task_struct.comm
#define	TASKS_OFFSET	1072	// task_struct.tasks

下面是3.10.0-862.11.6.el7.x86_64内核上的演示:

[root@localhost ~]# cat /proc/net/packet
sk       RefCnt Type Proto  Iface R Rmem   User   Inode
ffff8b9d7bf89000 3      3    0003   3     1 0      0      16883
[root@localhost ~]# ./a.out 8b9d7bf89000
pid0 is:959
719	[NetworkManager]
716	[firewalld]
708	[login]
703	[crond]
698	[systemd-logind]
696	[polkitd]
...
...
3	[ksoftirqd/0]
2	[kthreadd]
1	[systemd]
0	[swapper/0]
2685	[a.out]
2171	[pickup]
2166	[stapio]
1416	[qmgr]
1414	[master]
1136	[xinetd]
1131	[tuned]
1129	[rsyslogd]
1126	[sshd]
[root@localhost ~]#

在我们已经掌握了通过特定内存地址的蛛丝马迹顺藤摸瓜在/dev/mem里找到特定结构体这种技巧之后,回过头来再来看相对简单的通过init_task遍历所有进程的方法就很很容易理解了。

下面是通过init_task作为引子遍历所有进程的代码:

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/mman.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>

#define	DIRECT_MAPPING_START	0xffff880000000000
#define	DIRECT_MAPPING_END		0xffffc7ffffffffff

// from ./kernel/vmlinux.lds.S
// .data : AT(ADDR(.data) - LOAD_OFFSET)
// #define LOAD_OFFSET __START_KERNEL_map
// #define __START_KERNEL_map 0xffffffff80000000
#define	START_MAPPING_START		0xffffffff80000000

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int i = 0 ;
	unsigned int pid0 = 0xffffffff, *pitmp;
	int fd;
	unsigned long off, map_off = DIRECT_MAPPING_START;
	unsigned long *pltmp, *pltmp2;
	unsigned char *addr, *taddr, *base, *pctmp;

	fd = open("/dev/mem", O_RDWR);
	// 参数为我们在/proc/kallsyms里找到的init_task的地址。
	off = strtoll(argv[1], NULL, 16) - START_MAPPING_START & 0x0000ffffffffffff;

	addr = mmap(NULL, 0xffffffff, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0);
	base = addr;
	addr += off;
#define TASKS_OFFSET	1288
	addr += TASKS_OFFSET;
	pltmp  = (unsigned long *)addr;

	while (1) {
    
		taddr = (unsigned char *)*pltmp; // list_entry
		taddr -= map_off;
		taddr += (unsigned long)base;
		taddr -= TASKS_OFFSET;

#define PID_OFFSET	1404	// task_struct.pid
#define COMM_OFFSET	1872	// task_struct.comm
		pitmp = (unsigned int *)(taddr + PID_OFFSET);
		printf("%d\t", *pitmp);

		pctmp = (taddr + COMM_OFFSET);
		printf("[%s] \n", pctmp);
		addr = (unsigned char *)*pltmp; // list
		addr -= map_off;
		addr += (unsigned long)base;
		pltmp = (unsigned long *)addr;
		if (*pltmp > DIRECT_MAPPING_END) {
    
			break;
		}
	}

	close(fd);
	munmap(addr, 0xffffffff);

	return 1;
}

看起来代码短了不少。演示如下:

[root@10 mem]# ./a.out ffff81951440
1	[systemd]
2	[kthreadd]
3	[ksoftirqd/0]
7	[migration/0]
8	[rcu_bh]
9	[rcuob/0]
10	[rcuob/1]
11	[rcuob/2]
12	[rcuob/3]
13	[rcu_sched]
14	[rcuos/0]
15	[rcuos/1]
16	[rcuos/2]
...

通过写/dev/mem手刃进程

无条件杀掉一个进程的方式不外乎两种:

  1. SIGKILL杀掉它。
  2. 自身出了严重的问题而自毁。

要么从外部着手,要么由内部腐烂,但一个进程的灭亡均需要理由。然而,一个好好的进程整体被掏空意味着什么?可以做到吗?这就好比一个善良且健康的人,突然间遭遇了严重的意外事故那般不幸。

通过写/dev/mem可以轻而易举掏空一个进程,当进程再次准备执行时,发现自己什么都没有了。

我们可以定位到进程在/dev/mem的位置,进而摘除进程的vma,清空stack…有点残忍,我便不再举例细说。

通过写/dev/mem修改函数指令

作为最后一个例子,我想是时候前后呼应一下了,《解决Linux内核问题实用技巧之 - Crash工具结合/dev/mem任意修改内存》中的第一个例子是可以自由快乐玩转后面例子的前提,即修改devmem_is_allowed函数的指令,使其恒返回1,现在,我们通过写/dev/mem的方式把它还原回去,从而结束本文。

我们从/proc/kallsyms中查到devmem_is_allowed的地址:

ffffffff8105e630 T devmem_is_allowed

这是它原来的样子:
在这里插入图片描述
ja语句被我们改成了两个nop,现在我们要把两个nop还原成ja:
在这里插入图片描述
值得注意的是,devmem_is_allowed函数只会约束/dev/mem的open和mmap调用,一旦mmap成功,访问/dev/mem就像正常的访存操作,不再受到文件读写的限制,所以才可以安全地写/dev/mem,而不必像hook它时那样必须原子写才能成功。

OK,从修改devmem_is_allowed开始,到恢复devmem_is_allowed结束,我们玩转了圆满。

为了轻松下车,我们最后再安排一个例子。

合法访问NULL地址

到底NULL地址能不能访问呢?到底是谁不让访问NULL地址呢?

先说结论:

  • NULL地址完全可以访问,只要有页表项映射它到一个物理页面就行。

Linux系统有一个参数控制能不能mmap NULL地址:

[root@10 ~]# cat /proc/sys/vm/mmap_min_addr
4096
[root@10 ~]# echo  0 >/proc/sys/vm/mmap_min_addr
[root@10 ~]# cat /proc/sys/vm/mmap_min_addr
0

我们做一个实验,看个究竟,先看代码:

// gcc access0.c -o access0
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/mman.h>

int main(int argc, char **argv)
{
    
	int i;
	unsigned char *niladdr = NULL;
	unsigned char str[] = "Zhejiang Wenzhou pixie shi,xiayu jinshui buhui pang!";

	mmap(0, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_FIXED|MAP_ANONYMOUS|MAP_SHARED, -1, 0);
	perror("a");

	for (i = 0 ; i < sizeof(str); i++) {
    
		niladdr[i] = str[i];
	}
	printf("using assignment at NULL: %s\n", niladdr);
	for (i = 0 ; i < sizeof(str); i++) {
    
		printf ("%c", niladdr[i]);
	}
	printf ("\n");

	getchar();

	munmap(0, 4096);

	return 0;
}

运行它:

[root@10 mem]# ./access0
a: Success
using assignment at NULL: (null)
Zhejiang Wenzhou pixie shi,xiayu jinshui buhui pang!

此时我们crash工具看看NULL的映射:
在这里插入图片描述
看起来并没有不同。

之所以NULL地址不让访问,是为了更好地区分什么是合法地址,所以人为制造了一个特殊地址NULL,MMU层面上,NULL并无不同。

结语

好了,关于crash工具和/dev/mem的话题要结束,结合前面一篇文章,建议亲自做这些实验,方可获得更深刻地认知。

更加重要的是,每个人在亲自动手做这些实验时,会碰到各种各样新的问题,分析以及最终hack掉这些问题,正是快乐感觉的由来,分享这种快乐本身也是一件快乐的事情,这也是我写这两篇文章的动力。

临渊羡鱼,不如退而结网。


浙江温州皮鞋湿,下雨进水不会胖。

版权声明:本文为博主原创文章,遵循 CC 4.0 BY-SA 版权协议,转载请附上原文出处链接和本声明。
本文链接:https://blog.csdn.net/dog250/article/details/102745181

智能推荐

全国省市区SQL_全国sql-程序员宅基地

文章浏览阅读173次。数据来源:http://www.mca.gov.cn/article/sj/xzqh/2019/http://xzqh.mca.gov.cn/map该SQL取自2019年8月的版本(不包含港澳台的下级)截图如下:_全国sql

CCF-野外环境中的蝴蝶自动识别-排名54-程序员宅基地

文章浏览阅读2.5k次。任务依据给定的蝴蝶在野外环境中的图像以及对应的标注文件,建立机器学习、深度学习模型来对图像中的蝴蝶进行目标检测。数据说明用于竞赛的数据集应下载至datasets文件夹下,下载地址为http://www.sciencedb.cn/dataSet/handle/706,下载后应共有两个文件夹:Annotations和JPEGImages。其中Annotations为数据集的标注信息文件夹,包含每个训练图像对应的xml文件,内容格式可参考pascal voc 2007数据集中的标注文件格式,采用UTF-8

ctfshow 做题 萌新 模块(1)_rdcvbg 2qase3 6tghu7shi-程序员宅基地

文章浏览阅读1.9k次。ctfshow 做题 萌新 模块(1)——萌新认证加 qq 群发“萌新码”得到萌新快乐码。————萌新_密码1可以猜测出,显示的是一串 16 进制码。把 16 进制转换为字符串,得到另一串编码:S1lkZjBhM2ViZDVjNGRjMTYwLUV7ZmI2M2VlMDI5OGI4ZjRkOH0=可以看出是 base64 编码。base64 解码得到一个 flag ,但是提交是错误的,题目也提示了格式为 KEY{把得到的字符串再进行栅栏解密,得到 flag 。———_rdcvbg 2qase3 6tghu7shi

按键精灵常用脚本_按键精灵string转int-程序员宅基地

文章浏览阅读5.8k次,点赞2次,收藏30次。按键精灵常用脚本一.鼠标控制1.鼠标移动二.获取颜色1.根据矩形范围和颜色,颜色块大小获取坐标值2.根据句柄获取窗口坐标范围一.鼠标控制1.鼠标移动MoveTo X, Y+6//延时 单位msDelay 150二.获取颜色1.根据矩形范围和颜色,颜色块大小获取坐标值//开始X,开始Y,结束X,结束Y,颜色,颜色块宽,颜色块高,扫描方式,相似度//XY返回的值|分割的数组,如 128|990XY = Plugin.Color.FindColorBlock(L, T, R, B, "D77_按键精灵string转int

【Golang】限流浅析_golang限流-程序员宅基地

文章浏览阅读423次。golang限流方案简单介绍_golang限流

车载网络结构(车内)-基础概念_汽车网络拓扑图怎么看-程序员宅基地

文章浏览阅读1.2w次,点赞7次,收藏87次。目录1. 按使用场景划分:三网2.按性能分类 A—E(SAE美国汽车协会划分)3. 按协议划分(传统)4. 车载以太网车载以太网的应用和发展参考链接:车载网络现状与发展思维导图总结:车载网络结构 - 幕布1. 按使用场景划分:三网车内网(车内)——基于CAN总线建立的整车网络 车际网(车车,车路)——基于DSRC和802.11系列无限局域网WLAN协议的动态网络 车载移动互联网(车人,车车,车云)——车载终端通过4G/5G通信技术与互联网进行无线连接的网络2...._汽车网络拓扑图怎么看

随便推点

#1 爬虫:豆瓣图书TOP250 「requests、BeautifulSoup」-程序员宅基地

文章浏览阅读565次。一、项目背景随着时代的发展,国人对于阅读的需求也是日益增长,既然要阅读,就要读好书,什么是好书呢?本项目选择以豆瓣图书网站为对象,统计其排行榜的前250本书籍。二、项目介绍本项目使用Python爬虫技术统计豆瓣图书网站上排名前250的书籍信息,包括书名、作者、出版社、出版日期、价格、评星、简述信息将获取到的信息存储在Mysql数据库中三、项目流程3.1 分析第一页...

package.json和package-lock.json的坑(区别)_vue项目 使用淘宝镜像 package-lock.json的版本与package.json的版本不-程序员宅基地

文章浏览阅读1.6k次。场景描述VUE项目里用到了前端iview插件,在package.json中添加依赖"dependencies": { "view-design": "^4.1.1",}SVN 项目拉取的package.json,版本是一致的,但是前台部分组件样式不一致。解析说明package.json用于指定依赖版本号。版本号说明:语义版本号分为 X.Y.Z 三位,分别代表主版本号、次版本号和补丁版本号。当代码变更时,版本号按以下原则更新 如果只是修复bug,需要更新Z位。 _vue项目 使用淘宝镜像 package-lock.json的版本与package.json的版本不一样

mysql忘记root密码-程序员宅基地

文章浏览阅读286次,点赞4次,收藏2次。忘记root密码时,在安全模式下重置密码

winedit使用教程_【STemWin教程入门篇】第43章 EDIT-编辑控件-程序员宅基地

文章浏览阅读1k次。第43章EDIT-编辑控件本期教程讲解STemWin支持的编辑控件。43.1编辑控件介绍43.2官方WIDGET_Edit实例43.3对话框上使用编辑框控件43.4总结43.1编辑控件介绍编辑字段通常用作输入文本的主要用户界面:也可使用编辑字段以二进制、十进制或十六进制模式输入值。十进制模式编辑字段的外观与下表所列类似。与复选框类似,编辑字段在禁用时显示为灰色:开启皮肤设置后,编辑框的..._winedit如何使用

【python文本分析】——基于股评文本的情绪分析_python 交易情绪分析-程序员宅基地

文章浏览阅读1w次,点赞24次,收藏291次。目录一、文本处理1、精确模式(默认)2、全模式3、搜索引擎模式二、词云图1、wordcloud模块导入2、词云图实现三、实例——利用股评进行情绪分析1、数据来源及snownlp模块导入2、代码实现3、结果分析一、文本处理中文分词是中文文本处理的一个基础步骤。jieba分词工具是最常见的语言分词工具:import jiebaimport jieba.posseg as psgfrom collections import Counterjieba分词中有三种分词模式,不同的分词模式将直接影响分词_python 交易情绪分析

Scrapy爬虫入门教程十三 Settings(设置)_download warn size-程序员宅基地

文章浏览阅读2.1k次,点赞2次,收藏7次。Scrapy爬虫入门教程一 安装和基本使用 Scrapy爬虫入门教程二 官方提供Demo Scrapy爬虫入门教程三 命令行工具介绍和示例 Scrapy爬虫入门教程四 Spider(爬虫) Scrapy爬虫入门教程五 Selectors(选择器) Scrapy爬虫入门教程六 Items(项目) Scrapy爬虫入门教程七 Item Loaders(项目加载器) Scra..._download warn size

推荐文章

热门文章

相关标签