Man page - seccomp(2)

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Manual

seccomp

NOM
BIBLIOTHÈQUE
SYNOPSIS
DESCRIPTION
Filtres
/proc interfaces
Enregistrement d’audit des actions seccomp
VALEUR RENVOYÉE
ERREURS
STANDARDS
HISTORIQUE
NOTES
Gestion d’architecture pour le BPF seccomp
Avertissements
Détails BPF spécifiques à seccomp
EXEMPLES
Source du programme
VOIR AUSSI
TRADUCTION

NOM

seccomp - Agir sur l’état de calcul sécurisé (Secure Computing State) du processus

BIBLIOTHÈQUE

Bibliothèque C standard ( libc , -lc )

SYNOPSIS

#include <linux/seccomp.h> /* Définition des constantes SECCOMP_* */
#include <linux/filter.h> /* Définition de struct sock_fprog */
#include <linux/audit.h> /* Définition des constantes AUDIT_* */
#include <linux/signal.h> /* Définition des constantes SIG* */
#include <sys/ptrace.h> /* Définition des constantes PTRACE_* */
#include <sys/syscall.h> /* Définition des constantes SYS_* */
#include <unistd.h>

int syscall(SYS_seccomp, unsigned int opération , unsigned int flags ,
void * args );

Remarque : la glibc ne fournit pas d’enveloppe pour seccomp (), imposant l’utilisation de syscall (2).

DESCRIPTION

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

Actuellement, Linux gère les valeurs d’ opération suivantes :
SECCOMP_SET_MODE_STRICT

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 aboutissent à la fin du thread appelant ou à la fin du processus complet avec le signal SIGKILL quand il n’y a qu’un seul thread. Le mode de calcul sécurisé strict est utile pour les applications de traitement de nombres 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 fonctionnalité n’est disponible que si le noyau a été construit avec l’option CONFIG_SECCOMP activée.

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);

SECCOMP_SET_MODE_FILTER

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 enfant 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 :
SECCOMP_FILTER_FLAG_LOG (depuis Linux 4.14)

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 .

SECCOMP_FILTER_FLAG_NEW_LISTENER (depuis Linux 5.0)

Après une installation réussie du programme de filtrage, renvoyer un nouveau descripteur de fichier de notification pour l’espace utilisateur. (L’attribut close-on-exec est défini pour le descripteur de fichier.) Quand le filtre renvoie SECCOMP_RET_USER_NOTIF , une notification sera envoyée à ce descripteur de fichier.

Pour un thread, au maximum un seul filtre de seccomp utilisant l’attribut SECCOMP_FILTER_FLAG_NEW_LISTENER peut être installé.

Consultez seccomp_unotify (2) pour plus de détails.

SECCOMP_FILTER_FLAG_SPEC_ALLOW (depuis Linux 4.17)

Désactiver la mitigation Speculative Store Bypass.

SECCOMP_FILTER_FLAG_TSYNC

Lors de l’ajout d’un filtre, synchroniser tous les autres threads du processus appelant avec la même arborescence de filtres seccomp. Une « arborescence de filtres » est une liste ordonnée de filtres rattachée à un thread (le rattachement de filtres identiques dans des appels seccomp () distincts génère différents filtres depuis cette perspective).

Si aucun 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 nouveaux filtres seccomp lui sont rattachés en propre, en décalage par rapport à l’arborescence de filtres du thread appelant.

SECCOMP_GET_ACTION_AVAIL (depuis Linux 4.14)

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.

SECCOMP_GET_NOTIF_SIZES (depuis Linux 5.O)

Obtenir la taille des structures de notification de l’espace utilisateur de seccomp. Comme ces structures peuvent évoluer et croître avec le temps, cette commande peut être utilisée pour déterminer quelle quantité de mémoire allouer pour envoyer et recevoir des notifications.

La valeur de flags doit être de 0 et args doit être un pointeur vers un struct seccomp_notif_sizes de la forme suivante :

struct seccomp_notif_sizes
__u16 seccomp_notif; /* Taille de la structure de notification */
__u16 seccomp_notif_resp; /* Taille de la structure de réponse */
__u16 seccomp_data; /* Taille de 'struct seccomp_data' */
};

Consultez seccomp_unotify (2) pour plus de détails.

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 où __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 appelés 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 rare). 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 :
SECCOMP_RET_KILL_PROCESS (depuis Linux 4.14)

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 .

SECCOMP_RET_KILL_THREAD (ou SECCOMP_RET_KILL )

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.

SECCOMP_RET_TRAP

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 tenté.
	-		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 comme si l’appel système a été 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).

SECCOMP_RET_ERRNO

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.

SECCOMP_RET_USER_NOTIF (depuis Linux 5.0)

Faire suivre l’appel système à un processus de superviseur attaché de l’espace utilisateur attaché pour permettre à ce processus de décider quoi faire de l’appel système. Si il n’y a pas de superviseur attaché (soit parce que le filtre n’a pas été installé avec l’attribut SECCOMP_FILTER_FLAG_NEW_LISTENER ou parce que le descripteur de fichier était fermé), le filtre renvoie ENOSYS (c’est similaire à ce qui se produit quand un filtre renvoie SECCOMP_RET_TRACE et qu’il n’y a pas d’observateur). Consultez seccomp_unotify (2) pour plus de détails.

Remarquez que le processus de superviseur ne sera pas notifié si un autre filtre renvoie une valeur d’action ayant une priorité supérieure à SECCOMP_RET_USER_NOTIF .

SECCOMP_RET_TRACE

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 Linux 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 .

SECCOMP_RET_LOG (depuis Linux 4.14)

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 .

SECCOMP_RET_ALLOW

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).

/proc interfaces

Les fichiers du répertoire /proc/sys/kernel/seccomp offrent des informations et des configurations seccomp supplémentaires :
actions_avail (depuis Linux 4.14)

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.

actions_logged (depuis Linux 4.14)

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 d’être enregistrées 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 a été utilisé, le code de retour est l’identifiant du thread à l’origine de l’échec de la synchronisation (cet identifiant est un identifiant de thread du noyau du type renvoyé par clone (2) et gettid (2)). Si une autre erreur arrive, -1 est renvoyé et errno est positionné pour indiquer l’erreur.

ERREURS

seccomp () peut échouer pour les raisons suivantes :

	EACCES		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 .
	EBUSY		Pendant l’installation d’un nouveau filtre, l’attribut SECCOMP_FILTER_FLAG_NEW_LISTENER a été indiqué, mais un filtre précédent a déjà été installé avec cet attribut.
	EFAULT		args n’était pas une adresse valable.
	EINVAL		L’ opération est inconnue ou n’est pas prise en charge par cette version ou cette configuration du noyau.
	EINVAL		Les flags spécifiés ne sont pas valables pour l’ opération donnée.
	EINVAL		L’ opération comprenait BPF_ABS , mais la position indiquée n’était pas alignée sur une limite 32 bits ou elle dépassait sizeof(struct seccomp_data) .
	EINVAL		Un mode de calcul sécurisé a déjà été défini et l’ opération diffère du paramétrage existant.
	EINVAL		opération 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).
	ENOMEM		Plus assez de mémoire.
	ENOMEM		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.

EOPNOTSUPP

opération indiquait SECCOMP_GET_ACTION_AVAIL mais le noyau ne gère pas l’action de renvoi de filtre indiquée par args .

ESRCH

Un autre thread a provoqué un échec pendant la synchronisation, mais son identifiant n’a pas pu être déterminé.

STANDARDS

Linux.

HISTORIQUE

Linux 3.17.

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 les 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)

Avertissements

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 :

	-		Si le programme ne tourne pas sur l’architecture indiquée, le filtre BPF fait échouer les appels système avec l’erreur ENOSYS .
	-		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 présentés 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 <linux/audit.h>
#include <linux/filter.h>
#include <linux/seccomp.h>
#include <stddef.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/prctl.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <unistd.h>
#define X32_SYSCALL_BIT 0x40000000
#define ARRAY_SIZE(arr) (sizeof(arr) / sizeof((arr)[0]))
static int
install_filter(int syscall_nr, unsigned int t_arch, int f_errno)
{
unsigned int upper_nr_limit = 0xffffffff;
/* On suppose que AUDIT_ARCH_X86_64 renvoie à l’ABI x86-64 normale
(dans l’ABI x32, tous les appels système ont le bit 30 positionné
dans le champ 'nr', donc 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] Avancer 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 depuis le 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] Avancer 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 (syscall(SYS_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),
strtoul(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), seccomp_unotify (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

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>, Jean-Philippe MENGUAL <jpmengual@debian.org> et Jean-Pierre Giraud <jean-pierregiraud@neuf.fr>

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