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概述

在现代操作系统中，每个进程都有自己的虚拟地址空间（从虚拟地址映射到物理地址）。此虚拟地址空间由内存页（某些固定大小的连续内存块）组成，每个页都有保护标志，用于确定允许此页面访问的类型（读取，写入和执行）。这种机制依赖于架构页表（有趣的是，在x64架构中，你不能使页面只写（write-only），就算你特意从操作系统请求，它也总是可读的）。

在Windows中，你可以使用VirtualProtect或VirtualProtectEx这两个API更改内存区域的保护。后者让我们的任务变得非常简单：它的第一个参数hProcess是“要改变内存保护的进程的句柄”（参见MSDN）。

另一方面，在Linux中，我们并不那么幸运：更改内存保护的API是系统调用mprotect或pkey_mprotect，并且两者始终在当前进程的地址空间上运行。 我们现在回顾一下在x64架构上的Linux中解决此任务的方法（我们假设是root权限）。

而在Linux中，我们就没那么幸运了，更改内存保护的API是系统调用（mprotect或pkey_mprotect），并且两者始终在当前进程的地址空间上运行。所以现在我们来回顾一下在Linux x64架构上解决此问题的方法（假设是root权限）。

方案一：代码注入

如果mprotect总是作用于当前进程，那么我们就需要让目标进程从它自己的上下文中调用它。这称为代码注入，可以通过许多不同的方式实现。我们选择使用ptrace机制实现它，其允许一个进程“观察并控制另一个进程的执行”（参见手册），包括更改目标进程的内存的能力。此机制用于调试器（如gdb）和跟踪程序（如strace）。使用ptrace注入代码所需的步骤如下：

1. 通过ptrace附加到目标进程。如果进程中有多个线程，那就终止所有其他线程

2. 找到可执行内存区域（通过检查/proc/PID/maps）并在那里写操作码（hex：0f 05）

3.根据调用约定修改寄存器：首先将rax更改为mprotect的系统调用号（即10）。然后三个参数（起始地址，长度和所需的保护）分别存储在rdi，rsi和rdx中。最后，将rip更改为步骤2中使用的地址

4. 恢复进程直到系统调用返回（ptrace允许你跟踪系统调用的进入和退出）

5. 恢复被覆盖的内存和寄存器，从进程中分离并恢复正常执行

这种方法是第一个也是最直观的方法，但是我们之后发现Linux中的另一种叫seccomp的机制会工作得更好。它是Linux内核中的一个安全工具，允许进程自己进入某种封闭状态，除了read，write，_exit和sigreturn之外，它不能调用任何系统调用。不过也可以选择任意系统调用及其参数来仅仅过滤指定的系统调用。

因此，如果进程启用了seccomp模式并且我们尝试将mprotect调用到其中，那么内核将终止进程，因为不允许此系统调用。所以我们要寻求更好的解决方案......

方案二：模仿内核模块中的mprotect

由于seccomp，用户态中每个解决方案都不可行，因此下一个方法肯定存在于内核态中。在Linux内核中，每个线程（用户线程和内核线程）都由名为task_struct的结构表示，并且当前线程（任务）可通过指针访问。内核中mprotect的内部实现使用指针current，所以我们首先想到的是将mprotect的代码复制粘贴到我们的内核模块，并用指向目标线程的task_struct的指针替换每次出现的current。

可能你已经猜到了，复制C代码并不是那么简单，其中有大量我们无法访问的，未导出的函数，变量和宏。某些函数声明在头文件中导出，但内核不会导出它们的实际地址。如果内核是由kallsyms支持编译的，那么这个特定的问题就可以解决，然后通过文件/proc/kallsysm导出所有内部符号。

尽管存在这些问题，我们仍以mprotect的本质进行尝试，甚至仅用于教育目的。因此，我们开始编写一个内核模块，它获取mprotect目标PID和参数，并模仿其行为。首先，我们需要获取所需的内存映射对象，它表示线程的地址空间：

/* 通过PID寻找任务 */    pid_struct = find_get_pid(params.pid);    if (!pid_struct)        return -ESRCH;    task = get_pid_task(pid_struct, PIDTYPE_PID);    if (!task) {        ret = -ESRCH;        goto out;    }    /* Get the mm of the task */    mm = get_task_mm(task);    if (!mm) {        ret = -ESRCH;        goto out;    }    …    …out:    if (mm) mmput(mm);    if (task) put_task_struct(task);    if (pid_struct) put_pid(pid_struct);

现在我们有了内存映射对象，就需要深入挖掘。Linux内核实现了一个抽象层来管理内存区域，每个区域由结构vm_area_struct表示。为了找到正确的内存区域，我们使用函数find_vma，它通过所需的地址搜索内存映射。

vm_area_struct包含字段vm_flags，其以与结构无关的方式表示存储器区域的保护标志，vm_page_prot以体系结构相关的方式表示。单独更改这些字段不会真正地影响页表（但会影响proc/PID/maps的输出，我们已经尝试过）。 你可以点击这里获取更多内容。

在深入研究内核代码之后，我们发现了真正改变内存区域保护所需的最基本工作：

1. 将字段vm_flags更改为所需的保护

2. 调用函数vma_set_page_prot_func来根据vm_flags字段更新vm_page_prot

3. 调用函数change_protection_func更新页表中的保护位。

这段代码虽然有效，但它有很多问题，首先，我们只实现了mprotect的基本部分，但原始函数比我们做的要多得多（例如通过保护标志分割和连接内存区域）。其次，我们使用两个内核函数，这些函数不是由内核导出的（vma_set_page_prot_func和change_protection_func）。我们可以使用kallsyms来调用它们，但是这很容易出问题（将来可能会更改它们的名称，或者会改变内存区域的整个内部实现）。所以我们想要一个更通用的解决方案，不考虑内部结构。

方案三：使用目标进程的内存映射

这种方法与第一种方法非常相似，因为我们希望在目标进程的上下文中执行代码。但在这里，我们会用自己的线程中执行代码，同时使用目标进程的“内存上下文”，这意味着：我们会使用其地址空间。

通过几个API可以在内核态下更改地址空间，我们使用了use_mm。如文档明确指出的那样，“此例程仅用于从内核线程上下文中调用”。这些是在内核中创建的线程，不需要任何用户地址空间，因此可以更改其地址空间（地址空间内的内核区域在每个任务中以相同的方式映射）。

在内核线程中运行代码有一种简单方法，就是内核的工作队列接口，它允许你使用特定例程和特定参数来安排工作。我们的例程获取所需进程的内存映射对象和mprotect的参数，并执行以下操作（do_mprotect_pkey是内核中实现mprotect和pkey_mprotect系统调用的内部函数）：

use_mm(suprotect_work->mm);suprotect_work->ret_value = do_mprotect_pkey(suprotect_work->start,                                             suprotect_work->len,                                             suprotect_work->prot, -1);unuse_mm(suprotect_work->mm);

当我们的内核模块在某个进程（通过一个特殊的IOCTL）获得更改保护的请求时，它首先找到所需的内存映射对象，然后使用正确的参数来调度工作。这个方案仍有一个小问题：函数do_mprotect_pkey_func不由内核导出，需要使用kallsyms获取。与前一个解决方案不同，这个内部函数不太容易发生变化，因为它与系统调用pkey_mprotect有关，而且我们无需处理内部结构。

如果你有兴趣，可以在github中找到这个PoC内核模块的源代码。

到此，相信大家对“Linux如何在任意进程中修改内存保护”有了更深的了解，不妨来实际操作一番吧！这里是创新互联网站，更多相关内容可以进入相关频道进行查询，关注我们，继续学习！

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