Documentation/security/self-protection.rst

   1 ======================
   2 Kernel Self-Protection
   3 ======================
   4
   5 Kernel self-protection is the design and implementation of systems and
   6 structures within the Linux kernel to protect against security flaws in
   7 the kernel itself. This covers a wide range of issues, including removing
   8 entire classes of bugs, blocking security flaw exploitation methods,
   9 and actively detecting attack attempts. Not all topics are explored in
  10 this document, but it should serve as a reasonable starting point and
  11 answer any frequently asked questions. (Patches welcome, of course!)
  12
  13 In the worst-case scenario, we assume an unprivileged local attacker
  14 has arbitrary read and write access to the kernel's memory. In many
  15 cases, bugs being exploited will not provide this level of access,
  16 but with systems in place that defend against the worst case we'll
  17 cover the more limited cases as well. A higher bar, and one that should
  18 still be kept in mind, is protecting the kernel against a _privileged_
  19 local attacker, since the root user has access to a vastly increased
  20 attack surface. (Especially when they have the ability to load arbitrary
  21 kernel modules.)
  22
  23 The goals for successful self-protection systems would be that they
  24 are effective, on by default, require no opt-in by developers, have no
  25 performance impact, do not impede kernel debugging, and have tests. It
  26 is uncommon that all these goals can be met, but it is worth explicitly
  27 mentioning them, since these aspects need to be explored, dealt with,
  28 and/or accepted.
  29
  30
  31 Attack Surface Reduction
  32 ========================
  33
  34 The most fundamental defense against security exploits is to reduce the
  35 areas of the kernel that can be used to redirect execution. This ranges
  36 from limiting the exposed APIs available to userspace, making in-kernel
  37 APIs hard to use incorrectly, minimizing the areas of writable kernel
  38 memory, etc.
  39
  40 Strict kernel memory permissions
  41 --------------------------------
  42
  43 When all of kernel memory is writable, it becomes trivial for attacks
  44 to redirect execution flow. To reduce the availability of these targets
  45 the kernel needs to protect its memory with a tight set of permissions.
  46
  47 Executable code and read-only data must not be writable
  48 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
  49
  50 Any areas of the kernel with executable memory must not be writable.
  51 While this obviously includes the kernel text itself, we must consider
  52 all additional places too: kernel modules, JIT memory, etc. (There are
  53 temporary exceptions to this rule to support things like instruction
  54 alternatives, breakpoints, kprobes, etc. If these must exist in a
  55 kernel, they are implemented in a way where the memory is temporarily
  56 made writable during the update, and then returned to the original
  57 permissions.)
  58
  59 In support of this are ``CONFIG_STRICT_KERNEL_RWX`` and
  60 ``CONFIG_STRICT_MODULE_RWX``, which seek to make sure that code is not
  61 writable, data is not executable, and read-only data is neither writable
  62 nor executable.
  63
  64 Most architectures have these options on by default and not user selectable.
  65 For some architectures like arm that wish to have these be selectable,
  66 the architecture Kconfig can select ARCH_OPTIONAL_KERNEL_RWX to enable
  67 a Kconfig prompt. ``CONFIG_ARCH_OPTIONAL_KERNEL_RWX_DEFAULT`` determines
  68 the default setting when ARCH_OPTIONAL_KERNEL_RWX is enabled.
  69
  70 Function pointers and sensitive variables must not be writable
  71 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
  72
  73 Vast areas of kernel memory contain function pointers that are looked
  74 up by the kernel and used to continue execution (e.g. descriptor/vector
  75 tables, file/network/etc operation structures, etc). The number of these
  76 variables must be reduced to an absolute minimum.
  77
  78 Many such variables can be made read-only by setting them "const"
  79 so that they live in the .rodata section instead of the .data section
  80 of the kernel, gaining the protection of the kernel's strict memory
  81 permissions as described above.
  82
  83 For variables that are initialized once at ``__init`` time, these can
  84 be marked with the ``__ro_after_init`` attribute.
  85
  86 What remains are variables that are updated rarely (e.g. GDT). These
  87 will need another infrastructure (similar to the temporary exceptions
  88 made to kernel code mentioned above) that allow them to spend the rest
  89 of their lifetime read-only. (For example, when being updated, only the
  90 CPU thread performing the update would be given uninterruptible write
  91 access to the memory.)
  92
  93 Segregation of kernel memory from userspace memory
  94 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
  95
  96 The kernel must never execute userspace memory. The kernel must also never
  97 access userspace memory without explicit expectation to do so. These
  98 rules can be enforced either by support of hardware-based restrictions
  99 (x86's SMEP/SMAP, ARM's PXN/PAN) or via emulation (ARM's Memory Domains).
 100 By blocking userspace memory in this way, execution and data parsing
 101 cannot be passed to trivially-controlled userspace memory, forcing
 102 attacks to operate entirely in kernel memory.
 103
 104 Reduced access to syscalls
 105 --------------------------
 106
 107 One trivial way to eliminate many syscalls for 64-bit systems is building
 108 without ``CONFIG_COMPAT``. However, this is rarely a feasible scenario.
 109
 110 The "seccomp" system provides an opt-in feature made available to
 111 userspace, which provides a way to reduce the number of kernel entry
 112 points available to a running process. This limits the breadth of kernel
 113 code that can be reached, possibly reducing the availability of a given
 114 bug to an attack.
 115
 116 An area of improvement would be creating viable ways to keep access to
 117 things like compat, user namespaces, BPF creation, and perf limited only
 118 to trusted processes. This would keep the scope of kernel entry points
 119 restricted to the more regular set of normally available to unprivileged
 120 userspace.
 121
 122 Restricting access to kernel modules
 123 ------------------------------------
 124
 125 The kernel should never allow an unprivileged user the ability to
 126 load specific kernel modules, since that would provide a facility to
 127 unexpectedly extend the available attack surface. (The on-demand loading
 128 of modules via their predefined subsystems, e.g. MODULE_ALIAS_*, is
 129 considered "expected" here, though additional consideration should be
 130 given even to these.) For example, loading a filesystem module via an
 131 unprivileged socket API is nonsense: only the root or physically local
 132 user should trigger filesystem module loading. (And even this can be up
 133 for debate in some scenarios.)
 134
 135 To protect against even privileged users, systems may need to either
 136 disable module loading entirely (e.g. monolithic kernel builds or
 137 modules_disabled sysctl), or provide signed modules (e.g.
 138 ``CONFIG_MODULE_SIG_FORCE``, or dm-crypt with LoadPin), to keep from having
 139 root load arbitrary kernel code via the module loader interface.
 140
 141
 142 Memory integrity
 143 ================
 144
 145 There are many memory structures in the kernel that are regularly abused
 146 to gain execution control during an attack, By far the most commonly
 147 understood is that of the stack buffer overflow in which the return
 148 address stored on the stack is overwritten. Many other examples of this
 149 kind of attack exist, and protections exist to defend against them.
 150
 151 Stack buffer overflow
 152 ---------------------
 153
 154 The classic stack buffer overflow involves writing past the expected end
 155 of a variable stored on the stack, ultimately writing a controlled value
 156 to the stack frame's stored return address. The most widely used defense
 157 is the presence of a stack canary between the stack variables and the
 158 return address (``CONFIG_STACKPROTECTOR``), which is verified just before
 159 the function returns. Other defenses include things like shadow stacks.
 160
 161 Stack depth overflow
 162 --------------------
 163
 164 A less well understood attack is using a bug that triggers the
 165 kernel to consume stack memory with deep function calls or large stack
 166 allocations. With this attack it is possible to write beyond the end of
 167 the kernel's preallocated stack space and into sensitive structures. Two
 168 important changes need to be made for better protections: moving the
 169 sensitive thread_info structure elsewhere, and adding a faulting memory
 170 hole at the bottom of the stack to catch these overflows.
 171
 172 Heap memory integrity
 173 ---------------------
 174
 175 The structures used to track heap free lists can be sanity-checked during
 176 allocation and freeing to make sure they aren't being used to manipulate
 177 other memory areas.
 178
 179 Counter integrity
 180 -----------------
 181
 182 Many places in the kernel use atomic counters to track object references
 183 or perform similar lifetime management. When these counters can be made
 184 to wrap (over or under) this traditionally exposes a use-after-free
 185 flaw. By trapping atomic wrapping, this class of bug vanishes.
 186
 187 Size calculation overflow detection
 188 -----------------------------------
 189
 190 Similar to counter overflow, integer overflows (usually size calculations)
 191 need to be detected at runtime to kill this class of bug, which
 192 traditionally leads to being able to write past the end of kernel buffers.
 193
 194
 195 Probabilistic defenses
 196 ======================
 197
 198 While many protections can be considered deterministic (e.g. read-only
 199 memory cannot be written to), some protections provide only statistical
 200 defense, in that an attack must gather enough information about a
 201 running system to overcome the defense. While not perfect, these do
 202 provide meaningful defenses.
 203
 204 Canaries, blinding, and other secrets
 205 -------------------------------------
 206
 207 It should be noted that things like the stack canary discussed earlier
 208 are technically statistical defenses, since they rely on a secret value,
 209 and such values may become discoverable through an information exposure
 210 flaw.
 211
 212 Blinding literal values for things like JITs, where the executable
 213 contents may be partially under the control of userspace, need a similar
 214 secret value.
 215
 216 It is critical that the secret values used must be separate (e.g.
 217 different canary per stack) and high entropy (e.g. is the RNG actually
 218 working?) in order to maximize their success.
 219
 220 Kernel Address Space Layout Randomization (KASLR)
 221 -------------------------------------------------
 222
 223 Since the location of kernel memory is almost always instrumental in
 224 mounting a successful attack, making the location non-deterministic
 225 raises the difficulty of an exploit. (Note that this in turn makes
 226 the value of information exposures higher, since they may be used to
 227 discover desired memory locations.)
 228
 229 Text and module base
 230 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
 231
 232 By relocating the physical and virtual base address of the kernel at
 233 boot-time (``CONFIG_RANDOMIZE_BASE``), attacks needing kernel code will be
 234 frustrated. Additionally, offsetting the module loading base address
 235 means that even systems that load the same set of modules in the same
 236 order every boot will not share a common base address with the rest of
 237 the kernel text.
 238
 239 Stack base
 240 ~~~~~~~~~~
 241
 242 If the base address of the kernel stack is not the same between processes,
 243 or even not the same between syscalls, targets on or beyond the stack
 244 become more difficult to locate.
 245
 246 Dynamic memory base
 247 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
 248
 249 Much of the kernel's dynamic memory (e.g. kmalloc, vmalloc, etc) ends up
 250 being relatively deterministic in layout due to the order of early-boot
 251 initializations. If the base address of these areas is not the same
 252 between boots, targeting them is frustrated, requiring an information
 253 exposure specific to the region.
 254
 255 Structure layout
 256 ~~~~~~~~~~~~~~~~
 257
 258 By performing a per-build randomization of the layout of sensitive
 259 structures, attacks must either be tuned to known kernel builds or expose
 260 enough kernel memory to determine structure layouts before manipulating
 261 them.
 262
 263
 264 Preventing Information Exposures
 265 ================================
 266
 267 Since the locations of sensitive structures are the primary target for
 268 attacks, it is important to defend against exposure of both kernel memory
 269 addresses and kernel memory contents (since they may contain kernel
 270 addresses or other sensitive things like canary values).
 271
 272 Kernel addresses
 273 ----------------
 274
 275 Printing kernel addresses to userspace leaks sensitive information about
 276 the kernel memory layout. Care should be exercised when using any printk
 277 specifier that prints the raw address, currently %px, %p[ad], (and %p[sSb]
 278 in certain circumstances [*]).  Any file written to using one of these
 279 specifiers should be readable only by privileged processes.
 280
 281 Kernels 4.14 and older printed the raw address using %p. As of 4.15-rc1
 282 addresses printed with the specifier %p are hashed before printing.
 283
 284 [*] If KALLSYMS is enabled and symbol lookup fails, the raw address is
 285 printed. If KALLSYMS is not enabled the raw address is printed.
 286
 287 Unique identifiers
 288 ------------------
 289
 290 Kernel memory addresses must never be used as identifiers exposed to
 291 userspace. Instead, use an atomic counter, an idr, or similar unique
 292 identifier.
 293
 294 Memory initialization
 295 ---------------------
 296
 297 Memory copied to userspace must always be fully initialized. If not
 298 explicitly memset(), this will require changes to the compiler to make
 299 sure structure holes are cleared.
 300
 301 Memory poisoning
 302 ----------------
 303
 304 When releasing memory, it is best to poison the contents, to avoid reuse
 305 attacks that rely on the old contents of memory. E.g., clear stack on a
 306 syscall return (``CONFIG_GCC_PLUGIN_STACKLEAK``), wipe heap memory on a
 307 free. This frustrates many uninitialized variable attacks, stack content
 308 exposures, heap content exposures, and use-after-free attacks.
 309
 310 Destination tracking
 311 --------------------
 312
 313 To help kill classes of bugs that result in kernel addresses being
 314 written to userspace, the destination of writes needs to be tracked. If
 315 the buffer is destined for userspace (e.g. seq_file backed ``/proc`` files),
 316 it should automatically censor sensitive values.