Documentation/dev-tools/kasan.rst

   1 The Kernel Address Sanitizer (KASAN)
   2 ====================================
   3
   4 Overview
   5 --------
   6
   7 KernelAddressSANitizer (KASAN) is a dynamic memory error detector designed to
   8 find out-of-bound and use-after-free bugs. KASAN has two modes: generic KASAN
   9 (similar to userspace ASan) and software tag-based KASAN (similar to userspace
  10 HWASan).
  11
  12 KASAN uses compile-time instrumentation to insert validity checks before every
  13 memory access, and therefore requires a compiler version that supports that.
  14
  15 Generic KASAN is supported in both GCC and Clang. With GCC it requires version
  16 8.3.0 or later. With Clang it requires version 7.0.0 or later, but detection of
  17 out-of-bounds accesses for global variables is only supported since Clang 11.
  18
  19 Tag-based KASAN is only supported in Clang and requires version 7.0.0 or later.
  20
  21 Currently generic KASAN is supported for the x86_64, arm64, xtensa, s390 and
  22 riscv architectures, and tag-based KASAN is supported only for arm64.
  23
  24 Usage
  25 -----
  26
  27 To enable KASAN configure kernel with::
  28
  29           CONFIG_KASAN = y
  30
  31 and choose between CONFIG_KASAN_GENERIC (to enable generic KASAN) and
  32 CONFIG_KASAN_SW_TAGS (to enable software tag-based KASAN).
  33
  34 You also need to choose between CONFIG_KASAN_OUTLINE and CONFIG_KASAN_INLINE.
  35 Outline and inline are compiler instrumentation types. The former produces
  36 smaller binary while the latter is 1.1 - 2 times faster.
  37
  38 Both KASAN modes work with both SLUB and SLAB memory allocators.
  39 For better bug detection and nicer reporting, enable CONFIG_STACKTRACE.
  40
  41 To augment reports with last allocation and freeing stack of the physical page,
  42 it is recommended to enable also CONFIG_PAGE_OWNER and boot with page_owner=on.
  43
  44 To disable instrumentation for specific files or directories, add a line
  45 similar to the following to the respective kernel Makefile:
  46
  47 - For a single file (e.g. main.o)::
  48
  49     KASAN_SANITIZE_main.o := n
  50
  51 - For all files in one directory::
  52
  53     KASAN_SANITIZE := n
  54
  55 Error reports
  56 ~~~~~~~~~~~~~
  57
  58 A typical out-of-bounds access generic KASAN report looks like this::
  59
  60     ==================================================================
  61     BUG: KASAN: slab-out-of-bounds in kmalloc_oob_right+0xa8/0xbc [test_kasan]
  62     Write of size 1 at addr ffff8801f44ec37b by task insmod/2760
  63
  64     CPU: 1 PID: 2760 Comm: insmod Not tainted 4.19.0-rc3+ #698
  65     Hardware name: QEMU Standard PC (i440FX + PIIX, 1996), BIOS 1.10.2-1 04/01/2014
  66     Call Trace:
  67      dump_stack+0x94/0xd8
  68      print_address_description+0x73/0x280
  69      kasan_report+0x144/0x187
  70      __asan_report_store1_noabort+0x17/0x20
  71      kmalloc_oob_right+0xa8/0xbc [test_kasan]
  72      kmalloc_tests_init+0x16/0x700 [test_kasan]
  73      do_one_initcall+0xa5/0x3ae
  74      do_init_module+0x1b6/0x547
  75      load_module+0x75df/0x8070
  76      __do_sys_init_module+0x1c6/0x200
  77      __x64_sys_init_module+0x6e/0xb0
  78      do_syscall_64+0x9f/0x2c0
  79      entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x44/0xa9
  80     RIP: 0033:0x7f96443109da
  81     RSP: 002b:00007ffcf0b51b08 EFLAGS: 00000202 ORIG_RAX: 00000000000000af
  82     RAX: ffffffffffffffda RBX: 000055dc3ee521a0 RCX: 00007f96443109da
  83     RDX: 00007f96445cff88 RSI: 0000000000057a50 RDI: 00007f9644992000
  84     RBP: 000055dc3ee510b0 R08: 0000000000000003 R09: 0000000000000000
  85     R10: 00007f964430cd0a R11: 0000000000000202 R12: 00007f96445cff88
  86     R13: 000055dc3ee51090 R14: 0000000000000000 R15: 0000000000000000
  87
  88     Allocated by task 2760:
  89      save_stack+0x43/0xd0
  90      kasan_kmalloc+0xa7/0xd0
  91      kmem_cache_alloc_trace+0xe1/0x1b0
  92      kmalloc_oob_right+0x56/0xbc [test_kasan]
  93      kmalloc_tests_init+0x16/0x700 [test_kasan]
  94      do_one_initcall+0xa5/0x3ae
  95      do_init_module+0x1b6/0x547
  96      load_module+0x75df/0x8070
  97      __do_sys_init_module+0x1c6/0x200
  98      __x64_sys_init_module+0x6e/0xb0
  99      do_syscall_64+0x9f/0x2c0
 100      entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x44/0xa9
 101
 102     Freed by task 815:
 103      save_stack+0x43/0xd0
 104      __kasan_slab_free+0x135/0x190
 105      kasan_slab_free+0xe/0x10
 106      kfree+0x93/0x1a0
 107      umh_complete+0x6a/0xa0
 108      call_usermodehelper_exec_async+0x4c3/0x640
 109      ret_from_fork+0x35/0x40
 110
 111     The buggy address belongs to the object at ffff8801f44ec300
 112      which belongs to the cache kmalloc-128 of size 128
 113     The buggy address is located 123 bytes inside of
 114      128-byte region [ffff8801f44ec300, ffff8801f44ec380)
 115     The buggy address belongs to the page:
 116     page:ffffea0007d13b00 count:1 mapcount:0 mapping:ffff8801f7001640 index:0x0
 117     flags: 0x200000000000100(slab)
 118     raw: 0200000000000100 ffffea0007d11dc0 0000001a0000001a ffff8801f7001640
 119     raw: 0000000000000000 0000000080150015 00000001ffffffff 0000000000000000
 120     page dumped because: kasan: bad access detected
 121
 122     Memory state around the buggy address:
 123      ffff8801f44ec200: fc fc fc fc fc fc fc fc fb fb fb fb fb fb fb fb
 124      ffff8801f44ec280: fb fb fb fb fb fb fb fb fc fc fc fc fc fc fc fc
 125     >ffff8801f44ec300: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 03
 126                                                                     ^
 127      ffff8801f44ec380: fc fc fc fc fc fc fc fc fb fb fb fb fb fb fb fb
 128      ffff8801f44ec400: fb fb fb fb fb fb fb fb fc fc fc fc fc fc fc fc
 129     ==================================================================
 130
 131 The header of the report provides a short summary of what kind of bug happened
 132 and what kind of access caused it. It's followed by a stack trace of the bad
 133 access, a stack trace of where the accessed memory was allocated (in case bad
 134 access happens on a slab object), and a stack trace of where the object was
 135 freed (in case of a use-after-free bug report). Next comes a description of
 136 the accessed slab object and information about the accessed memory page.
 137
 138 In the last section the report shows memory state around the accessed address.
 139 Reading this part requires some understanding of how KASAN works.
 140
 141 The state of each 8 aligned bytes of memory is encoded in one shadow byte.
 142 Those 8 bytes can be accessible, partially accessible, freed or be a redzone.
 143 We use the following encoding for each shadow byte: 0 means that all 8 bytes
 144 of the corresponding memory region are accessible; number N (1 <= N <= 7) means
 145 that the first N bytes are accessible, and other (8 - N) bytes are not;
 146 any negative value indicates that the entire 8-byte word is inaccessible.
 147 We use different negative values to distinguish between different kinds of
 148 inaccessible memory like redzones or freed memory (see mm/kasan/kasan.h).
 149
 150 In the report above the arrows point to the shadow byte 03, which means that
 151 the accessed address is partially accessible.
 152
 153 For tag-based KASAN this last report section shows the memory tags around the
 154 accessed address (see Implementation details section).
 155
 156
 157 Implementation details
 158 ----------------------
 159
 160 Generic KASAN
 161 ~~~~~~~~~~~~~
 162
 163 From a high level, our approach to memory error detection is similar to that
 164 of kmemcheck: use shadow memory to record whether each byte of memory is safe
 165 to access, and use compile-time instrumentation to insert checks of shadow
 166 memory on each memory access.
 167
 168 Generic KASAN dedicates 1/8th of kernel memory to its shadow memory (e.g. 16TB
 169 to cover 128TB on x86_64) and uses direct mapping with a scale and offset to
 170 translate a memory address to its corresponding shadow address.
 171
 172 Here is the function which translates an address to its corresponding shadow
 173 address::
 174
 175     static inline void *kasan_mem_to_shadow(const void *addr)
 176     {
 177         return ((unsigned long)addr >> KASAN_SHADOW_SCALE_SHIFT)
 178                 + KASAN_SHADOW_OFFSET;
 179     }
 180
 181 where ``KASAN_SHADOW_SCALE_SHIFT = 3``.
 182
 183 Compile-time instrumentation is used to insert memory access checks. Compiler
 184 inserts function calls (__asan_load*(addr), __asan_store*(addr)) before each
 185 memory access of size 1, 2, 4, 8 or 16. These functions check whether memory
 186 access is valid or not by checking corresponding shadow memory.
 187
 188 GCC 5.0 has possibility to perform inline instrumentation. Instead of making
 189 function calls GCC directly inserts the code to check the shadow memory.
 190 This option significantly enlarges kernel but it gives x1.1-x2 performance
 191 boost over outline instrumented kernel.
 192
 193 Generic KASAN prints up to 2 call_rcu() call stacks in reports, the last one
 194 and the second to last.
 195
 196 Software tag-based KASAN
 197 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
 198
 199 Tag-based KASAN uses the Top Byte Ignore (TBI) feature of modern arm64 CPUs to
 200 store a pointer tag in the top byte of kernel pointers. Like generic KASAN it
 201 uses shadow memory to store memory tags associated with each 16-byte memory
 202 cell (therefore it dedicates 1/16th of the kernel memory for shadow memory).
 203
 204 On each memory allocation tag-based KASAN generates a random tag, tags the
 205 allocated memory with this tag, and embeds this tag into the returned pointer.
 206 Software tag-based KASAN uses compile-time instrumentation to insert checks
 207 before each memory access. These checks make sure that tag of the memory that
 208 is being accessed is equal to tag of the pointer that is used to access this
 209 memory. In case of a tag mismatch tag-based KASAN prints a bug report.
 210
 211 Software tag-based KASAN also has two instrumentation modes (outline, that
 212 emits callbacks to check memory accesses; and inline, that performs the shadow
 213 memory checks inline). With outline instrumentation mode, a bug report is
 214 simply printed from the function that performs the access check. With inline
 215 instrumentation a brk instruction is emitted by the compiler, and a dedicated
 216 brk handler is used to print bug reports.
 217
 218 A potential expansion of this mode is a hardware tag-based mode, which would
 219 use hardware memory tagging support instead of compiler instrumentation and
 220 manual shadow memory manipulation.
 221
 222 What memory accesses are sanitised by KASAN?
 223 --------------------------------------------
 224
 225 The kernel maps memory in a number of different parts of the address
 226 space. This poses something of a problem for KASAN, which requires
 227 that all addresses accessed by instrumented code have a valid shadow
 228 region.
 229
 230 The range of kernel virtual addresses is large: there is not enough
 231 real memory to support a real shadow region for every address that
 232 could be accessed by the kernel.
 233
 234 By default
 235 ~~~~~~~~~~
 236
 237 By default, architectures only map real memory over the shadow region
 238 for the linear mapping (and potentially other small areas). For all
 239 other areas - such as vmalloc and vmemmap space - a single read-only
 240 page is mapped over the shadow area. This read-only shadow page
 241 declares all memory accesses as permitted.
 242
 243 This presents a problem for modules: they do not live in the linear
 244 mapping, but in a dedicated module space. By hooking in to the module
 245 allocator, KASAN can temporarily map real shadow memory to cover
 246 them. This allows detection of invalid accesses to module globals, for
 247 example.
 248
 249 This also creates an incompatibility with ``VMAP_STACK``: if the stack
 250 lives in vmalloc space, it will be shadowed by the read-only page, and
 251 the kernel will fault when trying to set up the shadow data for stack
 252 variables.
 253
 254 CONFIG_KASAN_VMALLOC
 255 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
 256
 257 With ``CONFIG_KASAN_VMALLOC``, KASAN can cover vmalloc space at the
 258 cost of greater memory usage. Currently this is only supported on x86.
 259
 260 This works by hooking into vmalloc and vmap, and dynamically
 261 allocating real shadow memory to back the mappings.
 262
 263 Most mappings in vmalloc space are small, requiring less than a full
 264 page of shadow space. Allocating a full shadow page per mapping would
 265 therefore be wasteful. Furthermore, to ensure that different mappings
 266 use different shadow pages, mappings would have to be aligned to
 267 ``KASAN_SHADOW_SCALE_SIZE * PAGE_SIZE``.
 268
 269 Instead, we share backing space across multiple mappings. We allocate
 270 a backing page when a mapping in vmalloc space uses a particular page
 271 of the shadow region. This page can be shared by other vmalloc
 272 mappings later on.
 273
 274 We hook in to the vmap infrastructure to lazily clean up unused shadow
 275 memory.
 276
 277 To avoid the difficulties around swapping mappings around, we expect
 278 that the part of the shadow region that covers the vmalloc space will
 279 not be covered by the early shadow page, but will be left
 280 unmapped. This will require changes in arch-specific code.
 281
 282 This allows ``VMAP_STACK`` support on x86, and can simplify support of
 283 architectures that do not have a fixed module region.