宋牧春: Linux内核内存corruption检查机制KASAN实现原理

1. 前言

KASAN是一个动态检测内存错误的工具。KASAN可以检测全局变量、栈、堆分配的内存发生越界访问等问题。功能比SLUB DEBUG齐全并且支持实时检测。越界访问的严重性和危害性通过我之前的文章（SLUB DEBUG技术）应该有所了解。正是由于SLUB DEBUG缺陷，因此我们需要一种更加强大的检测工具。难道你不想吗？KASAN就是其中一种。

KASAN的使用真的很简单。但是我是一个追求刨根问底的人。仅仅止步于使用的层面，我是不愿意的，只有更清楚的了解实现原理才能更加熟练的使用工具。不止是KASAN，其他方面我也是这么认为。但是，说实话，写这篇文章是有点底气不足的。

因为从我查阅的资料来说，国内没有一篇文章说KASAN的工作原理，国外也是没有什么文章关注KASAN的原理。大家好像都在说How to use。由于本人水平有限，就根据现有的资料以及自己阅读代码揣摩其中的意思。本文章作为抛准引玉，如果有不合理的地方还请指正。

注：文章代码分析基于linux-4.15.0-rc3。

2. 简介

KernelAddressSANitizer（KASAN）是一个动态检测内存错误的工具。它为找到use-after-free和out-of-bounds问题提供了一个快速和全面的解决方案。KASAN使用编译时检测每个内存访问，因此您需要GCC 4.9.2或更高版本。

检测堆栈或全局变量的越界访问需要GCC 5.0或更高版本。目前KASAN仅支持x86_64和arm64架构（linux 4.4版本合入）。你使用ARM64架构，那么就需要保证linux版本在4.4以上。当然了，如果你使用的linux也有可能打过KASAN的补丁。

例如，使用高通平台做手机的厂商使用linux 3.18同样支持KASAN。

3. 如何使用

使用KASAN工具是比较简单的，只需要添加kernel以下配置项。

CONFIG_SLUB_DEBUG=y

CONFIG_KASAN=y

为什么这里必须打开SLUB_DEBUG呢？是因为有段时间KASAN是依赖SLUBU_DEBUG的，什么意思呢？就是在Kconfig中使用了depends on，明白了吧。

不过最新的代码已经不需要依赖了，可以看下提交。但是我建议你打开该选项，因为log可以输出更多有用的信息。重新编译kernel即可，编译之后你会发现boot.img（Android环境）大小大了一倍左右。

所以说，影响效率不是没有道理的。不过我们可以作为产品发布前的最后检查，也可以排查越界访问等问题。我们可以查看内核日志内容是否包含KASAN检查出的bugs信息。

4. KASAN是如何实现检测的？

KASAN的原理是利用额外的内存标记可用内存的状态。这部分额外的内存被称作shadow memory（影子区）。KASAN将1/8的内存用作shadow memory。使用特殊的magic num填充shadow memory，在每一次load/store（load/store检查指令由编译器插入）内存的时候检测对应的shadow memory确定操作是否valid。

连续8 bytes内存（8 bytes align）使用1 byte shadow memory标记。如果8 bytes内存都可以访问，则shadow memory的值为0；如果连续N（1 =《 N 《= 7） bytes可以访问，则shadow memory的值为N；如果8 bytes内存访问都是invalid，则shadow memory的值为负数。

在代码运行时，每一次memory access都会检测对应的shawdow memory的值是否valid。这就需要编译器为我们做些工作。编译的时候，在每一次memory access前编译器会帮我们插入__asan_load##size（）或者__asan_store##size（）函数调用（size是访问内存字节的数量）。这也是要求更新版本gcc的原因，只有更新的版本才支持自动插入。

mov x0， #0x5678

movk x0， #0x1234， lsl #16

movk x0， #0x8000， lsl #32

movk x0， #0xffff， lsl #48

mov w1， #0x5

bl __asan_store1

strb w1， ［x0］

上面一段汇编指令是往0xffff800012345678地址写5。在KASAN打开的情况下，编译器会帮我们自动插入bl __asan_store1指令，__asan_store1函数就是检测一个地址对应的shadow memory的值是否允许写1 byte。

蓝色汇编指令就是真正的内存访问。因此KASAN可以在out-of-bounds的时候及时检测。__asan_load##size（）和__asan_store##size（）的代码在mm/kasan/kasan.c文件实现。

4.1. 如何根据shadow memory的值判断内存访问操作是否valid？

shadow memory检测原理的实现主要就是__asan_load##size（）和__asan_store##size（）函数的实现。那么KASAN是如何根据访问的address以及对应的shadow memory的状态值来判断访问是否合法呢？首先看一种最简单的情况。访问8 bytes内存。

long *addr = （long *）0xffff800012345678;

*addr = 0;

以上代码是访问8 bytes情况，检测原理如下：

long *addr = （long *）0xffff800012345678;

char *shadow = （char *）（（（unsigned long）addr 》》 3） + KASAN_SHADOW_OFFSE）;

if （*shadow）

report_bug（）;

*addr = 0;

红色区域类似是编译器插入的指令。既然是访问8 bytes，必须要保证对应的shadow mempry的值必须是0，否则肯定是有问题。那么如果访问的是1，2 or 4 bytes该如何检查呢？也很简单，我们只需要修改一下if判断条件即可。修改如下：

if （*shadow && *shadow 《 （（unsigned long）addr & 7） + N）; //N = 1，2，4

如果*shadow的值为0代表8 bytes均可以访问，自然就不需要report bug。addr & 7是计算访问地址相对于8字节对齐地址的偏移。还是使用下图来说明关系吧。假设内存是从地址8~15一共8 bytes。对应的shadow memory值为5，现在访问11地址。那么这里的N只要大于2就是invalid。

4.2. shadow memory内存如何分配？

在ARM64中，假设VA_BITS配置成48。那么kernel space空间大小是256TB，因此shadow memory的内存需要32TB。我们需要在虚拟地址空间为KASAN shadow memory分配地址空间。所以我们有必要了解一下ARM64 memory layout。

基于linux-4.15.0-rc3的代码分析，我绘制了如下memory layout（VA_BITS = 48）。kernel space起始虚拟地址是0xffff_0000_0000_0000，kernel space被分成几个部分分别是KASAN、MODULE、VMALLOC、FIXMAP、PCI_IO、VMEMMAP以及linear mapping。其中KASAN的大小是32TB，正好是kernel space大小的1/8。不知道你注意到没有，KERNEL的位置相对以前是不是有所不一样。

你的印象中，KERNEL是不是位于linear mapping区域，这里怎么变成了VMALLOC区域？这里是Ard Biesheuvel提交的修改。主要是为了迎接ARM64世界的KASLR（which allows the kernel image to be located anywhere in the vmalloc area）的到来。

4.3. 如何建立shadow memory的映射关系？

当打开KASAN的时候，KASAN区域位于kernel space首地址处，从0xffff_0000_0000_0000地址开始，大小是32TB。shadow memory和kernel address转换关系是：shadow_addr = （kaddr 》》 3） + KASAN_SHADOW_OFFSE。

为了将［0xffff_0000_0000_0000， 0xffff_ffff_ffff_ffff］和［0xffff_0000_0000_0000， 0xffff_1fff_ffff_ffff］对应起来，因此计算KASAN_SHADOW_OFFSE的值为0xdfff_2000_0000_0000。我们将KASAN区域放大，如下图所示。

KASAN区域仅仅是分配的虚拟地址，在访问的时候必须建立和物理地址的映射才可以访问。上图就是KASAN建立的映射布局。左边是系统启动初期建立的映射。在kasan_early_init（）函数中，将所有的KASAN区域映射到kasan_zero_page物理页面。因此系统启动初期，KASAN并不能工作。

右侧是在kasan_init（）函数中建立的映射关系，kasan_init（）函数执行结束就预示着KASAN的正常工作。我们将不需要address sanitizer功能的区域同样还是映射到kasan_zero_page物理页面，并且是readonly。

我们主要是检测kernel和物理内存是否存在UAF或者OOB问题。所以建立KERNEL和linear mapping（仅仅是所有的物理地址建立的映射区域）区域对应的shadow memory建立真实的映射关系。

MOUDLE区域对应的shadow memory的映射关系也是需要创建的，但是映射关系建立是动态的，他在module加载的时候才会去创建映射关系。

4.4. 伙伴系统分配的内存的shadow memory值如何填充？

既然shadow memory已经建立映射，接下来的事情就是探究各种内存分配器向shadow memory填充什么数据了。首先看一下伙伴系统allocate page（s）函数填充shadow memory情况。

假设我们从buddy system分配4 pages。系统首先从order=2的链表中摘下一块内存，然后根据shadow memory address和memory address之间的对应的关系找对应的shadow memory。

这里shadow memory的大小将会是2KB，系统会全部填充0代表内存可以访问。

我们对分配的内存的任意地址内存进行访问的时候，首先都会找到对应的shadow memory，然后根据shadow memory value判断访问内存操作是否valid。

如果释放pages，情况又是如何呢？

同样的，当释放pages的时候，会填充shadow memory的值为0xFF。如果释放之后，依然访问内存的话，此时KASAN根据shadow memory的值是0xFF就可以断，这是一个use-after-free问题。

4.5. SLUB分配对象的内存的shadow memory值如何填充？

当我们打开KASAN的时候，SLUB Allocator管理的object layout将会放生一定的变化。如下图所示。

在打开SLUB_DEBUG的时候，object就增加很多内存，KASAN打开之后，在此基础上又加了一截。为什么这里必须打开SLUB_DEBUG呢？是因为有段时间KASAN是依赖SLUBU_DEBUG的，什么意思呢？就是在Kconfig中使用了depends on，明白了吧。不过最新的代码已经不需要依赖了，可以看下提交。

当我们第一次创建slab缓存池的时候，系统会调用kasan_poison_slab（）函数初始化shadow memory为下图的模样。整个slab对应的shadow memory都填充0xFC。

上述步骤虽然填充了0xFC，但是接下来初始化object的时候，会改变一些shadow memory的值。我们先看一下kmalloc（20）的情况。我们知道kmalloc（）就是基于SLUB Allocator实现的，所以会从kmalloc-32的kmem_cache中分配一个32 bytes object。

首先调用kmalloc（20）函数会匹配到kmalloc-32的kmem_cache，因此实际分配的object大小是32 bytes。KASAN同样会标记剩下的12 bytes的shadow memory为不可访问状态。

根据object的地址，计算shadow memory的地址，并开始填充数值。由于kmalloc（）返回的object的size是32 bytes，由于kmalloc（20）只申请了20 bytes，剩下的12 bytes不能使用。KASAN必须标记shadow memory这种情况。

object对应的4 bytes shadow memory分别填充00 00 04 FC。00代表8个连续的字节可以访问。04代表前4个字节可以访问。

作为越界访问的检测的方法。总共加在一起是正好是20 bytes可访问。0xFC是Redzone标记。如果访问了Redzone区域KASAN就会检测out-of-bounds的发生。

当申请使用之后，现在调用kfree（）释放之后的shadow memory情况是怎样的呢？看下图。

根据object首地址找到对应的shadow memory，32 bytes object对应4 bytes的shadow memory，现在填充0xFB标记内存是释放的状态。此时如果继续访问object，那么根据shadow memory的状态值既可以确定是use-after-free问题。

4.6. 全局变量的shadow memory值如何填充？

前面的分析都是基于内存分配器的，Redzone都会随着内存分配器一起分配。那么global variables如何检测呢？global variable的Redzone在哪里呢？这就需要编译器下手了。编译器会帮我们填充Redzone区域。例如我们定义一个全局变量a，编译器会帮我们填充成下面的样子。

char a［4］;

转换

struct {

char original［4］;

char redzone［60］;

} a; //32 bytes aligned

如果这里你问我为什么填充60 bytes。其实我也不知道。这个转换例子也是从KASAN作者的PPT中拿过来的。估计要涉及编译器相关的知识，我无能为力了，但是下面做实验来猜吧。当然了，PPT的内容也需要验证才具有说服力。

尽信书则不如无书。我特地写三个全局变量来验证。发现System.map分配地址之间的差值正好是0x40。因此这里的确是填充60 bytes。 另外从我的测试发现，如果上述的数组a的大小是33的时候，填充的redzone就是63 bytes。

所以我推测，填充的原理是这样的。全局变量实际占用内存总数S（以byte为单位）按照每块32 bytes平均分成N块。假设最后一块内存距离目标32 bytes还差y bytes（if S%32 == 0，y = 0），那么redzone填充的大小就是（y + 32） bytes。画图示意如下（S%32 ！= 0）。

因此总结的规律是：redzone = 63 – （S - 1） % 32

全局变量redzone区域对应的shadow memory是在什么填充的呢？又是如何调用的呢？这部分是由编译器帮我们完成的。编译器会为每一个全局变量创建一个函数，函数名称是：_GLOBAL__sub_I_65535_1_##global_variable_name。

这个函数中通过调用__asan_register_globals（）函数完成shadow memory标记。并且将自动生成的这个函数的首地址放在.init_array段。

在kernel启动阶段，通过以下代调用关系最终调用所有全局变量的构造函数。kernel_init_freeable（）-》do_basic_setup（） -》do_ctors（）。do_ctors（）代码实现如下：

static void __init do_ctors（void）

{

ctor_fn_t *fn = （ctor_fn_t *） __ctors_start;

for （; fn 《 （ctor_fn_t *） __ctors_end; fn++）

（*fn）（）;

}

这里的代码意思对于轻车熟路的你再熟悉不过了吧。因为内核中这么搞的太多了。便利__ctors_start和__ctors_end之间的所有数据，作为函数地址进行调用，即完成了所有的global variables的shadow memory初始化。

我们可以从链接脚本中知道__ctors_start和__ctors_end的意思。 #define KERNEL_CTORS（） 。 = ALIGN（8）;

VMLINUX_SYMBOL（__ctors_start） = 。;

KEEP（*（.ctors））

KEEP（*（SORT（.init_array.*）））

KEEP（*（.init_array））

VMLINUX_SYMBOL（__ctors_end） = 。; 上面说了这么多，不知道你是否产生了疑心？怎么都是猜啊！猜的能准确吗？

是的，我也这么觉得。是骡子是马，拉出来溜溜呗！现在用事实说话。首先我创建一个c文件drivers/input/smc.c。在smc.c文件中创建3个全局变量如下：

然后就随便使用吧！编译kernel，我们先看看System.map文件中，3个全局变量分配的地址。 ffff200009f540e0 B smc_num1 ffff200009f54120 B smc_num2 ffff200009f54160 B smc_num3 还记得上面说会有一个形如_GLOBAL__sub_I_65535_1_##global_variable_name的函数吗？

在System.map文件文件中，我看到了_GLOBAL__sub_I_65535_1_smc_num1符号。但是没有smc_num2和smc_num3的构造函数。你是不是很奇怪，不是每一个全局变量都会创建一个类似的构造函数吗？

马上为你揭晓。我们先执行aarch64-linux-gnu-objdump –s –x –d vmlinux 》 vmlinux.txt命令得到反编译文件。

现在好多重要的信息在vmlinux.txt。现在主要就是查看vmlinux.txt文件。先看一下_GLOBAL__sub_I_65535_1_smc_num1函数的实现。

汇编和C语言传递参数在ARM64平台使用的是x0~x7。通过上面的汇编计算一下，x0=0xffff200009682c50，x1=3。然后调用__asan_register_globals（）函数，x0和x1就是传递的参数。我们看一下__asan_register_globals（）函数实现。

void __asan_register_globals（struct kasan_global *globals， size_t size）

{

int i;

for （i = 0; i 《 size; i++）

register_global（&globals［i］）;

}

size是3就是要初始化全局变量的个数，所以这里只需要一个构造函数即可。一次性将3个全局变量全部搞定。这里再说一点猜测吧！我猜测是以文件为单位编译器创建一个构造函数即可，将本文件全局变量一次性全部打包初始化。第一个参数globals是0xffff200009682c50，继续从vmlinux.txt中查看该地址处的数据。struct kasan_global是编译器帮我们自动创建的结构体，每一个全局变量对应一个struct kasan_global结构体。struct kasan_global结构体存放的位置是.data段，因此我们可以从.data段查找当前地址对应的数据。数据如下：

首先ffff200009682c50对应的第一个数据6041f509 0020ffff，这是个啥？其实是一个地址数据，你是不是又疑问了，ARM64的kernel space地址不是ffff开头吗？这个怎么60开头？其实这个地址数据是反过来的，你应该从右向左看。这个地址其实是ffff200009f54160。这不正是smc_num3的地址嘛！解析这段数据之前需要了解一下struct kasan_global结构体。

/* The layout of struct dictated by compiler */

struct kasan_global {

const void *beg; /* Address of the beginning of the global variable. */

size_t size; /* Size of the global variable. */

size_t size_with_redzone; /* Size of the variable + size of the red zone. 32 bytes aligned */

const void *name;

const void *module_name; /* Name of the module where the global variable is declared. */

unsigned long has_dynamic_init; /* This needed for C++ */

#if KASAN_ABI_VERSION 》= 4

struct kasan_source_location *location;

#endif

};

第一个成员beg就是全局变量的首地址。跟上面的分析一致。第二个成员size从上面数据看出是7，正好对应我们定义的smc_num3［7］，正好7 bytes。

size_with_redzone的值是0x40，正好是64。根据上面猜测redzone=63-（7-1）%32=57。加上size正好是64，说明之前猜测的redzone计算方法没错。name成员对应的地址是ffff2000092bd6d0。看下ffff2000092bd6d0存储的是什么。

所以name就是全局变量的名称转换成字符串。同样的方式得到module_name的地址是ffff2000092bd6b8。继续看看这段地址存储的数据。

一目了然，module_name是文件的路径。has_dynamic_init的值就是0，这是C++需要的。我用的GCC版本是5.0左右，所以这里的KASAN_ABI_VERSION=4。

这里location成员的地址是ffff200009682c20，继续追踪该地址的数据。 ffff200009682c20 b8d62b09 0020ffff 0e000000 0f000000 解析这段数据之前要先了解struct kasan_source_location结构体。

/* The layout of struct dictated by compiler */

struct kasan_source_location {

const char *filename;

int line_no;

int column_no;

};

第一个成员filename地址是ffff2000092bd6b8和module_name一样的数据。剩下两个数据分别是14和15，分别代表全局变量定义地方的行号和列号。现在回到上面我定义变量的截图，仔细数数列号是不是15，行号截图中也有哦！特地截出来给你看的。

剩下的struct kasan_global数据就是smc_num1和smc_num2的数据。分析就不说了。前面说_GLOBAL__sub_I_65535_1_smc_num1函数会被自动调用，该地址数据填充在__ctors_start和__ctors_end之间。

现在也证明一下观点。先从System.map得到符号的地址数据。 ffff2000093ac5d8 T __ctors_start ffff2000093ae860 T __ctors_end 然后搜索一下_GLOBAL__sub_I_65535_1_smc_num1的地址ffff200009381df0被存储在什么位置，记得搜索的关键字是f01d3809 0020ffff。

ffff2000093ae0c0 f01d3809 0020ffff 181e3809 0020ffff 可以看出ffff2000093ae0c0地址处存储着_GLOBAL__sub_I_65535_1_smc_num1函数地址。这个地址不是正好位于__ctors_start和__ctors_end之间嘛！

现在就剩下__asan_register_globals（）函数到底是是怎么初始化shadow memory的呢？以char a［4］为例，如下图所示

a［4］只有4 bytes可以访问，所以对应的shadow memory的第一个byte值是4，后面的redzone就填充0xFA作为越界检测。a［4］只有4 bytes可以访问，所以对应的shadow memory的第一个byte值是4，后面的redzone就填充0xFA作为越界检测。因为这里是全局变量，因此分配的内存区域位于kernel区域。

4.7. 栈分配变量的readzone是如何分配的？

从栈中分配的变量同样和全局变量一样需要填充一些内存作为redzone区域。下面继续举个例子说明编译器怎么填充。首先来一段正常的代码，没有编译器的插手。

void foo（）

{

char a［328］;

}

再来看看编译器插了哪些东西进去。

void foo（） {

char rz1［32］;

char a［328］;

char rz2［56］;

int *shadow = （&rz1 》》 3）+ KASAN_SHADOW_OFFSE;

shadow［0］ = 0xffffffff;

shadow［11］ = 0xffffff00;

shadow［12］ = 0xffffffff; ------------使用完毕--------------

shadow［0］ = shadow［11］ = shadow［12］ = 0; }

红色部分是编译器填充内存，rz2是56，可以根据上一节全局变量的公式套用计算得到。但是这里在变量前面竟然还有32 bytes的rz1。这个是和全局变量的不同，我猜测这里是为了检测栈变量左边界越界问题。

蓝色部分代码也是编译器填充，初始化shadow memory。栈的填充就没有探究那么深入了，有兴趣的读者可以自己探究。

5. Error log信息包含哪些信息？

从kernel的Documentation文档找份典型的KASAN bug输出的log信息如下。

输出的信息很丰富，包含了bug发生的类型、SLUB输出的object内存信息、Call Trace以及shadow memory的状态值。其中红色信息都是比较重要的信息。我没有写demo历程，而是找了一份log信息，不是我想偷懒，而是锻炼自己。怎么锻炼呢？我想问的是，从这份log中你可以推测代码应该是怎么样的？我可以得到一下信息：

1） 程序是通过kmalloc接口申请内存的；

2） 申请的内存大小是123 bytes，即p = kamlloc（123）;

3） 代码中类似往p［123］中写1 bytes导致越界访问的bug；

4） 在3）步骤发生前没有任何的对该内存的写操作； 如果你也能得到以上4点猜测，我觉的我写的这几篇文章你是真的看明白了。

首先输出信息是有SLUB的信息，所以应该是通过kmalloc（）接口；在打印的shadow memory的值中，我们看到连续的15个0和一个3，所以申请的内存size就是15x8+3=123；由于是往ffff8800693bc5d3地址写1个字节，并且object首地址是ffff8800693bc558，所以推测是往p［123］写1 byte出问题；由于log中将object中所有的128 bytes数据全部打印出来，一共是127个0x6b和一个0xa5（SLUB DEBUG文章介绍的内容）。

所以我推测在3）步骤发生前没有任何的对该内存的写操作。