先来个满满的回忆：
https://blog.csdn.net/dog250/article/details/6446192
2011年写这篇文章的时候，我的女儿小小还没有出生。
评价一下这篇文章，总体写得还不错，但排版不行。时间如白驹过隙，快十年过去了，今天我来旧事重提。
添加新的系统调用 ，这是一个老掉牙的话题。前段时间折腾Rootkit的时候，我有意避开涉及HOOK劫持系统调用的话题，我主要是想来点新鲜的东西，毕竟关于劫持系统调用这种话题，网上的资料可谓汗牛充栋。
本文的主题依然不是劫持系统调用，而是添加系统调用，并且是动态添加系统调用，即在不重新编译内核的前提下添加系统调用，毕竟如果可以重新编译内核的话，那实在是没有意思。
但文中所述动态新增系统调用的方式依然是老掉牙的方式，甚至和2011年的文章有所雷同，但是 这篇文章介绍的方式足够清爽！
我们从一个问题开始。我的问题是：
- Linux系统中如何获取以及修改当前进程的名字？？
你去搜一下这个topic，一堆冗余繁杂的方案，大多数都是借助procfs来完成这个需求，但没有直接的让人感到清爽的方法，比如调用一个getname接口即可获取当前进程的名字，调用一个modname接口就能修改自己的名字，没有这样的方法。
所以，干嘛不增加两个系统调用呢：
- sys_getname: 获取当前进程名。
- sys_setname: 修改当前进程名。
总体上，这是一个 增加两个系统调用的问题。
下面先演示动态增加一个系统调用的原理。还是使用2011年的老例子，这次我简单点，用systemtap脚本来实现。
千万不要质疑systemtap的威力，它的guru模式其实就是一个普通的内核模块，只是让编程变得更简单，所以， 把systemtap当一种方言来看待，而不仅仅作为调试探测工具。 甚至纯guru模式的stap脚本根本没有用到int 3断点，它简直可以用于线上生产环境！
演示增加系统调用的stap脚本如下：
#!/usr/bin/stap -g
// newsyscall.stap
%{
unsigned char *old_tbl;
// 这里借用本module的地址，分配静态数组new_tbl作为新的系统调用表。
// 注意：不能调用kmalloc，vmalloc分配，因为在x86_64平台它们的地址无法被内核rel32跳转过来！
unsigned char new_tbl[8*500] = {0};
unsigned long call_addr = 0;
unsigned long nr_addr = 0;
unsigned int off_old;
unsigned short nr_old;
// 使用内核现成的poke text接口，而不是自己去修改页表权限。
// 当然，也可以修改CR0，不过这显然没有直接用text_poke清爽。
// 这是可行的，不然呢？内核自己的ftrace或者live kpatch怎么办？！
void *(*_text_poke_smp)(void *addr, const void *opcode, size_t len);
%}
%{
// 2011年文章里的例子，打印一句话而已，我修改了函数名字，称作“皮鞋”
asmlinkage long sys_skinshoe(int i)
{
printk("new call----:%d\n", i);
return 0;
}
%}
function syscall_table_poke()
%{
unsigned short nr_new = 0;
unsigned int off_new = 0;
unsigned char *syscall;
unsigned long new_addr;
int i;
new_addr = (unsigned long)sys_skinshoe;
syscall = (void *)kallsyms_lookup_name("system_call");
old_tbl = (void *)kallsyms_lookup_name("sys_call_table");
_text_poke_smp = (void *)kallsyms_lookup_name("text_poke_smp");
// 拷贝原始的系统调用表,3200个字节有点多了，但绝对不会少。
memcpy(&new_tbl[0], old_tbl, 3200);
// 获取新系统调用表的disp32偏移(x86_64带符号扩展)。
off_new = (unsigned int)((unsigned long)&new_tbl[0]);
// 在system_call函数的指令码里进行特征匹配，匹配cmp $0x143 %rax
for (i = 0; i < 0xff; i++) {
if (syscall[i] == 0x48 && syscall[i+1] == 0x3d) {
nr_addr = (unsigned long)&syscall[i+2];
break;
}
}
// 在system_call函数的指令码里进行特征匹配，匹配callq *xxxxx(,%rax,8)
for (i = 0; i < 0xff; i++) {
if (syscall[i] == 0xff && syscall[i+1] == 0x14 && syscall[i+2] == 0xc5) {
call_addr = (unsigned long)&syscall[i+3];
break;
}
}
// 1. 增加一个系统调用数量
// 2. 使能新的系统调用表
off_old = *(unsigned int *)call_addr;
nr_old = *(unsigned short *)nr_addr;
// 设置新的系统调用入口函数
*(unsigned long *)&new_tbl[nr_old*8 + 8] = new_addr;
nr_new = nr_old + 1;
memcpy(&new_tbl[nr_new*8 + 8], &old_tbl[nr_old*8 + 8], 16);
// poke 代码
_text_poke_smp((void *)nr_addr, &nr_new, 2);
_text_poke_smp((void *)call_addr, &off_new, 4);
%}
function syscall_table_clean()
%{
_text_poke_smp((void *)nr_addr, &nr_old, 2);
_text_poke_smp((void *)call_addr, &off_old, 4);
%}
probe begin
{
syscall_table_poke();
}
probe end
{
syscall_table_clean();
}
唯一需要解释的就是两处poke：
- 修改系统调用数量的限制。
- 修改系统调用表的位置。
我们从system_call指令码中一看便知：
crash> dis system_call
0xffffffff81645110 <system_call>: swapgs
...
# 0x143需要修改为0x144
0xffffffff81645173 <system_call_fastpath>: cmp $0x143,%rax
0xffffffff81645179 <system_call_fastpath+6>: ja 0xffffffff81645241 <badsys>
0xffffffff8164517f <system_call_fastpath+12>: mov %r10,%rcx
# -0x7e9b2c40需要被修正为新系统调用表的disp32偏移
0xffffffff81645182 <system_call_fastpath+15>: callq *-0x7e9b2c40(,%rax,8)
0xffffffff81645189 <system_call_fastpath+22>: mov %rax,0x20(%rsp)
如果代码正常，那么直接执行上面的stap脚本的话，新的系统调用应该已经生成，它的系统调用号为324，也就是0x143+1。至于说为什么系统调用号必须是逐渐递增的，请看：
callq *-0x7e9b2c40(,%rax,8)
上述代码的含义是：
call index * 8 + disp32_offset
这意味着内核是按照数组下标的方式索引系统调用的，这要求它们必须连续存放。
好了，回到现实，我们上面的行动是否成功了呢？事情到底是不是我们想象的那样的呢？我们写个测试case验证一下：
// newcall.c
int main(int argc, char *argv[])
{
syscall(324, 1234);
perror("new system call");
}
执行之，看结果：
[root@localhost test]# gcc newcall.c
[root@localhost test]# ./a.out
new system call: Success
[root@localhost test]# dmesg
[ 1547.387847] stap_6874ae02ddb22b6650aee5cd2e080b49_2209: systemtap: 3.3/0.176, base: ffffffffa03b6000, memory: 106data/24text/0ctx/2063net/9alloc kb, probes: 2
[ 1549.119316] new call----:1234
OK，成功！此时我们Ctrl-C掉我们的stap脚本，再次执行a.out：
[root@localhost test]# ./a.out
new system call: Function not implemented
完全符合预期。
OK，那么现在开始正事，即新增两个系统调用，sys_getname和sys_setname，分别为获取和设置当前进程的名字。
来吧，让我们开始。
其实 newsyscall.stap 已经足够了，稍微改一下即可，但是这里的 稍微改 体现了品质和优雅：
- 改为oneshot模式，毕竟我不希望有个模块在系统里。
oneshot模式需要动态分配内存，保证在stap模块退出后这块内存不会随着模块的卸载而自动释放。而这个，我已经玩腻了。
直接上代码：
#!/usr/bin/stap -g
// poke.stp
%{
// 为了rel32偏移的可达性，借用模块映射空间的范围来分配内存。
#define START _AC(0xffffffffa0000000, UL)
#define END _AC(0xffffffffff000000, UL)
// 保存原始的系统调用表。
unsigned char *old_tbl;
// 保存新的系统调用表。
unsigned char *new_tbl;
// call系统调用表的位置。
unsigned long call_addr = 0;
// 系统调用数量限制检查的位置。
unsigned long nr_addr = 0;
// 原始的系统调用表disp32偏移。
unsigned int off_old;
// 原始的系统调用数量。
unsigned short nr_old;
void * *(*___vmalloc_node_range)(unsigned long, unsigned long,
unsigned long, unsigned long, gfp_t,
pgprot_t, int, const void *);
void *(*_text_poke_smp)(void *addr, const void *opcode, size_t len);
%}
%{
// 新系统调用的text被copy到了新的页面，因此最好不要调用内核函数。
// 这是因为内核函数之间的互调使用的是rel32调用，这就需要校准偏移，太麻烦。
// 记住：作为例子，不调用printk，也不调用memcpy/memset...如果想秀花活儿，自己去校准吧。
// 详细的秀法，参见我前面关于rootkit的文章。
long sys_setskinshoe(char *newname, unsigned int len)
{
int i;
if (len > 16 - 1)
return -1;
for (i = 0; i < len; i++) {
current->comm[i] = newname[i];
}
current->comm[i] = 0;
return 0;
}
long sys_getskinshoe(char *name, unsigned int len)
{
int i;
if (len > 16 - 1)
return -1;
for (i = 0; i < len; i++) {
name[i] = current->comm[i];
}
return 0;
}
unsigned char *stub_sys_skinshoe;
%}
function syscall_table_poke()
%{
unsigned short nr_new = 0;
unsigned int off_new = 0;
unsigned char *syscall;
unsigned long new_addr;
int i;
syscall = (void *)kallsyms_lookup_name("system_call");
old_tbl = (void *)kallsyms_lookup_name("sys_call_table");
___vmalloc_node_range = (void *)kallsyms_lookup_name("__vmalloc_node_range");
_text_poke_smp = (void *)kallsyms_lookup_name("text_poke_smp");
new_tbl = (void *)___vmalloc_node_range(8*500, 1, START, END,
GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL_EXEC,
-1, NULL/*__builtin_return_address(0)*/);
stub_sys_skinshoe = (void *)___vmalloc_node_range(0xff, 1, START, END,
GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL_EXEC,
-1, NULL);
// 拷贝代码指令
memcpy(&stub_sys_skinshoe[0], sys_setskinshoe, 90);
memcpy(&stub_sys_skinshoe[96], sys_getskinshoe, 64);
// 拷贝系统调用表
memcpy(&new_tbl[0], old_tbl, 3200);
new_addr = (unsigned long)&stub_sys_skinshoe[0];
off_new = (unsigned int)((unsigned long)&new_tbl[0]);
// cmp指令匹配
for (i = 0; i < 0xff; i++) {
if (syscall[i] == 0x48 && syscall[i+1] == 0x3d) {
nr_addr = (unsigned long)&syscall[i+2];
break;
}
}
// call指令匹配
for (i = 0; i < 0xff; i++) {
if (syscall[i] == 0xff && syscall[i+1] == 0x14 && syscall[i+2] == 0xc5) {
call_addr = (unsigned long)&syscall[i+3];
break;
}
}
off_old = *(unsigned int *)call_addr;
nr_old = *(unsigned short *)nr_addr;
// 设置setskinshoe
*(unsigned long *)&new_tbl[nr_old*8 + 8] = new_addr;
new_addr = (unsigned long)&stub_sys_skinshoe[96];
// 设置getskinshoe
*(unsigned long *)&new_tbl[nr_old*8 + 8 + 8] = new_addr;
// 系统调用数量增加2个
nr_new = nr_old + 2;
// 后移tail stub
memcpy(&new_tbl[nr_new*8 + 8], &old_tbl[nr_old*8 + 8], 16);
_text_poke_smp((void *)nr_addr, &nr_new, 2);
_text_poke_smp((void *)call_addr, &off_new, 4);
// 至此，新的系统调用表已经生效，尽情修改吧！
%}
probe begin
{
syscall_table_poke();
exit();
}
顺便，我把恢复原始系统调用表的操作脚本也附带上：
#!/usr/bin/stap -g
// revert.stp
%{
void *(*_text_poke_smp)(void *addr, const void *opcode, size_t len);
%}
function syscall_table_revert()
%{
unsigned int off_new, off_old;
unsigned char *syscall;
unsigned long nr_addr = 0, call_addr = 0, orig_addr, *new_tbl;
// 0x143这个还是记在脑子里吧.
unsigned short nr_calls = 0x0143, curr_calls;
int i;
syscall = (void *)kallsyms_lookup_name("system_call");
orig_addr = (unsigned long)kallsyms_lookup_name("sys_call_table");
_text_poke_smp = (void *)kallsyms_lookup_name("text_poke_smp");
for (i = 0; i < 0xff; i++) {
if (syscall[i] == 0x48 && syscall[i+1] == 0x3d) {
nr_addr = (unsigned long)&syscall[i+2];
break;
}
}
for (i = 0; i < 0xff; i++) {
if (syscall[i] == 0xff && syscall[i+1] == 0x14 && syscall[i+2] == 0xc5) {
call_addr = (unsigned long)&syscall[i+3];
break;
}
}
curr_calls = *(unsigned short *)nr_addr;
off_new = *(unsigned int *)call_addr;
off_old = (unsigned int)orig_addr;
// decode出自己的系统调用表的地址。
new_tbl = (unsigned long *)(0xffffffff00000000 | off_new);
_text_poke_smp((void *)nr_addr, &nr_calls, 2);
_text_poke_smp((void *)call_addr, &off_old, 4);
vfree((void *)new_tbl[nr_calls + 1]);
/*
// loop free
// 如果你增加的系统调用比较多，且分布在不同的malloc页面，那么就需要循环free
for (i = 0; i < curr_calls - nr_calls; i ++) {
vfree((void *)new_tbl[nr_calls + 1 + i]);
}
*/
// 释放自己的系统调用表
vfree((void *)new_tbl);
%}
probe begin
{
syscall_table_revert();
exit();
}
来吧，开始我们的实验！
我不懂编程，所以我只能写最简单的代码展示效果，下面的C代码直接调用新增的两个系统调用，首先它获得并打印自己的名字，然后把名字改掉，最后再次获取并打印自己的名字：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
int main(int argc, char *argv[])
{
char name[16] = {0};
syscall(325, name, 12);
perror("-- get name before");
printf("my name is %s\n", name);
syscall(324, argv[1], strlen(argv[1]));
perror("-- Modify name");
syscall(325, name, 12);
perror("-- get name after");
printf("my name is %s\n", name);
return 0;
}
下面是实验结果：
# 未poke时的结果
[root@localhost test]# ./test_newcall skinshoe
-- get name before: Function not implemented
my name is
-- Modify name: Function not implemented
-- get name after: Function not implemented
my name is
[root@localhost test]#
[root@localhost test]# ./poke.stp
[root@localhost test]#
# poke之后的结果，此时lsmod，你将看不到任何和这个poke相关的内核模块，这就是oneshot的效果。
[root@localhost test]# ./test_newcall skinshoe
-- get name before: Success
my name is test_newcall
-- Modify name: Success
-- get name after: Success
my name is skinshoe
[root@localhost test]#
[root@localhost test]# ./revert.stp
[root@localhost test]#
# revert之后的结果
[root@localhost test]# ./test_newcall skinshoe
-- get name before: Function not implemented
my name is
-- Modify name: Function not implemented
-- get name after: Function not implemented
my name is
[root@localhost test]#
足够简单，足够直接，工人们和经理都可以上手一试。
我们如果让新增的系统调用干点坏事，那再简单不过了，得手之后呢？如何防止被经理抓到呢？封堵模块加载的接口即可咯，反正不加载内核模块，谁也别想看到当前系统的内核被hack成了什么样子，哦，对了，把/dev/mem的mmap也堵死哦…
…不过这是下面文章的主题了。
好了，今天就先写到这儿吧。
浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。
来源：oschina
链接：https://my.oschina.net/u/4257773/blog/4268851