如何替换一个Linux内核函数的实现-热补丁原理
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看题目， 替换Linux内核函数的实现 ，what？这不就是kpatch嘛！也就是我们所谓的 热补丁 。我们为内核做热补丁的时候，没人用汇编写吧，没人用二进制指令码去拼逻辑吧，我们一般都是直接修改内核函数的C代码的，然后形成一个patch文件，然后…然后…去读kpatch的Documents吧。
本文我将要描述的是热补丁的原理，而不是一个如何使用kpatch的Howto，更不是关于任何kpatch技术的源码分析。
以一个实际的3.10内核的Bugfix热补丁为例开始我们的故事。
在该实例中，我们修改了set_next_buddy的实现：
diff --git a/kernel/sched/fair.c b/kernel/sched/fair.c
...
@@ -4537,8 +4540,11 @@ static void set_next_buddy(struct sched_entity *se)
if (entity_is_task(se) && unlikely(task_of(se)->policy == SCHED_IDLE))
return;
- for_each_sched_entity(se)
+ for_each_sched_entity(se) {
+ if (!se->on_rq)
+ return;
cfs_rq_of(se)->next = se;
+ }
}
看来，为了Fix一个已知的Bug，我们需要为set_next_buddy函数加几行代码，很显然，这很容易。
增加了这几行代码后，便形成了一个新的set_next_buddy函数，为了能让新的函数run起来，现在我们面临三个问题：
我们如何可以将这个新的set_next_buddy函数编译成二进制？
我们如何将这个新的set_next_buddy函数二进制码注入到正在运行的内核？
我们如何用新的set_next_buddy二进制替换老的set_next_buddy函数？
我们一个一个问题看。
首先，第一个问题非常容易解决。
我们修改了一个C文件kernel/sched/fair.c，为了解决编译时的依赖问题，只需要将修改后形成的patch文件打入当前运行内核的源码树中就可以编译了，通过objdump之类的机制，我们可以把编译好的set_next_buddy二进制抠出来形成一个obj文件，然后组成一个ko就不是什么难事了。这便形成了一个内核模块，类似 kpatch-y8u59dkv.ko
接下来看第二个问题，如何将第一个问题中形成的ko文件中set_next_buddy二进制注入到内核呢？
这也不难，kpatch的模块加载机制就是干这个的。打入热补丁的内核就会出现两个set_next_buddy函数：
crash> dis set_next_buddy
dis: set_next_buddy: duplicate text symbols found:
// 老的set_next_buddy
ffffffff810b9450 (t) set_next_buddy /usr/src/debug/kernel-3.10.0/linux-3.10.0.x86_64/kernel/sched/fair.c: 4536
// 新的set_next_buddy
ffffffffa0382410 (t) set_next_buddy [kpatch_y8u59dkv]
到了第三个问题，有点麻烦。新的set_next_buddy二进制如何替换老的set_next_buddy二进制呢？
显然，不能采用覆盖的方式，因为内核函数的布局是非常紧凑的且连续的，每个函数的空间在内核形成的时候就确定了，如果新函数比老函数大很多，就会越界覆盖掉其它的函数。
采用我前面文章里描述的二进制hook技术是可行的，比如下面文章里的方法：
https://blog.csdn.net/dog250/article/details/105206753
通过二进制diff，然后紧凑地poke需要修改的地方，这无疑是一种妙招！然而这种方法并不优雅，充满了奇技淫巧，它最大的问题就是逆经理。
最正规的方法就是使用ftrace的hook，即 修改老函数的开头5个字节的ftrace stub，将其修改成“jmp/call 新函数”的指令，并且在stub函数中skip老函数的栈帧。 如此一来彻底绕过老的函数。
我们来看上面提到的两个set_next_buddy的二进制：
// 老的set_next_buddy：
crash> dis ffffffff810b9450 4
// 注意，老函数的ftrace stub已经被替换
0xffffffff810b9450 <set_next_buddy>: callq 0xffffffff81646df0 <ftrace_regs_caller>
// 后面这些如何被绕过呢？ftrace_regs_caller返回后如何被skip掉呢？这需要平衡堆栈的技巧！
// 后面通过实例来讲如何平衡堆栈，绕过老的函数。
0xffffffff810b9455 <set_next_buddy+5>: push %rbp
0xffffffff810b9456 <set_next_buddy+6>: cmpq $0x0,0x150(%rdi)
0xffffffff810b945e <set_next_buddy+14>: mov %rsp,%rbp
// 新的set_next_buddy：
crash> dis ffffffffa0382410 4
// 新函数则是ftrace_regs_caller最终要调用的函数
0xffffffffa0382410 <set_next_buddy>: nopl 0x0(%rax,%rax,1) [FTRACE NOP]
0xffffffffa0382415 <set_next_buddy+5>: push %rbp
0xffffffffa0382416 <set_next_buddy+6>: cmpq $0x0,0x150(%rdi)
0xffffffffa038241e <set_next_buddy+14>: mov %rsp,%rbp
这就是热补丁的原理了。
本文到这里都是纸上的高谈阔论，就此结束未免尴尬且遗憾，接下来我要用一个实际的例子来说明这一切。这个例子非常简单，随便摆置几下就能run起来看到效果。
我比较讨厌源码分析，所以我不会去走读注释ftrace_regs_caller的源码，我用我自己的方式来实现类似的需求，并且要简单的多，这非常有利于咱们工人理解事情的本质。
我的例子不会去patch内核中既有的函数，我的例子patch的是我编写的一个简单的内核模块里的函数，该模块代码如下：
#include <linux/module.h>
#include <linux/proc_fs.h>
// 下面的sample_read就是我将要patch的函数
static ssize_t sample_read(struct file *file, char __user *ubuf, size_t count, loff_t *ppos)
{
int n = 0;
char kb[16];
if (*ppos != 0) {
return 0;
}
n = sprintf(kb, "%d\n", 1234);
memcpy(ubuf, kb, n);
*ppos += n;
return n;
}
static struct file_operations sample_ops = {
.owner = THIS_MODULE,
.read = sample_read,
};
static struct proc_dir_entry *ent;
static int __init sample_init(void)
{
ent = proc_create("test", 0660, NULL, &sample_ops);
if (!ent)
return -1;
return 0;
}
static void __exit sample_exit(void)
{
proc_remove(ent);
}
module_init(sample_init);
module_exit(sample_exit);
MODULE_LICENSE("GPL");
我们加载它，然后去read一下/proc/test：
[root@localhost test]# insmod sample.ko
[root@localhost test]# cat /proc/test
1234
OK，一切如愿。此时，我们看看sample_read的前面的5个字节：
crash> dis sample_read 1
0xffffffffa038c000 <sample_read>: nopl 0x0(%rax,%rax,1) [FTRACE NOP]
来来来，在已经加载了sample.ko的前提下，我们现在patch它。我的目标是，Fix掉sample_read函数，使得它返回4321而不是1234。
以下是全部的代码，要点都在注释里：
// hijack.c
#include <linux/module.h>
#include <linux/kallsyms.h>
#include <linux/cpu.h>
char *stub;
char *addr = NULL;
// 可以用JMP模式，也可以用CALL模式
//#define JMP 1
// 和sample模块里同名的sample_read函数
static ssize_t sample_read(struct file *file, char __user *ubuf, size_t count, loff_t *ppos)
{
int n = 0;
char kb[16];
if (*ppos != 0) {
return 0;
}
// 这里我们把1234的输出给fix成4321的输出
n = sprintf(kb, "%d\n", 4321);
memcpy(ubuf, kb, n);
*ppos += n;
return n;
}
// hijack_stub的作用就类似于ftrace kpatch里的ftrace_regs_caller
static ssize_t hijack_stub(struct file *file, char __user *ubuf, size_t count, loff_t *ppos)
{
// 用nop占位，加上C编译器自动生成的函数header代码，这么大的函数来容纳stub应该够了。
asm ("nop; nop; nop; nop; nop; nop; nop; nop;");
return 0;
}
#define FTRACE_SIZE 5
#define POKE_OFFSET 0
#define POKE_LENGTH 5
#define SKIP_LENGTH 8
static unsigned long *(*_mod_find_symname)(struct module *mod, const char *name);
static void *(*_text_poke_smp)(void *addr, const void *opcode, size_t len);
static struct mutex *_text_mutex;
unsigned char saved_inst[POKE_LENGTH];
struct module *mod;
static int __init hotfix_init(void)
{
unsigned char jmp_call[POKE_LENGTH];
unsigned char e8_skip_stack[SKIP_LENGTH];
s32 offset, i = 5;
mod = find_module("sample");
if (!mod) {
printk("没加载sample模块，你要patch个啥？\n");
return -1;
}
_mod_find_symname = (void *)kallsyms_lookup_name("mod_find_symname");
if (!_mod_find_symname) {
printk("还没开始，就已经结束。");
return -1;
}
addr = (void *)_mod_find_symname(mod, "sample_read");
if (!addr) {
printk("一切还没有准备好！请先加载sample模块。\n");
return -1;
}
_text_poke_smp = (void *)kallsyms_lookup_name("text_poke_smp");
_text_mutex = (void *)kallsyms_lookup_name("text_mutex");
if (!_text_poke_smp || !_text_mutex) {
printk("还没开始，就已经结束。");
return -1;
}
stub = (void *)hijack_stub;
offset = (s32)((long)sample_read - (long)stub - FTRACE_SIZE);
// 下面的代码就是stub函数的最终填充，它类似于ftrace_regs_caller的作用！
e8_skip_stack[0] = 0xe8;
(*(s32 *)(&e8_skip_stack[1])) = offset;
#ifndef JMP // 如果是call模式，则需要手工平衡堆栈，跳过原始函数的栈帧
e8_skip_stack[i++] = 0x41; // pop %r11
e8_skip_stack[i++] = 0x5b; // r11寄存器为临时使用寄存器，遵循调用者自行保护原则
#endif
e8_skip_stack[i++] = 0xc3;
_text_poke_smp(&stub[0], e8_skip_stack, SKIP_LENGTH);
offset = (s32)((long)stub - (long)addr - FTRACE_SIZE);
memcpy(&saved_inst[0], addr, POKE_LENGTH);
#ifndef JMP
jmp_call[0] = 0xe8;
#else
jmp_call[0] = 0xe9;
#endif
(*(s32 *)(&jmp_call[1])) = offset;
get_online_cpus();
mutex_lock(_text_mutex);
_text_poke_smp(&addr[POKE_OFFSET], jmp_call, POKE_LENGTH);
mutex_unlock(_text_mutex);
put_online_cpus();
return 0;
}
static void __exit hotfix_exit(void)
{
mod = find_module("sample");
if (!mod) {
printk("一切已经结束！\n");
return;
}
addr = (void *)_mod_find_symname(mod, "sample_read");
if (!addr) {
printk("一切已经结束！\n");
return;
}
get_online_cpus();
mutex_lock(_text_mutex);
_text_poke_smp(&addr[POKE_OFFSET], &saved_inst[0], POKE_LENGTH);
mutex_unlock(_text_mutex);
put_online_cpus();
}
module_init(hotfix_init);
module_exit(hotfix_exit);
MODULE_LICENSE("GPL");
OK，我们载入它吧，然后重新read一下/proc/test：
[root@localhost test]# insmod ./hijack.ko
[root@localhost test]# cat /proc/test
4321
可以看到，已经patch成功。到底发生了什么？我们看下反汇编：
crash> dis sample_read
dis: sample_read: duplicate text symbols found:
ffffffffa039d000 (t) sample_read [sample]
ffffffffa03a2020 (t) sample_read [hijack]
crash>
嗯，已经有两个同名的sample_read函数符号了，sample模块里的是老的函数，而hijack模块里的是新的fix后的函数。我们分别看一下：
// 先看老的sample_read，它的ftrace stub已经被改成了call hijack_stub
crash> dis ffffffffa039d000 1
0xffffffffa039d000 <sample_read>: callq 0xffffffffa03a2000 <hijack_stub>
// 再看新的sample_read，它就是最终被执行的函数
crash> dis ffffffffa03a2020 1
0xffffffffa03a2020 <sample_read>: nopl 0x0(%rax,%rax,1) [FTRACE NOP]
crash>
当新的sample_read执行完毕，返回hijack_stub后，如果是CALL模式，此时需要skip掉老的sample_read函数的栈帧，所以一个pop %r11来完成它，之后直接ret即可，如果是JMP模式，则直接ret，不需要skip栈帧，因为JMP指令根本就不会压栈。
好了，这就是我要讲的故事。说白了，本文描述的依然是一个手艺活，我只是希望用大家都能理解的最简单的方式，来展示相对比较复杂的热补丁的实现原理。我觉得工友们有必要对底层的原理有深刻的认知。
经理也爱吃辣椒，但不很，不过显而易见的是，经理洒不了水。
浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖！
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https://blog.csdn.net/dog250/article/details/105254739
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