原创 dog250 Linux阅码场 2019-11-20
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taskstruct结构体，sock结构体，skbuff结构体，进程数据等等都在里面的某个位置：
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。
4. .....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devmemisallowed，使其恒返回1.操作演示过程如下：
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devmemsiallowed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inittask到物理内存的映射规则，从inittask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waitqueuehead_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waitqueueheadt对象内部又被一个waitqueuet对象链入，该waitqueueheadt对象被tcpdump始发的pollwqueues结构体所管理，最终它的pollingtask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：
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：
- 遍历procfs文件系统的进程pid目录，解析目录的内容。
- 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：
- 通过sock结构体找到固定偏移处的waitqueueheadt字段skwq。
- 通过waitqueueheadt找到waitqueuet字段listhead。
- 通过listhead对象找到waitqueue_t字段。
- 通过waitqueuet对象找到poll_wqueues字段private。
- 通过pollwqueues对象找到taskt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：
- 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. c//arch/x86/include/asm/page_64types.h:32: #define _PAGE_OFFSET _AC(0xffff880000000000, UL)
- 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 bash ffffffff81951440 D init_task
我们看下x86_64内存映射整体的模样：
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。
inittask，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。inittask该在何处？
inittask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 inittask 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.x8664 的代码跑在 3.10.0-862.11.6.el7.x8664 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：
- SIGKILL杀掉它。
- 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devmemisallowed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devmemisallowed的地址：
ffffffff8105e630 T devmem_is_allowed这是它原来的样子：
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：
值得注意的是，devmemisallowed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devmemisallowed开始，到恢复devmemisallowed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：
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。
（完）
来源：oschina
链接：https://my.oschina.net/u/4290163/blog/4756572