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SECCOMP(2) Manuel du programmeur Linux SECCOMP(2)

NOM

seccomp – Agir sur l'état de calcul sécurisé (Secure Computing State) du processus

SYNOPSIS

#include <linux/seccomp.h>
#include <linux/filter.h>
#include <linux/audit.h>
#include <linux/signal.h>
#include <sys/ptrace.h>
int seccomp(unsigned int operation, unsigned int flags, void *args);

DESCRIPTION

L'appel système seccomp() agit sur l'état de calcul sécurisé (seccomp) du processus appelant.

Actuellement, Linux gère les valeurs d'operation suivantes :

Les seuls appels système que le thread appelant est autorisé à faire sont read(2), write(2), _exit(2) (mais pas exit_group(2)) et sigreturn(2). Les autres appels système envoient un signal SIGKILL. Le mode de calcul sécurisé strict est utile pour les applications fonctionnant à coups de chiffres qui peuvent avoir besoin d'exécuter un code à octets non fiable, obtenu peut-être en lisant un tube ou un socket.
Remarquez que si le thread appelant ne peut plus appeler sigprocmask(2), il peut utiliser sigreturn(2) pour bloquer tous les signaux, sauf ceux provenant de SIGKILL et de SIGSTOP. Cela veut dire que alarm(2) (par exemple) n'est pas suffisant pour restreindre la durée d'exécution d'un processus. Pour terminer de manière fiable un processus, SIGKILL doit être utilisé. On peut le faire en utilisant timer_create(2) avec SIGEV_SIGNAL et sigev_signo positionné à SIGKILL ou en utilisant setrlimit(2) pour positionner la limite ferme de RLIMIT_CPU.
Cette opération n'est disponible que si le noyau a été configuré avec CONFIG_SECCOMP.
La valeur de flags doit être de 0 et args doit être NULL.
Cette opération est fonctionnellement identique à l'appel :

prctl(PR_SET_SECCOMP, SECCOMP_MODE_STRICT);
    

Les appels système autorisés sont définis par un pointeur vers un filtre Berkeley Packet (BPF) fourni à l'aide de args. Ce paramètre est un pointeur vers une struct sock_fprog ; il peut être conçu pour filtrer des appels système de votre choix ainsi que des paramètres d'appel système. Si le filtre n'est pas valable, seccomp() échoue en renvoyant EINVAL dans errno.
Si fork(2) ou clone(2) est autorisé par le filtre, les processus enfants seront contraints par les mêmes filtres d'appel système que leur parent. Si execve(2) est autorisé, les filtres existants seront préservés lors d'un appel à execve(2).
Pour utiliser l'opération SECCOMP_SET_MODE_FILTER, soit le thread appelant doit avoir la capacité CAP_SYS_ADMIN dans son espace de noms utilisateur, soit il doit avoir déjà le bit no_new_privs défini. Si ce bit n'a pas déjà été positionné par un ascendant du thread, le thread doit effectuer l'appel suivant :

prctl(PR_SET_NO_NEW_PRIVS, 1);
    

Sinon, l'opération SECCOMP_SET_MODE_FILTER échoue et renvoie EACCES dans errno. Cette exigence garantit qu'un processus non privilégié ne peut pas appliquer un filtre malveillant et appeler un programme set-user-ID ou avec d'autres privilèges en utilisant execve(2), compromettant ainsi le programme (un tel filtre malveillant pourrait, par exemple, conduire setuid(2) à essayer de définir les identifiants utilisateur de l'appelant à des valeurs non nulles pour renvoyer plutôt 0 sans faire d'appel système. Ainsi, le programme pourrait être bidouillé pour garder les privilèges du super-utilisateur à des moments où il est possible de l'influencer pour faire des choses dangereuses vu qu'il n'a pas abandonné ses privilèges).
Si prctl(2) ou seccomp() est autorisé par le filtre rattaché, d'autres filtres peuvent être ajoutés. Cela augmentera le temps d'évaluation mais permet d'autres réductions de la surface d'attaque lors de l'exécution d'un thread.
L'opération SECCOMP_SET_MODE_FILTER n'est disponible que si le noyau a été configuré avec CONFIG_SECCOMP_FILTER.
Quand flags vaut 0, cette opération est fonctionnellement identique à l'appel :

prctl(PR_SET_SECCOMP, SECCOMP_MODE_FILTER, args);
    

Les paramètres reconnus de flags sont :
Lors de l'ajout d'un filtre, synchroniser tous les autres threads du processus appelant sur la même arborescence de filtres seccomp. Une « arborescence de filtres » est une liste ordonnée de filtres rattachés à un thread (le rattachement de filtres identiques dans des appels seccomp() distincts génère différents filtres depuis cette perspective).
Si un thread ne peut pas se synchroniser avec l'arborescence de filtres, l'appel ne rattachera pas le nouveau filtre seccomp et échouera en renvoyant le premier identifiant de thread qui n'a pas pu se synchroniser. La synchronisation échouera si un autre thread du même processus est en SECCOMP_MODE_STRICT ou si des filtres seccomp lui sont rattachés, en décalage par rapport à l'arborescence de filtres du thread appelant.
Toutes les actions de renvoi des filtres, sauf SECCOMP_RET_ALLOW, doivent être journalisées. Un administrateur peut outrepasser cet attribut de filtre en empêchant des actions spécifiques d'être journalisées à l'aide du fichier /proc/sys/kernel/seccomp/actions_logged.
Désactiver la mitigation Speculative Store Bypass.
Tester pour savoir si une action est prise en charge par le noyau. Cette opération peut aider à confirmer que le noyau connaît l'action de renvoi d'un filtre récemment ajouté puisque le noyau traite toutes les actions inconnues comme des SECCOMP_RET_KILL_PROCESS.
La valeur de flags doit être de 0 et args doit être un pointeur vers une action de renvoi de filtre 32 bits non signé.

Filtres

Lors de l'ajout d'un filtre à l'aide de SECCOMP_SET_MODE_FILTER, args pointe vers un programme de filtrage :


struct sock_fprog {

unsigned short len; /* Nombre d'instructions BPF */
struct sock_filter *filter; /* Pointeur vers le tableau
d'instructions BPF */ };

Chaque programme doit contenir une ou plusieurs instructions BPF :


struct sock_filter {            /* Filter block */

__u16 code; /* Code du filtre réel */
__u8 jt; /* Jump true (sauter le vrai) */
__u8 jf; /* Jump false (sauter le faux) */
__u32 k; /* Champ générique multiusages */ };

Lors de l'exécution des instructions, le programme BPF agit sur les informations de l'appel système qui sont rendues disponibles (c'est-à-dire qu'il utilise le mode d'adressage BPF_ABS) en tant que tampon (en lecture seule) ayant la forme suivante :


struct seccomp_data {

int nr; /* Numéro de l'appel système */
__u32 arch; /* Valeur AUDIT_ARCH_*
(voir <linux/audit.h>) */
__u64 instruction_pointer; /* pointeur vers l'instruction du processeur */
__u64 args[6]; /* Jusqu'à 6 paramètres de l'appel système */ };

Comme la numérotation des appels système varie entre les architectures et comme certaines (comme x86-64) autorisent du code de l'espace utilisateur à utiliser les conventions de l'appelant d'autres architectures (et comme cette convention peut varier pendant la vie d'un processus qui utilise execve(2) pour exécuter des binaires qui utilisent différentes conventions), il est généralement nécessaire de vérifier la valeur du champ arch.

Il est fortement recommandé d'utiliser une approche par liste d'autorisations autant que possible, parce qu'une telle approche est plus robuste et plus simple. Une liste d'interdictions devra être mise à jour à chaque fois qu'un appel système dangereux sera ajouté (ou un attribut ou une option si elles font partie de la liste des interdictions) et il est souvent possible de modifier la représentation d'une valeur sans changer sa signification, conduisant à contourner la liste d'interdictions. Voir aussi Mises en garde ci-dessous.

Le champ arch n'est pas unique pour toutes les conventions d'appelant. Les ABI x86-64 et x32 utilisent AUDIT_ARCH_X86_64 en tant que arch et elles fonctionnent sur les mêmes processeurs. Au contraire, le masque __X32_SYSCALL_BIT est utilisé sur le numéro d'appel système pour parler indépendamment aux deux ABI.

Cela veut dire qu'une politique peut soit interdire tous les appels système avec __X32_SYSCALL_BIT, soit elle doit les reconnaître avec le positionnement ou pas de __X32_SYSCALL_BIT. Une liste des appels système à interdire qui s'appuie sur nr et qui ne contient pas de valeurs nr__X32_SYSCALL_BIT est positionné peut être contournée par un programme malveillant qui positionne __X32_SYSCALL_BIT.

En outre, les noyaux précédant Linux 5.4 autorisaient à tort nr dans les intervalles 512–547 ainsi que les appels système non x32 correspondants reliés (opération OU) avec __X32_SYSCALL_BIT. Par exemple, nr == 521 et nr == (101 | __X32_SYSCALL_BIT) créeraient des appels ptrace(2) avec une sémantique potentiellement confondue entre x32 et x86_64 dans le noyau. Les politiques prévues pour fonctionner sur des noyaux antérieurs à Linux 5.4 doivent garantir qu'elles interdisent ou qu'elles gèrent correctement ces appels système. Sur Linux 5.4 et plus récents, de tels appels système échoueront avec une erreur ENOSYS sans rien faire.

Le champ instruction_pointer fournit l'adresse de l'instruction en langage machine qui a effectué l'appel système. Cela pourrait être utile avec /proc/[pid]/maps pour effectuer des vérifications à partir de la région (projection) du programme qui a fait l'appel système (il est probablement raisonnable de verrouiller les appels système mmap(2) et mprotect(2) pour empêcher le programme de contourner de telles vérifications).

Lors de la vérification des valeurs de args, gardez en tête que les paramètres sont souvent tronqués silencieusement avant d'être traités mais après la vérification seccomp. Cela arrive par exemple si l'ABI i386 est utilisée sur un noyau x86-64 : bien que le noyau n'ira normalement pas regarder au-delà des 32 bits les plus faibles des paramètres, les valeurs des registres 64 bits complets seront présentes dans les données de seccomp. Un exemple moins surprenant est que si l'ABI x86-64 est utilisée pour effectuer un appel système prenant un paramètre de type int, la moitié du registre du paramètre la plus significative est ignorée par l'appel système mais visible dans les données de seccomp.

Un filtre seccomp renvoie une valeur 32 bits en deux parties : la plus significative, de 16 bits (correspondant au masque défini par la constante SECCOMP_RET_ACTION_FULL), contient une des valeurs « action » listée ci-dessous ; la moins significative, de 16 bits (définie par la constante SECCOMP_RET_DATA), contient des « data » à associer à ce code de retour.

Si plusieurs filtres existent, ils sont tous exécutés dans l'ordre inverse de leur apparition dans l'arbre des filtres – si bien que le filtre le plus récemment installé est exécuté en premier) (remarquez que tous les filtres seront appelés même si l'un des premiers appellés renvoie SECCOMP_RET_KILL. Cela pour simplifier le code du noyau et pour fournir une petite accélération d’exécution d’ensembles de filtres en évitant la vérification de ce cas particulier). La valeur renvoyée de l'évaluation d'un appel système donné est la première valeur vue de l'action de plus haute priorité (ainsi que ses données associées) renvoyée par l'exécution de tous les filtres.

Dans l'ordre décroissant de priorité, les valeurs d'action qui peuvent être renvoyées par un filtre seccomp sont :

Cette valeur aboutit à la fin immédiate du processus, avec un vidage mémoire. L'appel système n'est pas exécuté. Contrairement à SECCOMP_RET_KILL_THREAD ci-dessous, tous les threads du groupe de threads sont terminés (pour un point sur les groupes de thread, voir la description de l'attribut CLONE_THREAD de clone(2)).
Le processus se termine parce que il a été tué par un signal SIGSYS. Même si un gestionnaire de signal a été enregistré pour SIGSYS, le gestionnaire sera ignoré dans ce cas et le processus se termine toujours. Le processus parent qui attend ce processus (en utilisant waitpid(2) ou équivalent) reçoit wstatus qui indique que son enfant s'est terminé suite à un signal SIGSYS.
Cette valeur provoque la fin immédiate du thread qui a effectué l'appel système. L'appel système n'est pas exécuté. Les autres threads du même groupe de threads continueront à s'exécuter.
Le thread s'est terminé comme tué par un signal SIGSYS. Voir SECCOMP_RET_KILL_PROCESS ci-dessus.
Avant Linux 4.11, tout processus qui se terminait de cette manière ne générait pas de vidage mémoire (bien que SIGSYS soit documenté dans signal(7) pour avoir comme action par défaut celle de terminer avec un vidage mémoire). Depuis Linux 4.11, un processus d'un seul thread créera un vidage mémoire s'il se termine dans ce cadre.
Avec l'apparition de SECCOMP_RET_KILL_PROCESS dans Linux 4.14, SECCOMP_RET_KILL_THREAD a été ajouté comme synonyme de SECCOMP_RET_KILL, afin de distinguer plus clairement les deux actions.
Remarque : l'utilisation de SECCOMP_RET_KILL_THREAD pour tuer un thread unique d'un processus de plusieurs threads va probablement mettre le processus dans un état incohérent et corrompre pour toujours son état.
Cette valeur fait envoyer par le noyau un signal SIGSYS adressé au thread déclencheur (l'appel système n'est pas exécuté). Divers champs seront positionnés dans la structure siginfo_t (voir sigaction(2)) associée au signal :
  • si_signo contiendra SIGSYS.
  • si_call_addr affichera l'adresse de l'instruction de l'appel système.
  • si_syscall et si_arch indiqueront l'appel système qui a été essayé.
  • si_code contiendra SYS_SECCOMP.
  • si_errno contiendra la partie SECCOMP_RET_DATA du code de retour du filtre.
Le compteur du programme sera arrêté sitôt l'appel système fait (c'est-à-dire que le compteur du programme ne pointera pas vers l'instruction de l'appel système). Le registre du code de retour contiendra une valeur dépendante de l'architecture ; en cas de relance de l'exécution, positionnez-la sur quelque chose adapté à l'appel système (la dépendance de l'architecture provient du fait que son remplacement par ENOSYS écraserait des informations utiles).
Cette valeur fait passer la partie SECCOMP_RET_DATA du code de retour du filtre à l'espace utilisateur en tant que valeur errno sans exécuter l'appel système.
Quand cette valeur est renvoyée, le noyau essaiera de notifier à un observateur basé sur ptrace(2) avant d'exécuter l'appel système. Si aucun observateur n'est présent, l'appel système n'est pas exécuté et renvoie un échec en positionnant errno sur ENOSYS.
Un observateur sera notifié s'il demande PTRACE_O_TRACESECCOMP en utilisant ptrace(PTRACE_SETOPTIONS). Il sera notifié d'un PTRACE_EVENT_SECCOMP et la partie SECCOMP_RET_DATA du code de retour du filtre sera mise à la disposition de l'observateur à l'aide de PTRACE_GETEVENTMSG.
L'observateur peut ignorer l'appel système en modifiant le numéro de l'appel système à -1. Autrement, l'observateur peut modifier l'appel système demandé en le passant à un numéro d'appel système valable. Si l'observateur demande à ignorer l'appel système, ce dernier renverra la valeur que l'observateur place dans le registre du code de retour.
Avant le noyau 4.8, la vérification seccomp ne sera pas refaite après que l'observateur ait reçu une notification (cela signifie que sur les anciens noyaux, les conteneurs basés sur seccomp ne doivent pas autoriser l'utilisation de ptrace(2) – même sur d'autres processus encapsulés – sans une prudence extrême ; les ptracers peuvent utiliser ce mécanisme pour sortir d'un conteneur seccomp).
Remarquez que le processus d'un observateur ne sera pas notifié si un autre filtre renvoie une valeur d'action ayant une priorité supérieure à SECCOMP_RET_TRACE.
Cette valeur fait exécuter l'appel système après l'enregistrement de l'action de retour du filtre. Un administrateur peut supplanter la journalisation de cette action à l'aide du fichier /proc/sys/kernel/seccomp/actions_logged.
Cette valeur provoque l'exécution de l'appel système.

Si on indique un code d'action différent de ceux ci-dessus, l'action de filtre est traitée soit comme un SECCOMP_RET_KILL_PROCESS (depuis Linux 4.14), soit comme un SECCOMP_RET_KILL_THREAD (dans Linux 4.13 et antérieurs).

Interfaces /proc

Les fichiers du répertoire /proc/sys/kernel/seccomp offrent des informations et des configurations seccomp supplémentaires :

Une liste ordonnée en lecture seule d'actions de renvoi de filtre seccomp sous la forme d'une chaîne. L'ordre, de gauche à droite, est décroissant pour la priorité. La liste représente l'ensemble des actions de renvoi de filtre seccomp gérées par le noyau.
Une liste ordonnée en lecture-écriture d'actions de renvoi de filtre seccomp autorisées pour la journalisation. Les écritures dans le fichier n'ont pas besoin d'être ordonnées, mais les lectures se feront dans le même ordre que pour actions_avail.
Il est important de remarquer que la valeur de actions_logged n'empêche pas certaines actions de renvoi de filtre de s'enregistrer quand le sous-système d'audit est configuré pour auditer une tâche. Si l'action n'est pas retrouvée dans le fichier actions_logged, la décision finale d'auditer l'action de cette tâche revient au sous-système d'audit pour toutes les actions de renvoi de filtre autres que SECCOMP_RET_ALLOW.
La chaîne « allow » n'est pas acceptée dans le fichier actions_logged car il n'est pas possible d'enregistrer les actions SECCOMP_RET_ALLOW. Essayer d'écrire « allow » dans le fichier échouera avec l'erreur EINVAL.

Enregistrement d'audit des actions seccomp

Depuis Linux 4.14, le noyau offre la possibilité d'enregistrer les actions renvoyées par des filtres seccomp dans le compte-rendu d'audit. Le noyau prend la décision d'enregistrer une action à partir du type d'action, de sa présence dans le fichier actions_logged et de l'activation de l'audit du noyau (par exemple avec l'option d'amorçage du noyau audit=1). Les règles sont les suivantes :

  • Si l'action est SECCOMP_RET_ALLOW, l'action n'est pas enregistrée.
  • Sinon, si l'action est SECCOMP_RET_KILL_PROCESS ou SECCOMP_RET_KILL_THREAD et si elle apparaît dans le fichier actions_logged, l'action est enregistrée.
  • Sinon, si le filtre a demandé l'enregistrement (l'attribut SECCOMP_FILTER_FLAG_LOG) et si elle apparaît dans le fichier actions_logged, l'action est enregistrée.
  • Sinon, si l'audit du noyau est activé et si le processus doit être audité (autrace(8)), l'action est enregistrée.
  • Sinon, l'action n'est pas enregistrée.

VALEUR RENVOYÉE

En cas de succès, seccomp() renvoie 0. En cas d'erreur, si SECCOMP_FILTER_FLAG_TSYNC était utilisé, le code de retour est l'identifiant du thread qui a fait échouer la synchronisation (il s'agit d'un identifiant de thread du noyau du type renvoyé par clone(2) et gettid(2)). Si d'autres erreurs se produisent, -1 est renvoyé et errno est positionné pour indiquer la cause de l'erreur.

ERREURS

seccomp() peut échouer pour les raisons suivantes :

L'appelant n'avait pas la capacité CAP_SYS_ADMIN dans son espace de noms utilisateur ou n'avait pas positionné no_new_privs avant d'utiliser SECCOMP_SET_MODE_FILTER.
args n'était pas une adresse valable.
L'operation est inconnue ou n'est pas prise en charge par cette version ou cette configuration du noyau.
Les flags spécifiés ne sont pas valables pour l'operation donnée.
L'operation comprenait BPF_ABS, mais la position indiquée n'était pas alignée sur une limite 32 bits ou elle dépassait sizeof(struct seccomp_data).
Un mode de calcul sécurisé a déjà été défini et l'operation diffère du paramétrage existant.
operation indiquait SECCOMP_SET_MODE_FILTER mais le programme de filtre vers lequel pointait args n'était pas valable ou sa longueur était de zéro ou dépassait BPF_MAXINSNS instructions (4096).
Plus assez de mémoire.
La taille totale de tous les programmes de filtre rattachés au thread appelant dépasserait MAX_INSNS_PER_PATH instructions (32768). Remarquez qu'afin de calculer cette limite, chaque programme de filtre déjà existant intègre une pénalité de dépassement de 4 instructions.
operation indiquait SECCOMP_GET_ACTION_AVAIL mais le noyau ne gère pas l'action de renvoi de filtre indiquée par args.
Un autre thread a provoqué un échec pendant la synchronisation, mais son identifiant n'a pas pu être déterminé.

VERSIONS

L'appel système seccomp() est apparu pour la première fois dans Linux 3.17.

CONFORMITÉ

L'appel système seccomp() est une extension Linux non standard.

NOTES

Au lieu de coder à la main des filtres seccomp comme démontré dans l'exemple ci-dessous, vous pourriez préférer utiliser la bibliothèque libseccomp qui fournit une interface de génération de filtres seccomp.

Le champ Seccomp du fichier /proc/[pid]/status offre une méthode de visualisation du mode seccomp du processus ; voir proc(5).

seccomp() fournit un sur-ensemble de fonctionnalités de l'opération PR_SET_SECCOMP de prctl(2) (qui ne prend pas en charge les flags).

Depuis Linux 4.4, l'opération PTRACE_SECCOMP_GET_FILTER de ptrace(2) peut être utilisée pour obtenir un fichier des filtres seccomp d'un processus.

Gestion d'architecture pour le BPF seccomp

La gestion d'architecture pour le filtrage de BPF seccomp est disponible sur les architectures suivantes :

  • x86-64, i386, x32 (depuis Linux 3.5)
  • ARM (depuis Linux 3.8)
  • s390 (depuis Linux 3.8)
  • MIPS (depuis Linux 3.16)
  • ARM-64 (depuis Linux 3.19)
  • PowerPC (depuis Linux 4.3)
  • Tile (depuis Linux 4.3)
  • PA-RISC (depuis Linux 4.6)

Mises en garde

Il y a beaucoup de subtilités à prendre en compte lorsqu'on applique des filtres seccomp à un programme, notamment :

  • Certains appels système traditionnels ont des implémentations dans l'espace utilisateur dans le vdso(7) de nombreuses architectures. Parmi les exemples remarquables, se trouvent clock_gettime(2), gettimeofday(2) et time(2). Sur de telles architectures, le filtrage seccomp de ces appels système sera sans effet (il y a cependant des cas où les implémentations vdso(7) se rabattent sur le véritable appel système, alors les filtres seccomp verraient l'appel système).
  • Le filtrage seccomp s'appuie sur les numéros d'appel système. Cependant, les applications n'appellent généralement pas directement les appels système, mais plutôt les fonctions enveloppe de la bibliothèque C qui appellent à leur tour les appels système. Par conséquent, vous devez garder en tête ce qui suit :
Les enveloppes de la glibc pour certains appels système traditionnels peuvent utiliser des appels système ayant des noms différents dans le noyau. Par exemple, la fonction enveloppe exit(2) utilise en fait l'appel système exit_group(2) et la fonction fork(2) utilise en réalité les appels clone(2).
Le comportement des fonctions enveloppe peut changer en fonction des architectures, selon la plage d'appels système fournie sur ces architectures. Autrement dit, la même fonction enveloppe peut appeler différents appels système selon les architectures.
Enfin, le comportement des fonctions enveloppe peut changer selon les versions de la glibc. Par exemple, dans d'anciennes versions, la fonction enveloppe de la glibc de open(2) appelait l'appel système du même nom, mais à partir de la 2.26, l'implémentation est passée à l'appel openat(2) sur toutes les architectures.

La conséquence des points ci-dessus est qu'il pourrait être nécessaire de filtrer un appel système autre que celui prévu. Plusieurs pages de manuel de la section 2 donnent des détails utiles sur les différences entre les fonctions enveloppe et les appels système sous-jacents dans les sous-sections intitulées Différences entre le noyau et la bibliothèque C.

En outre, remarquez que l'application de filtres seccomp risque même de provoquer des bogues dans une application, quand les filtres provoquent des échecs inattendus d'opérations légitimes que l'application a besoin d'effectuer. De tels bogues pourraient ne pas être facilement identifiés lors d'un test des filtres seccomp s'ils se produisent à des endroits du code rarement utilisés.

Détails BPF spécifiques à seccomp

Remarquez que les détails BPF suivants sont spécifiques aux filtres seccomp :

  • Les modificateurs de taille BPF_H et BPF_B ne sont pas pris en charge : toutes les opérations doivent charger et stocker des mots (4 octets) (BPF_W).
  • Pour accéder au contenu du tampon seccomp_data, utilisez le modificateur du mode d'adressage BPF_ABS.
  • Le modificateur du mode d'adressage BPF_LEN produit un opérande de mode immédiatement dont la valeur est la taille du tampon seccomp_data.

EXEMPLES

Le programme ci-dessous accepte quatre paramètres ou plus. Les trois premiers sont un numéro d'appel système, un identifiant numérique d'architecture et un numéro d'erreur. Le programme utilise ces valeurs pour construire un filtre BPF utilisé lors de l'exécution pour effectuer les vérifications suivantes :

[1]
Si le programme ne tourne pas sur l'architecture indiquée, le filtre BPF fait échouer les appels système avec l'erreur ENOSYS.
[2]
Si le programme essaie d'exécuter l'appel système ayant le numéro indiqué, le filtre BPF fait échouer l'appel système en positionnant errno sur le numéro d'erreur indiqué.

Les autres paramètres de la ligne de commande indiquent le chemin et les paramètres supplémentaires d'un programme que notre exemple doit essayer d'exécuter en utilisant execv(3) (une fonction de bibliothèque qui utilise l'appel système execve(2)). Certains exemples d’exécution du programme sont présentées ci-dessous.

Tout d'abord, on affiche l'architecture sur laquelle on est (x86-64) puis on construit une fonction d’interpréteur qui cherche les numéros d'appels système sur cette architecture :


$ uname -m
x86_64
$ syscall_nr() {

cat /usr/src/linux/arch/x86/syscalls/syscall_64.tbl | \
awk '$2 != "x32" && $3 == "'$1'" { print $1 }' }

Quand le filtre BPF rejette un appel système (cas n° 2 ci-dessus), il fait échouer l'appel système avec le numéro d'erreur indiqué sur la ligne de commande. Dans les exemples présentés ici, nous utiliserons le numéro d'erreur 99 :


$ errno 99
EADDRNOTAVAIL 99 Ne peut pas affecter l'adresse demandée

Dans l'exemple suivant, on essaie d'exécuter la commande whoami(1), mais le filtre BPF rejette l'appel système execve(2), donc la commande n'est même pas exécutée :


$ syscall_nr execve
59
$ ./a.out
Utilisation : ./a.out <syscall_nr> <arch> <errno> <prog> [<args>]
Astuce pour <arch> : AUDIT_ARCH_I386: 0x40000003

AUDIT_ARCH_X86_64 : 0xC000003E $ ./a.out 59 0xC000003E 99 /bin/whoami execv : Ne peut pas affecter l'adresse demandée

Dans le prochain exemple, le filtre BPF rejette l'appel système write(2) pour que, même si elle a pu démarrer, la commande whoami(1) ne puisse pas écrire de sortie :


$ syscall_nr write
1
$ ./a.out 1 0xC000003E 99 /bin/whoami

Dans le dernier exemple, le filtre BPF rejette un appel système qui n'est pas utilisé par la commande whoami(1), elle peut donc s'exécuter et produire une sortie :


$ syscall_nr preadv
295
$ ./a.out 295 0xC000003E 99 /bin/whoami
cecilia

Source du programme

#include <errno.h>
#include <stddef.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <linux/audit.h>
#include <linux/filter.h>
#include <linux/seccomp.h>
#include <sys/prctl.h>
#define X32_SYSCALL_BIT 0x40000000
#define ARRAY_SIZE(arr) (sizeof(arr) / sizeof((arr)[0]))
static int
install_filter(int syscall_nr, int t_arch, int f_errno)
{

unsigned int upper_nr_limit = 0xffffffff;
/* Supposer qu'AUDIT_ARCH_X86_64 signifie l'ABI x86-64 normale
(dans l'ABI x32, tous les appels système ont 30 bits positionnés
dans le champ 'nr', ce qui veut dire que les numéros
sont >= X32_SYSCALL_BIT) */
if (t_arch == AUDIT_ARCH_X86_64)
upper_nr_limit = X32_SYSCALL_BIT - 1;
struct sock_filter filter[] = {
/* [0] Charger l'architecture depuis le tampon
'seccomp_data' dans l'accumulateur */
BPF_STMT(BPF_LD | BPF_W | BPF_ABS,
(offsetof(struct seccomp_data, arch))),
/* [1] Revenir de 5 instructions si l'architecture ne correspond
pas à 't_arch' */
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, t_arch, 0, 5),
/* [2] Charger le numéro d'appel système à partir du tampon
'seccomp_data' dans l'accumulateur */
BPF_STMT(BPF_LD | BPF_W | BPF_ABS,
(offsetof(struct seccomp_data, nr))),
/* [3] Vérifier l'ABI - nécessaire seulement pour x86-64 si on
utilise une liste d'interdictions. Utiliser BPF_JGT au lieu de
vérifier par rapport au masque de bits pour ne pas devoir
recharger le numéro d'appel système. */
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JGT | BPF_K, upper_nr_limit, 3, 0),
/* [4] Revenir d'une instruction si le numéro d'appel système
ne correspond pas à 'syscall_nr' */
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, syscall_nr, 0, 1),
/* [5] Architecture et appel système correspondants : ne pas exécuter
l'appel système et renvoyer 'f_errno' dans 'errno' */
BPF_STMT(BPF_RET | BPF_K,
SECCOMP_RET_ERRNO | (f_errno & SECCOMP_RET_DATA)),
/* [6] Cible du numéro d'appel système inadéquate : autoriser
d'autres appels système */
BPF_STMT(BPF_RET | BPF_K, SECCOMP_RET_ALLOW),
/* [7] Cible de l'architecture inadéquate : tuer le processus */
BPF_STMT(BPF_RET | BPF_K, SECCOMP_RET_KILL_PROCESS),
};
struct sock_fprog prog = {
.len = ARRAY_SIZE(filter),
.filter = filter,
};
if (seccomp(SECCOMP_SET_MODE_FILTER, 0, &prog)) {
perror("seccomp");
return 1;
}
return 0; } int main(int argc, char **argv) {
if (argc < 5) {
fprintf(stderr, "Utilisation : "
"%s <syscall_nr> <arch> <errno> <prog> [<args>]\n"
"Astuce pour <arch>: AUDIT_ARCH_I386: 0x%X\n"
" AUDIT_ARCH_X86_64: 0x%X\n"
"\n", argv[0], AUDIT_ARCH_I386, AUDIT_ARCH_X86_64);
exit(EXIT_FAILURE);
}
if (prctl(PR_SET_NO_NEW_PRIVS, 1, 0, 0, 0)) {
perror("prctl");
exit(EXIT_FAILURE);
}
if (install_filter(strtol(argv[1], NULL, 0),
strtol(argv[2], NULL, 0),
strtol(argv[3], NULL, 0)))
exit(EXIT_FAILURE);
execv(argv[4], &argv[4]);
perror("execv");
exit(EXIT_FAILURE); }

VOIR AUSSI

bpfc(1), strace(1), bpf(2), prctl(2), ptrace(2), sigaction(2), proc(5), signal(7), socket(7)

Plusieurs pages de la bibliothèque libseccomp, dont : scmp_sys_resolver(1), seccomp_export_bpf(3), seccomp_init(3), seccomp_load(3) et seccomp_rule_add(3).

Les fichiers Documentation/networking/filter.txt et Documentation/userspace-api/seccomp_filter.rst des sources du noyau (ou Documentation/prctl/seccomp_filter.txt avant Linux 4.13).

McCanne, S. et Jacobson, V. (1992) The BSD Packet Filter : une nouvelle architecture de captation de paquets au niveau utilisateur, colloque de la conférence USENIX à l'hiver 1993 http://www.tcpdump.org/papers/bpf-usenix93.pdf

COLOPHON

Cette page fait partie de la publication 5.10 du projet man-pages Linux. Une description du projet et des instructions pour signaler des anomalies et la dernière version de cette page peuvent être trouvées à l'adresse https://www.kernel.org/doc/man-pages/.

TRADUCTION

La traduction française de cette page de manuel a été créée par Christophe Blaess <https://www.blaess.fr/christophe/>, Stéphan Rafin <stephan.rafin@laposte.net>, Thierry Vignaud <tvignaud@mandriva.com>, François Micaux, Alain Portal <aportal@univ-montp2.fr>, Jean-Philippe Guérard <fevrier@tigreraye.org>, Jean-Luc Coulon (f5ibh) <jean-luc.coulon@wanadoo.fr>, Julien Cristau <jcristau@debian.org>, Thomas Huriaux <thomas.huriaux@gmail.com>, Nicolas François <nicolas.francois@centraliens.net>, Florentin Duneau <fduneau@gmail.com>, Simon Paillard <simon.paillard@resel.enst-bretagne.fr>, Denis Barbier <barbier@debian.org>, David Prévot <david@tilapin.org> et Jean-Philippe MENGUAL <jpmengual@debian.org>

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1 novembre 2020 Linux