上一部分我们进入内核启动进程的最后阶段,但是跳过了一些重要的部分
linux内核的入口点是定义在main.c源代码中的start_kernel函数,该函数在内存中储存在LOAD_PHYSICAL_ADDR.该地址取决于 CONFIG_PHYSICAL_START 内核选项,默认是0x1000000
config PHYSICAL_START
hex "Physical address where the kernel is loaded" if (EXPERT || CRASH_DUMP)
default "0x1000000"
---help---
This gives the physical address where the kernel is loaded.
...
...
...
这个值可以在配置时被改变,如果需要这个功能,内核配置选项中CONFIG_RANDOMIZE_BASE应该被打开
现在,linux内核解压到的物理地址以及加载地址会是随机的.这个选项有一部分是为了安全性考虑
页表初始化
在解压器找到一个随机内存范围来解压内核之前,身份映射页表应该被初始化.如果加载器使用16位或32位启动协议,页表会正常初始化.但是如果解压器选择的内存范围仅能在64位的上下文中使用,这时就会出现问题.这是为什么需要再次更新页表
随机化内核加载地址的第一步是建立新的身份映射页表,但首先,我们看看如何获取地址点
前一部分中,在切换到长模式以及跳转到到解压器入口点extract_kernel函数.随机内存以对choose_random_location函数的调用开始
void choose_random_location(unsigned long input,
unsigned long input_size,
unsigned long *output,
unsigned long output_size,
unsigned long *virt_addr)
{}
该函数的有五个参数
input-
input_size-
output; -
output_isze; -
virt_addr.
-
asmlinkage __visible void *extract_kernel(void *rmode, memptr heap,
unsigned char *input_data,
unsigned long input_len,
unsigned char *output,
unsigned long output_len)
{
...
...
...
choose_random_location((unsigned long)input_data, input_len,
(unsigned long *)&output,
max(output_len, kernel_total_size),
&virt_addr);
...
...
...
}
这些参数通过汇编指令传递
leaq input_data(%rip), %rdx
input_data由一个小项目mkpiggy生成.如果你自己尝试过编译linux内核.你会发现输出由该项目生成linux/arch/x86/boot/compressed/piggy.S.在这里,这个项目看起来是这样的
.section ".rodata..compressed","a",@progbits
.globl z_input_len
z_input_len = 6988196
.globl z_output_len
z_output_len = 29207032
.globl input_data, input_data_end
input_data:
.incbin "arch/x86/boot/compressed/vmlinux.bin.gz"
input_data_end:
如你所见,它包含了4个全局符号,前两个是z_input_len和z_output_len,这两个代表压缩的和解压后的vmlinux.bin.gz大小.第三个是input_data参数,指向linux内核镜像二进制文件(已经去除了debug信息,重定位信息)最后一个参数是input_data_end 指向镜像文件的末尾.
所以,在choose_random_location函数中,第一个参数是指向压缩内核镜像的指针.
第二个参数是z_input_len
第三第四个参数是解压内核镜像的地址和它需要的大小,这个地址来自于 arch/x86/boot/compressed/head_64.S ,是startup_32地址通过2mb边界对齐的结果.
大小由z_output_len决定,同样在piggy.s中
最后一个参数是内核加载的虚拟地址,默认同步于物理加载地址
unsigned long virt_addr = LOAD_PHYSICAL_ADDR;
物理加载地址在配置选项中定义
#define LOAD_PHYSICAL_ADDR ((CONFIG_PHYSICAL_START \
+ (CONFIG_PHYSICAL_ALIGN - 1)) \
& ~(CONFIG_PHYSICAL_ALIGN - 1))
我们覆盖了choose-random_location的参数,因此我们看一看它的实现
首先检查命令行中nokaslr选项
if (cmdline_find_option_bool("nokaslr")) {
warn("KASLR disabled: 'nokaslr' on cmdline.");
return;
}
如果nokaslr被设置,则不适用随机地址;在内核文档中能看到对于这方面的信息.
kaslr/nokaslr [X86]
Enable/disable kernel and module base offset ASLR
(Address Space Layout Randomization) if built into
the kernel. When CONFIG_HIBERNATION is selected,
kASLR is disabled by default. When kASLR is enabled,
hibernation will be disabled.
假设我们不使用nokaslr参数, CONFIG_RANDOMIZE_BASE 选项可用,则将kaslr标志位加到内核加载标志中
boot_params->hdr.loadflags |= KASLR_FLAG;
接下来调用initialize_identity_maps()函数arch/x86/boot/compressed/kaslr_64.c
initialize_identity_maps()首先初始化x86_mapping_info结构体 ,命名为mapping_info
mapping_info.alloc_pgt_page = alloc_pgt_page;
mapping_info.context = &pgt_data;
mapping_info.page_flag = __PAGE_KERNEL_LARGE_EXEC | sev_me_mask;
mapping_info.kernpg_flag = _KERNPG_TABLE;
该结构体定义在 arch/x86/include/asm/init.h头文件中.
struct x86_mapping_info {
void *(*alloc_pgt_page)(void *);
void *context;
unsigned long page_flag;
unsigned long offset;
bool direct_gbpages;
unsigned long kernpg_flag;
};
结构体提供了内存映射的信息,在上一部分,我们已经覆盖0–4g的页表,但是这些页表在超出4g范围后就无法使用.因此initialize_identity_maps()函数为新的内存页表入口初始化内存.因此首先看看x86-mapping_info的定义.
alloc_pgt_page是一个用来获取使用空间的回调函数.context是是一个alloc_pgt_data的实例.通过它来追踪使用的页表. page-flag和kernpg_flag属于页的标志.第一个flag设置PMD或PUD入口.kernpg_flag提供为内核提供重写接口.offset代表虚拟地址和物理地址之间的差
alloc_pgt_page用来为页表入口点分配内存,检查一个新页的空间,分配它到alloc_pgt_data的pgt_buf区.并返回新页的地址
entry = pages->pgt_buf + pages->pgt_buf_offset;
pages->pgt_buf_offset += PAGE_SIZE;
alloc_pgt_data结构体
struct alloc_pgt_data {
unsigned char *pgt_buf;
unsigned long pgt_buf_size;
unsigned long pgt_buf_offset;
};
initialize_identity_maps 函数的最后目标是初始化pgdt_buf_size和pgt_buf_offset我们只在初始化阶段,因此将偏移设置成0;
pgt_data.pgt_buf_offset = 0;
pgt-buf_size被设置成 77824 或 69632,这取决于使用的引导器是32位还是64位.对于pgt_buf也是同样的原则.如果引导器在startup_32加载内核,pgdt_buf指向已初始化页表的末尾,
pgt_data.pgt_buf = _pgtable + BOOT_INIT_PGT_SIZE;
这里,_pgtable指向_pgtable开头,
另外,如果使用startup_64 页表已经被引导自身处理完毕._pgtable只需要指向这些表
pgt_data.pgt_buf = _pgtable
页表的缓存被初始化,我们返回到choose_random_location中
保留内存
在验证初始化页表后,选择一段随机的内存地址解压内核镜像,但我们不能随意选择内存地址,因为内存中有一部分保留空间.例如initrd和命令行所占的空间必须保留.这些保留空间由mem-avoid_init函数来实现.
mem_avoid_init(input, input_size, *output);
所有不安全的内存地区被收集在一个叫memavoid的数组里
struct mem_vector {
unsigned long long start;
unsigned long long size;
};
static struct mem_vector mem_avoid[MEM_AVOID_MAX];
MEM_AVOID_MAX是mem_avoid_index枚举类型
enum mem_avoid_index {
MEM_AVOID_ZO_RANGE = 0,
MEM_AVOID_INITRD,
MEM_AVOID_CMDLINE,
MEM_AVOID_BOOTPARAMS,
MEM_AVOID_MEMMAP_BEGIN,
MEM_AVOID_MEMMAP_END = MEM_AVOID_MEMMAP_BEGIN + MAX_MEMMAP_REGIONS - 1,
MEM_AVOID_MAX,
};
这两个都定义在 arch/x86/boot/compressed/kaslr.c中
在mem_avoid_init函数的实现中,主要目标是让mem_avoid数组通过mem_avoid_index的储存的保留地址信息
为新的映射缓冲区创建新的页.在mem_avoid_index函数中也是这么做的.
mem_avoid[MEM_AVOID_ZO_RANGE].start = input;
mem_avoid[MEM_AVOID_ZO_RANGE].size = (output + init_size) - input;
add_identity_map(mem_avoid[MEM_AVOID_ZO_RANGE].start,
mem_avoid[MEM_AVOID_ZO_RANGE].size);
mem_avoid_init函数首先尝试禁止被解压内核占用的内存地址,将mem_avoid[MEM_AVOID_ZO_RANG]填充为入口点,以及所需内存的大小.随后调用add_indentity_map函数,该函数这一片内存设置认证.
void add_identity_map(unsigned long start, unsigned long size)
{
unsigned long end = start + size;
start = round_down(start, PMD_SIZE);
end = round_up(end, PMD_SIZE);
if (start >= end)
return;
kernel_ident_mapping_init(&mapping_info, (pgd_t *)top_level_pgt,
start, end);
}
round_up``round_down函数用来矫正开始和结束的地址偏移为2mb.
add_identity_map在最后调用kernel_ident_mapping_init.参数为已经初始化好的mapping_info实例.最高级页表的地址,,以及应该被新建的内存实例的开始结束地址.
kernel_ident_mapping_init函数为新页设置默认的标志位
if (!info->kernpg_flag)
info->kernpg_flag = _KERNPG_TABLE;
然后开始建立新的2mb页入口(如果使用5级页表 则PGD -> P4D -> PUD -> PMD ,如果是4级页表,则 PGD -> PUD -> PMD)并连接到给定的地址.
for (; addr < end; addr = next) {
p4d_t *p4d;
next = (addr & PGDIR_MASK) + PGDIR_SIZE;
if (next > end)
next = end;
p4d = (p4d_t *)info->alloc_pgt_page(info->context);
result = ident_p4d_init(info, p4d, addr, next);
return result;
}
在这个循环中首先为给定的地址寻找PGD,如果入口点的地址比给定地区的结束地址大,那么将大小设置为end
然后我们通过x86_mapping_info函数分配一个新页.调用ident_p4d_init函数,这个函数会为低一级的页表分配新页
到此
我们拥有了新的页入口接下来只需要为initrd和其他的一些数据建立页就行了
结束后返回choose_random_location函数
物理地址随机化
在保留内存被放在了mem_avoid后,为它们建立身份映射页表,我们选择最低的可用地址来进行解压
min_addr = min(*output, 512UL << 20);
该地址应该在第一个512mb之内,之所以选择512是为了避免低内存地址中的一些数据的干扰
然后开始选择物理地址和虚拟地址来加载内核
第一个物理地址是
random_addr = find_random_phys_addr(min_addr, output_size);
find_random_phys_addr()定义在 kasl,c 中.
static unsigned long find_random_phys_addr(unsigned long minimum,
unsigned long image_size)
{
minimum = ALIGN(minimum, CONFIG_PHYSICAL_ALIGN);
if (process_efi_entries(minimum, image_size))
return slots_fetch_random();
process_e820_entries(minimum, image_size);
return slots_fetch_random();
}
process_efi_entries函数的主要目标是寻找合适的可用的内存空间.如果编译内核或者是启动系统时没有EFI支持.我们会继续在e820空间中寻找这样的空间.所有被找到的可用的地址空间都被放在slot_areas中.
struct slot_area {
unsigned long addr;
int num;
};
#define MAX_SLOT_AREA 100
static struct slot_area slot_areas[MAX_SLOT_AREA];
内核会选择一个随机的下标.这个选择的程序在slots_fetch_random中实现.该函数能在 slot_areas结构中选择出一个随机的内存范围
slot = kaslr_get_random_long("Physical") % slot_max;
kaslr_get_random_long定义在arch/x86/lib/kaslr.c ,返回随机数.这个数字能以很多种方式获取(如 :使用时间戳,rdrand等)
虚拟地址随机化
物理地址随机选择后,我们从身份验证页表为获取地址
random_addr = find_random_phys_addr(min_addr, output_size);
if (*output != random_addr) {
add_identity_map(random_addr, output_size);
*output = random_addr;
}
从现在开始,output储存内存区域的基地址,现在我们只随机化了物理地址.也能像在x86_64架构下一样,随机化虚拟地址
if (IS_ENABLED(CONFIG_X86_64))
random_addr = find_random_virt_addr(LOAD_PHYSICAL_ADDR, output_size);
*virt_addr = random_addr;
在其他架构下,物理地址和虚拟地址的随机化也是同样的流程,find_random_virt_addr找出需要的大小范围,它调用kaslr_get_random_long 来进行更深一层的工作.
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