何 進(jìn)，范明鈺，王光衛(wèi)

基于TWPos內(nèi)核完整性保護(hù)

何 進(jìn)，范明鈺，王光衛(wèi)

(電子科技大學(xué)計(jì)算機(jī)科學(xué)與工程學(xué)院 成都 611731)

內(nèi)核rookits攻擊對(duì)內(nèi)核的完整性構(gòu)成致命威脅，因此對(duì)內(nèi)核rootkits防護(hù)是內(nèi)核完整性保護(hù)的重點(diǎn)。當(dāng)前研究主要側(cè)重于內(nèi)核rootkits探測(cè)和防護(hù)，不足之處在于：1) rootkits防護(hù)存在單一保護(hù)模式；2) 內(nèi)核rootkits探測(cè)只能做探測(cè)使用，即便發(fā)現(xiàn)內(nèi)核已經(jīng)受到攻擊，也無能為力。鑒于這種情況，該文設(shè)計(jì)了一種內(nèi)核完整性保護(hù)方法，采用安全認(rèn)證保護(hù)和探測(cè)恢復(fù)兩種方式(TWPos)保護(hù)操作系統(tǒng)，同時(shí)具備探測(cè)和防護(hù)能力，即便內(nèi)核受到攻擊也能進(jìn)行恢復(fù)。實(shí)驗(yàn)表明，TWPos系統(tǒng)既能全面有效的防護(hù)，而且又不犧牲系統(tǒng)性能，并且兼容多種OS系統(tǒng)。

探測(cè)恢復(fù)復(fù)試; 內(nèi)核完整性; rootkits; 安全認(rèn)證保護(hù)模式; TWPos; 虛擬機(jī)管理

Rootkits是攻擊者向計(jì)算機(jī)系統(tǒng)植入的，能夠隱藏自身蹤跡并保留超級(jí)用戶訪問權(quán)限的惡意程序。rootkits分為用戶級(jí)和內(nèi)核級(jí)兩種[1]，本文只對(duì)內(nèi)核級(jí)rootkits進(jìn)行探測(cè)和防護(hù)，內(nèi)核級(jí)的rootkits對(duì)整個(gè)計(jì)算機(jī)安全構(gòu)成致命威脅，它不僅破壞內(nèi)核任務(wù)、文件系統(tǒng)、網(wǎng)絡(luò)協(xié)議棧、系統(tǒng)時(shí)鐘、調(diào)度堆棧等OS重要部件，而且對(duì)內(nèi)核進(jìn)行篡改、注入、更改內(nèi)核控制流程以及隱藏自身反病毒軟件。rootkits對(duì)內(nèi)核攻擊主要通過以下途徑：1) 帶有rootkits的模塊插入到內(nèi)核；2) 內(nèi)核自身安全漏洞，注入rootkits到內(nèi)核；3) 通過應(yīng)用安全漏洞提取最高權(quán)限，再向內(nèi)核注入rootkits。

無論采用何種途徑防止內(nèi)核rootkits攻擊，最終目的是確保內(nèi)核完整性。通過研究?jī)?nèi)核rootkits注入方式、系統(tǒng)特征及防范措施，將這些工作分為兩大類：1) 探測(cè)內(nèi)核rootkits[2-4]，早期Copilot[2]采用獨(dú)立PCI卡周期獲取內(nèi)核的內(nèi)存，并分析判斷內(nèi)核是否被破壞；基于Copilot改進(jìn)[3]進(jìn)一步探測(cè)代碼完整性及其數(shù)據(jù)完整性；SBCFI[4]探測(cè)控制流；OSck[5]基于不變式進(jìn)行探測(cè)。所有這些都是基于探測(cè)模式，只有rootkits已經(jīng)注入內(nèi)核之后，才能探測(cè)發(fā)現(xiàn)rootkits攻擊，盡管事后采取一系列措施，然而內(nèi)核完整性無法得到保障。2) 阻止rootkits注入內(nèi)核從而確保內(nèi)核完整性[6-9,12-13]，Secvisor[6]確保整個(gè)系統(tǒng)運(yùn)行周期內(nèi)核代碼完整性；Patagonix[7]探測(cè)執(zhí)行文件格式確保內(nèi)核完整性；NICKLE[8]認(rèn)證內(nèi)核代碼再執(zhí)行；HookSafe[9]函數(shù)指針保護(hù)，主要是鉤子函數(shù)保護(hù)。這些保護(hù)都是基于內(nèi)核某一個(gè)方面進(jìn)行保護(hù)，要么保證代碼完整性[6-8]，或數(shù)據(jù)完整性[11,15]或控制流完整性[9]，都采用單一防護(hù)某類攻擊，而缺乏統(tǒng)一全面保護(hù)措施。

基于上述兩種類型，僅僅采用探測(cè)方式是無法保護(hù)內(nèi)核完整性，即便阻止rootkits注入確保內(nèi)核完整性這種方式，也存在諸多弊端，因而無法有效的保護(hù)內(nèi)核完整性。鑒于此，本文采用了一種將安全防護(hù)及探測(cè)安全漏洞并進(jìn)行恢復(fù)相結(jié)合的方法確保內(nèi)核完整性的方案，稱為TWPos方法，TWPos基于VMM[14]管理，將TWPos保護(hù)的內(nèi)核劃分為兩種保護(hù)措施：一部分內(nèi)核采用安全認(rèn)證保護(hù)方式(safe authentication protection mode, SAPM)，這部分保護(hù)主要針對(duì)內(nèi)核里面安全級(jí)別要求很高的部分，如控制流、內(nèi)核調(diào)度等；另一部分內(nèi)核采用探測(cè)恢復(fù)方式(detection recovery mode, DRM)，這部分相對(duì)上面部分安全要求低，如一些外圍設(shè)備等。TWPos將保護(hù)的內(nèi)核邏輯上劃分為兩個(gè)部分，采用SAPM方式保護(hù)的內(nèi)核部分稱為SAPM-K，采用DRM方式探測(cè)保護(hù)的內(nèi)核部分稱為DRM-K。

1 TWPos設(shè)計(jì)

定義 1 內(nèi)核完整性KI：內(nèi)核整個(gè)運(yùn)行周期，內(nèi)核代碼、內(nèi)核數(shù)據(jù)、內(nèi)核控制流和內(nèi)核棧都未被篡改或注入，稱為內(nèi)核完整性。

定義 2 原始內(nèi)存塊OMB：OMB保存內(nèi)核代碼、數(shù)據(jù)、堆棧的內(nèi)存。保護(hù)方式來看OMB內(nèi)存= DRM-K∪SAPM-K，DRM-K?OMB，SAPM-K?OMB并且DRM-K∩SAPM-K=?。

定義 3 備份內(nèi)存塊BMB：保存DRM-K?OMB備份的內(nèi)存，當(dāng)DRM-K完整性遭到破壞，通過BMB進(jìn)行恢復(fù)，確保代碼、數(shù)據(jù)、控制流和棧完整性。

定義 4 映射內(nèi)存塊MMB：存放的內(nèi)存都是從OMB通過安全認(rèn)證之后的內(nèi)存，GOS可以安全訪存。

定義 5 安全映射表SMT：建立SAPM-K和MMB之間映射關(guān)系，當(dāng)GOS任務(wù)訪問SAPM-K內(nèi)存時(shí)，通過SMT項(xiàng)映射至MMB內(nèi)存，進(jìn)行訪問，SMT標(biāo)識(shí)狀態(tài)包括5種：LOCK、UNLOCK、USE、SAFE和NORMAL。LOCK狀態(tài)：建立映射時(shí)的狀態(tài)；UNLOCK狀態(tài)：撤銷映射時(shí)的狀態(tài)；USE狀態(tài)：GOS可以訪問內(nèi)存；SAFE狀態(tài)：GOS可以安全訪問MMB內(nèi)存，NORMAL狀態(tài)：GOS通用訪問OMB內(nèi)存。

1.1 內(nèi)存關(guān)系

將TWPos加載VMM中，TWPos從Host OS(HOS)分配3部分內(nèi)存：BMB、SMT和MMB，并將這3部分內(nèi)存塊的頁(yè)表都置為非置換方式，避免這些內(nèi)存被置換出去，導(dǎo)致系統(tǒng)性能降低。

GOS未加入安全系統(tǒng)之前，GOS訪存過程：GOS虛擬地址—＞VMM。將TWPos作為VMM針對(duì)GOS的一個(gè)安全部件，被保護(hù)的GOS運(yùn)行在VMM之上，加入安全TWPos系統(tǒng)，訪存過程如圖1b：GOS虛擬地址—＞TWPos—＞VMM。說明GOS任務(wù)安全訪問物理內(nèi)存時(shí)，必須通過TWPos，才能訪問真正物理內(nèi)存，TWPos作為GOS安全訪問的重要部件，通過保護(hù)GOS物理內(nèi)存達(dá)到保護(hù)GOS內(nèi)核KI。內(nèi)存關(guān)系如圖1c：將TWPos加載到OMB時(shí)，TWPos從HOS分配3部分內(nèi)存分別為BMB、SMT和MMB，處理它們之間關(guān)系如下：

1) 映射關(guān)系(OMB—＞MMB)：TWPos內(nèi)核加載時(shí)，將采用SAPM機(jī)制的內(nèi)存或者模塊SAPM-K?OMB內(nèi)存認(rèn)證備份至MMB內(nèi)存SAPM-K—＞MMB，并且SMT=｛OMB，MMB，SMT標(biāo)識(shí)｝將它們映射關(guān)系寫入空閑SMT項(xiàng)。

2) 副本關(guān)系(OMB—＞BMB)：TWPos內(nèi)核加載時(shí)，將采用DRM機(jī)制的內(nèi)存或者模塊DRMK?OMB內(nèi)存?zhèn)浞葜罛MB內(nèi)存DRM-K—＞BMB。

3) 安全訪問(GOS—＞SMT—＞MMB)：若GOS訪問SAPM-K內(nèi)存，先查找SAPM-K內(nèi)存與MMB映射關(guān)系SMT，若找到則通過SMT映射塊訪問MMB，由于MMB是認(rèn)證之后的內(nèi)存，因此該訪問為安全訪問。

4) 通用訪問(GOS—＞SMT—＞OMB)：GOS訪問DRM-K內(nèi)存，訪問過程為GOS—＞SMT—＞OMB。

5) 恢復(fù)關(guān)系(BMB—＞OMB)：如果DRM機(jī)制周期檢測(cè)到DRM-K內(nèi)存被篡改，則通過BMB進(jìn)行恢復(fù)BMB—＞OMB。

1.2 保護(hù)機(jī)制

TWPos根據(jù)不同保護(hù)內(nèi)容采用不同策略，圖1顯示了TWPos保護(hù)KI完整性的總體構(gòu)架。

SAPM方式：初始化模塊建立GOS的映射關(guān)系SAPM-K—＞MMB，并將MMB內(nèi)存置為只讀模式，同時(shí)修改shadow page tables(SPT)頁(yè)表將原先指向SAPM-K修改為指向MMB；當(dāng)GOS訪問SAPM-K內(nèi)存通過SPT和SMT映射到MMB進(jìn)行訪問。要是GOS訪問DRM-K內(nèi)存通用訪問。

DRM方式：初始化時(shí)將GOS的DRM-K內(nèi)存和BMB內(nèi)存切分多個(gè)邏輯塊，并將DRM-K所有邏輯塊與BMB建立副本關(guān)系，同時(shí)DRM-K所有邏輯塊進(jìn)行HASH，并將HASH值存入BMB內(nèi)存；GOS訪問DRM-K內(nèi)存采用通用訪問，該訪存未進(jìn)行任何安全保護(hù)，GOS可能對(duì)DRM-K內(nèi)存進(jìn)行篡改和破壞。DRM啟動(dòng)內(nèi)核線程周期HASH驗(yàn)證DRM-K邏輯塊KI完整性，如果KI完整性被破壞則通過BMB進(jìn)行恢復(fù)。

圖1 TWPos總體構(gòu)架

2 TWPos實(shí)現(xiàn)

TWPos實(shí)現(xiàn)兩種內(nèi)核和內(nèi)核模塊保護(hù)機(jī)制：1) SAPM方式，將內(nèi)核及其模塊建立映射關(guān)系SAPM-K—＞MMB，GOS采用安全訪問GOS—＞SMT—＞MMB進(jìn)行訪存。2) DRM方式，將DRM-K內(nèi)核劃分多個(gè)邏輯塊，每個(gè)邏輯塊DRM-K[i]進(jìn)行HASH，并將HASH值存入OMB[i]內(nèi)存，同時(shí)建立副本關(guān)系DRM-K—＞BMB。DRM方式周期HASH驗(yàn)正DRM-K內(nèi)核，如果探測(cè)到DRM-K內(nèi)核的KI被破壞，則探測(cè)恢復(fù)關(guān)系BMB—＞OMB。TWPos保護(hù)的內(nèi)核，即可以采用其中一種，也可以同時(shí)采用兩種保護(hù)方式，但是不能將相同內(nèi)存塊同時(shí)置于這兩種保護(hù)方式之下。

2.1 初始化

內(nèi)核和內(nèi)核模塊加載OMB內(nèi)存中，SAPM方式保護(hù)的內(nèi)核SAPM-K?OMB，DRM方式保護(hù)的內(nèi)核DRM-K?OMB，并且DRM-K∩SAPM-K=?，也就是OMB內(nèi)存對(duì)應(yīng)的邏輯塊只能選擇一種方式保護(hù)，不能將OMB的邏輯塊即置入SAPM方式和DRM方式之下。從前面所述內(nèi)存關(guān)系可以看出要保護(hù)SAPM-K內(nèi)核，需要在初始化時(shí)建立映射關(guān)系SAPM-K—＞MMB。同樣，保護(hù)DRM-K內(nèi)核，初始化時(shí)建立副本關(guān)系DRM-K—＞BMB，并且建立HASH驗(yàn)證機(jī)制。同時(shí)SMT、MMB和BMB 3部分內(nèi)存頁(yè)表都置為非置換方式，避免內(nèi)存頁(yè)置換出去，導(dǎo)致系統(tǒng)性能降低。內(nèi)核采用保護(hù)方式不一樣，分為兩種初始化過程：

1) SAPM-K初始化建立SAPM-K—＞MMB映射關(guān)系，逐一將SAPM-K[i]—＞MMB[i]邏輯塊建立映射關(guān)系。同時(shí)建立SMT[i]=｛OMB[i]，MMB[i]，標(biāo)識(shí)｝映射表。

2) DRM-K內(nèi)核初始化：GOS的DRM-K內(nèi)核劃分多個(gè)DRM-K[i]邏輯塊并進(jìn)行HASH,將HASH值—＞BMB備份內(nèi)存，作為后期判斷DRM-K內(nèi)存KI破壞的依據(jù)，建立副本關(guān)系DRM-K—＞BMB，BMB為KI內(nèi)存，作為后續(xù)DRM-K內(nèi)存完整性破壞時(shí)進(jìn)行恢復(fù)使用。

2.2 SAPM方式

如圖2所示，GOS通過SAPM方式訪問內(nèi)存分為兩種情況：一種安全訪問；一種通用訪問。通用訪問就是找到GOS對(duì)應(yīng)的SMT項(xiàng)，則遵循原有內(nèi)存訪問模式GOS—＞SPT—＞SAPM-K，訪存流程不變。而安全訪問過程GOS—＞SPT—＞SMT—＞MMB。GOS訪問物理內(nèi)存，通過SPT頁(yè)表，查找訪問SMT；判斷SMT[i].標(biāo)識(shí)狀態(tài)，若SMT[i].標(biāo)識(shí)=LOCK，則等待解鎖之后才訪存；若SMT[i].標(biāo)識(shí)=USE&SAFE，則表示安全訪問MMB[i]內(nèi)存；若SMT[i].標(biāo)識(shí)= USE& NORMAL，則表示通用訪問OMB[i]內(nèi)存。

圖2 SAPM保護(hù)方式下的內(nèi)存訪問

算法1：SAPM方式保護(hù)KI算法

頁(yè)表查找GOS—＞SPT.

頁(yè)表訪存SPT—＞SMT.

if SMT[i].標(biāo)識(shí) = LOCK then

WAIT.

else if (SMT[i].標(biāo)識(shí) = USE) then

if(SMT[i].標(biāo)識(shí) = SAFE)then

獲取SMT[i].MMB[i]地址.

安全訪問MMB[i]內(nèi)存.

else if(SMT[i].標(biāo)識(shí) = NORMAL)then

獲取SMT[i]. OMB[i]地址.

通用訪問OMB[i]內(nèi)存.

else

錯(cuò)誤

2.3 DRM方式

GOS不通過認(rèn)證直接訪問DRM-K內(nèi)核，帶有惡意代碼或數(shù)據(jù)直接訪問OMB，導(dǎo)致KI被破壞。DRM內(nèi)核初始化及DRM內(nèi)核模塊加載過程中，DRM-K內(nèi)核的OMB內(nèi)存都做恢復(fù)備份和HASH。TWPos的DRM保護(hù)方式下，探測(cè)到rootkits攻擊進(jìn)行恢復(fù)內(nèi)核線程對(duì)OMB內(nèi)存做周期性校驗(yàn)，如圖3所示，檢查KI是否被破壞，若KI未破壞，則進(jìn)入下一個(gè)周期檢查，否則BMB內(nèi)存進(jìn)行恢復(fù)(見恢復(fù)算法2)。

圖3 DRM保護(hù)方式下，探測(cè)到rootkits攻擊進(jìn)行恢復(fù)

DRM方式恢復(fù)邏輯塊OMB[i]算法如下：

1) 周期HASH驗(yàn)證，TWPos的內(nèi)核線程對(duì)OMB[i]邏輯塊進(jìn)行HASH，值標(biāo)記為：HASH[dest]。從BMB[i]內(nèi)存獲取OMB[i]初始化HASH值，標(biāo)記為：HASH[Orig]。HASH[Orig]和HASH[dest]進(jìn)行匹配，若匹配則表明OMB[i]的KI未破壞，若不匹配則表明OMB[i]的KI被破壞。

2) 定時(shí)周期校驗(yàn)與恢復(fù)交互，定時(shí)周期校驗(yàn)?zāi)K發(fā)現(xiàn)KI被破壞，則向恢復(fù)模塊發(fā)送恢復(fù)指令標(biāo)記為CMD[rec]，等到恢復(fù)模塊恢復(fù)KI結(jié)束之后，向定時(shí)周期校驗(yàn)?zāi)K發(fā)送恢復(fù)完成指令，標(biāo)記為CMD[resp]。

3) KI恢復(fù)，恢復(fù)模塊收到CMD[rec]指令，讀取BMB[i]，執(zhí)行探測(cè)恢復(fù)BMB[i]—＞OMB[i]。

算法2：恢復(fù)算法

創(chuàng)建周期檢測(cè)線程。

for OMB[i]且?i∈{1,2,…,n} do

HASH邏輯塊OMB[i]—＞HASH[dest]。

獲取BMB[i]初始化值HASH[Orig]。

if HASH[Orig] ≠ HASH[dest] then

CMD[rec]—＞恢復(fù)模塊.

LOCK—＞ OMB[i].

恢復(fù)關(guān)系BMB[i]—＞OMB[i] .

UNLOCK—＞ OMB[i].

CMD[resp]—＞定時(shí)周期檢測(cè)模塊.

else

OMB[i]的KI未破壞.

等待下一個(gè)檢測(cè)周期

表1 通過現(xiàn)有內(nèi)核rootkits攻擊TWPos系統(tǒng)，防護(hù)情況

3 實(shí)驗(yàn)及其分析

TWPos系統(tǒng)實(shí)驗(yàn)及其分析側(cè)重兩種方面：1) 防護(hù)能力；2) 系統(tǒng)性能。實(shí)驗(yàn)環(huán)境：Dell PowerEdge T310、2.4 G主頻、Intel Xeon X3430、4 GB內(nèi)存，Xen[16]hypervisor基于3.4.2版本，dom0系統(tǒng)為Fedora 12，使用64位Ubuntu、內(nèi)核為2.6.24作為客戶機(jī)OS。

防護(hù)能力：采用現(xiàn)有內(nèi)核rootkits攻擊工具[17-23]對(duì)插入TWPos模塊的系統(tǒng)進(jìn)行攻擊，測(cè)試結(jié)果如表1所示。插入模塊修改控制流程、全局變量、修改或注入調(diào)用表或中斷表等，從而達(dá)到隱藏或篡改操作系統(tǒng)目的。實(shí)驗(yàn)表明TWPos能夠有效防止現(xiàn)有內(nèi)核rootkits攻擊，保護(hù)內(nèi)核的完整性。表2通過幾種探測(cè)和防護(hù)系統(tǒng)的比較，可看出TWPos系統(tǒng)是一個(gè)全面綜合防御系統(tǒng)，包括對(duì)控制流、代碼、數(shù)據(jù)完整性進(jìn)行全面保護(hù)，克服單一防護(hù)模式的弱點(diǎn)，其他探測(cè)與防御系統(tǒng)對(duì)控制流、代碼、數(shù)據(jù)完整性行只能保護(hù)其中一種或兩種，不能全面有效的防護(hù)。

表2 TWPos與其他內(nèi)核完整性探測(cè)和防護(hù)系統(tǒng)的對(duì)比

性能影響：采用XEN作為性能測(cè)試基準(zhǔn)，Lmbench[10]作為測(cè)試性能工具，測(cè)試并分析系統(tǒng)各參數(shù)及TWPos系統(tǒng)對(duì)性能的影響。

SAPM方式和DRM方式性能對(duì)比：DRM方式獲得最佳性能：最合理邏輯塊切分粒度4K和最優(yōu)檢測(cè)周期15 ms，與SAPM方式比較，內(nèi)核比例分配：SAPM-K內(nèi)核占有60%，DRM-K內(nèi)核占有40%，圖4表明了SAPM方式比DRM方式性能更好，只要SAPM方式能夠防護(hù)，盡可能采用SAPM方式。TWPos系統(tǒng)整體性能介于SAPM方式和DRM方式之間。

TWPos系統(tǒng)對(duì)應(yīng)用程序的影響：應(yīng)用程序訪存過程：應(yīng)用程序—＞系統(tǒng)調(diào)用—＞GOS內(nèi)核虛擬地址—＞GOS內(nèi)核物理地址—＞TWPos—＞VMM—＞物理內(nèi)存。盡管TWPos只對(duì)內(nèi)核完整性進(jìn)行保護(hù)，但TWPos在兩個(gè)方面可能對(duì)應(yīng)用程序性能造成影響：1) 應(yīng)用程序的系統(tǒng)調(diào)用需要訪問內(nèi)核，那么就要訪問TWPos安全模塊；2) DRM方式的內(nèi)核線程周期檢測(cè)DRM-K內(nèi)存，對(duì)系統(tǒng)性能造成影響。圖5表明TWPos系統(tǒng)對(duì)應(yīng)用程序性能影響很小。主要基于如下原因：1) 由于TWPos采用了內(nèi)存映射而摒棄仲裁技術(shù)，內(nèi)存映射機(jī)制對(duì)系統(tǒng)性能產(chǎn)生輕微的影響，不會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)性能嚴(yán)重下降；2) DRM的內(nèi)核檢測(cè)線程盡管周期掃描DRW-K內(nèi)存，但是只有在內(nèi)核被篡改或注入代碼時(shí)，內(nèi)核完整性遭到破壞進(jìn)行恢復(fù)才會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)性能下降，其它時(shí)候?qū)ο到y(tǒng)性能不造成影響。

TWPos系統(tǒng)對(duì)內(nèi)核程序的影響：圖6呈現(xiàn)了TWPos對(duì)系統(tǒng)性能的影響，導(dǎo)致系統(tǒng)性能下降的主要原因是訪存過程中建立和查找對(duì)應(yīng)的SMT映射。Fork進(jìn)程和Exec任務(wù)都需要建立棧對(duì)象，對(duì)棧進(jìn)行映射處理。Insmod插入模塊對(duì)系統(tǒng)性能的影響主要是SMT映射的建立，并做內(nèi)存?zhèn)浞?。file copy(FC)開銷主要是SMT映射函數(shù)地址的查找，而實(shí)際文件內(nèi)容訪問(讀寫)并沒有增加系統(tǒng)開銷。Apache主要針對(duì)協(xié)議棧代碼完整性保護(hù)導(dǎo)致系統(tǒng)開銷。TWPos對(duì)系統(tǒng)額外開銷很少，主要開銷在于SMT映射。TWPos系統(tǒng)對(duì)性能的影響主要是SMT導(dǎo)致的，訪問內(nèi)容不會(huì)降低系統(tǒng)性能。圖6表明了TWPos系統(tǒng)比SecVisor和NICKLE系統(tǒng)性能好，無論系統(tǒng)接口調(diào)用、內(nèi)核模塊加載還是內(nèi)核程序執(zhí)行，TWPos都體現(xiàn)出優(yōu)越的性能，主要由于TWPos摒棄仲裁技術(shù)而采用內(nèi)存映射機(jī)制，并且將OMB內(nèi)存切分多個(gè)邏輯塊進(jìn)行快速恢復(fù)。

圖4 SAPM與DRM性能對(duì)比

圖5 TWPos和XEN性能對(duì)比

圖6 TWPos與XEN、SecVisor和NICKLE內(nèi)核程序性能對(duì)比

4 結(jié) 論

本論文基于VMM虛擬技術(shù)，呈現(xiàn)TWPos的設(shè)計(jì)、實(shí)現(xiàn)及其TWPos實(shí)驗(yàn)分析，表明了TWPos不僅能夠全面高效自動(dòng)探測(cè)和防護(hù)確保內(nèi)核完整性，同時(shí)兼容多操作系統(tǒng)。因此TWPos可以廣泛應(yīng)用于商業(yè)領(lǐng)域。

[1] NGUYEN A Q, YOSHIYASU T. Towards a tamper resistant kernel rootkit detector[C]//Proceedings of the 2007 ACM Symposium on Applied Computing. Seoul, Korea: ACM, 2007.

[2] PETRONI N, FRASER T, MOLINA J, et al. Copilot: a coprocessor-based kernel runtime integrity monitor[C]// Proceedings of the 13th USENIX Security Symposium. San Diego, USA: Springer, 2004.

[3] PETRONI J N L, FRASER T, WALTERS A, et al. An architecture for specification-based detection of semantic integrity violations in kernel dynamic data[C]//Proceedings of the 15th USENIX Security Symposium. Vancouver, Canada: Springer, 2006.

[4] PETRONI J N L, HICKS M. Automated detection of persistent kernel control-flow attacks[C]//Proceedings of the 2007 ACM Conference on Computer and Communications Security. Alexandria, USA: ACM, 2007.

[5] HOFMANN O S, DUNN A M, KIM S, et al. Ensuring operating system kernel integrity with osck[J]. ACM SIGPLAN Notices, 2011, 46(3): 279-290.

[6] SESHADRI A, LUK M, QU Ning, et al. Secvisor: a tiny hypervisor to provide lifetime kernel code integrity for commodity oses[J]. ACM SIGOPS Operating Systems Review, 2007, 41(6): 335-350.

[7] LITTY L, LAGAR-CAVILLA H A, LIE D. Hypervisor support for identifying covertly executing binaries[C]// Proceedings of the 17th USENIX Security Symposium. California, USA: Springer, 2008: 243-258.

[8] RILEY R, JIANG Xu-xian, XU Dong-yan. Guesttransparent prevention of kernel rootkits with vmm-based memory shadowing[C]//the 11th International Symposium on Recent Advances in Intrusion Detection. Cambridge, USA: Springer, 2008.

[9] WANG Zhi, JIANG Xu-xian, CUI Wei-dong, et al. Countering kernel rootkits with light weight hook protection [C]//16th ACM Conference on Computer and Communications Security. New York, USA: ACM, 2009.

[10] Sourceforge site. Lmbench[R/OL]. [2014-03-19]. http:// sourceforge.net/ projects/lmbench/.

[11] LI Jin-ku, WANG Zhi, BLETSCH T, et al. Comprehensive and efficient protection of kernel control data[J]. IEEE Transactions Information Forensics and Security, 2011, 6(4): 1404-1417.

[12] SZEFER J, LEE R B. Architectural support for hypervisor-secure virtualization[J]. ACM SIGARCH Computer Architecture News, 2012, 40(1): 437-450.

[13] WANG Zhi, WU C, GRACE M, et al. Isolating commodity hosted hypervisors with HyperLock[C]//ACM European Conference on Computer Systems. New York, USA: ACM, 2012.

[14] DANIEL P. Berrangé. Virtual machine manager[R/OL]. [2014-03-29]. http://virt-manager.org/.

[15] BALIGA A, GANAPATHY V, IFTODE L. Automatic inference and enforcement of kernel data structure invariants[C]//the 2008 Annual Computer Security Applications Conference. Washington, USA: IEEE, 2008.

[16] Xen Project. Xen[R/OL]. [2014-04-19]. http://www. xen.org/.

[17] OpenWall Organization. Adore-ng[R/OL]. [2014-04-19]. http://stealth. openwall.net/rootkits/.

[18] Fr33project. Enyelkm[R/OL]. [2014-04-19]. http://www. Fr33project. org/pages/projects/enyelkm.htm.

[19] Codeforge webset. Sk2rc2[R/OL]. [2014-04-19]. http:// www.codeforge.com/ s/3/sk2rc2-code.

[20] Superkit international company. Superkit[R/OL]. [2014-04-19]. http://www.superkit.com/.

[21] Open code lib. Mood-nt[R/OL]. [2014-04-19]. http:// darkangel.antifork. org/codes/.

[22] Moodledoc site. Override[R/OL]. [2014-04-19]. http:// docs.moodle.org/23/en/Override_permissions.

[23] Sebek project site. Sebek[R/OL]. [2014-04-19]. https:// projects.honeynet.org/sebek.

編 輯 葉 芳

Protection of Kernel Integrity with Two-Mode Protection Operation System

HE Jin, FAN Ming-yu, and WANG Guang-wei

(School of Computer Science and Engineering, University of Electronic Science and Technology of China Chengdu 611731)

Kernel-level rootkits attacks pose a deadly threat to kernel integrity, and kernel rootkits is currently a research focus, primarily focused on kernel-level rootkits detection and rootkits protection. However, these studies are always flawed: the rootkits protection presents a single protected mode; kernel-level rootkits detection can only do the detection use, even if the kernel has been found to be attacked, there is no method to solve. Give this situation, we design a two-mode protection operation system (TWPos), this is, a kernel-level integrity protection method along with detection and protection capability, even if the kernel is already under attack, TWPos also recoveries kernel integrity. The experiments show that TWPos is a comprehensive and effective protection system without sacrificing system performance for the price, and is compatible with a variety of OS systems.

detection recovery mode; kernel integrity; rootkits; safe authentication protection mode; two-mode protection operation system; virtual machine monitoring

TP309

A

10.3969/j.issn.1001-0548.2015.06.017

2014 ? 05 ? 06；

2014 ? 09 ? 19

國(guó)家863項(xiàng)目(2009AA01Z435, 2009AA01Z 403)；國(guó)家自然科學(xué)基金(60373109, 60272091)

何進(jìn)(1977 ? )，男，博士，主要從事操作系統(tǒng)安全、虛擬技術(shù)及云安全等方面的研究.