0x00 简介


之前只接触过应用层的漏洞利用, 这次第一次接触到内核层次的,小结一下。

0x01 概况


这次接触到的,是吾爱破解挑战赛里的一个题,给了一个有问题的驱动程序,要求在ubuntu 14.04 32位系统环境下提权。驱动实现了write函数,但是write可以写0x5a0000000个字节。然后还实现了一个ioctl,这里有任意地址写的问题(但是这个分析里没用到)。还有一个read函数,这个可以读取堆上的数据。驱动的代码可以在这里下载到:http://www.52pojie.cn/thread-480792-1-1.html

write里的dev->data是通过调用ioctl后kmalloc出来的,kmalloc的size可以自行指定。于是通过这个write,可以写内核堆,甚至写到内核栈里。我用的方法是覆盖内核某个堆结构,改掉其上的某个指针,最好是某个函数指针,或者函数表指针。具体的是shmid_kernel结构的file指针,里面存有shm_ops,这是shm的函数表,里面有shm_mmap,而这个函数可以在用户态通过shmat调用到。shmid_kernel这个结构体,则会通过在系统调用shmget时,被kmalloc。在我操作的机器上(32位):

初识linux内核漏洞利用-安全盒子

shmid_kernel分配时的大小是64+92 = 156:

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0x02 覆盖前的堆排布


要保证能覆盖到特定的结构,首先是要保证,申请到的内存是相邻的。内核里kmalloc是slab的分配机制。一次至少会分配一个页面,然后把这个页面分为很多个连续的块,这些块的信息,可以通过cat /proc/slabinfo看到:

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分配的时候,是向上对齐的。比如,如果kmalloc的size满足区间(128,192],那么就会给它分配一个192大小的块。如果有空闲的块,则把空闲的块分配出去。只有当所有分配的slab里的块,都被占用了,才会去分配新的slab(里面有很多相邻内存的大小相同的块)。比如说需要一个192的块,而已经分配的192的slab里没有空闲的,就会分配一个页面的内存,里面分成4096/192 = 21个192bytes的块,然后拿出第一块分配出去,再申请,则拿出第二块,以此类推。

//slab的图

所以,如果我们想要得到两个相邻的块。有这么几点要求:

  • 申请的两个块的大小是处于同一区间的(这里假设都是申请192的块)
  • 申请之前得消耗掉所有空闲的大小为192的块
  • 两个块要连续申请。也就是申请第一个块之后要马上申请第二个。

所以,在这里来说,我们想要通过write,来覆盖掉下一个堆块,即我们的目标堆块shmid_kernel (占用一个192的slab块),要这么做:

  • 不断调用ioctl(fd,0,&arg),并设置arg.idx = 192,来消耗掉空闲的192大小的slab块。
  • 马上调用shmget(IPC_PRIVATE,1024,IPC_CREAT | 0666)来申请一块192的空间。这时,这个块有20/21的概率,我们最后一次ioctl得到的块,是相邻的。

这之后再用write来进行覆盖,就能达到我们的目的。

0x03 overflow shmid_kernel


为了确保我们的堆排布好了,我给这个有漏洞的驱动,patch了一行代码,使得能够把每次kmalloc的地址打印出来:

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而且在exp里,调用shmget之后,再一次调用ioctl来kmalloc一个192的块。那么得到的dmesg:

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最后两次 ioctl,中间相隔了2个0xC0的大小,其中一个应该是shmid_kernel。那么还有一个是什么?通过调用驱动的read,读取这段堆上的内存,我发现:还有一个是shmid_kernel结构的shm_file,排布是这样的:

addr type
0xc04e43c0 dev[0]->data
0xc04e4480 shmid_kernel
0xc04e4540 shmid_file
0xc04e4600 dev1->data

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最开始的计划,是覆盖shmid_kernel结构的shmid_file指针(shmid_kernel+0x6c),但是现在发现可以直接覆盖shmid_file的fop(shmid_file+0x14),这是指向其file_operations的指针。我们只要把这个指针覆盖,就能伪造file_operations,于是伪造一个file_operations,在偏移0x40处,指定0x41414141。其余的内容,由于我们可以通过read读取堆内容,所以write的时候,直接复制过去,改别的。 但是如果没有read,我们也可以自己伪造一个shmid_kernel,当然肯定会麻烦一些。因为有一些检查是要绕过的。

那么,调用shmat的时候,最终会调用:
shmid_kernel->shm_file->fop->mmap(…)。这个时候,我们就能得到内核的控制流。

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0x04 SMEP


得到控制流后,最开始我是这么想的:

将控制流转移到用户态的代码里来,进行提权,代码可以是这样子:

但是,这样只能针对没有开启SMEP(Supervisor Mode Execution Protection Enable)的情况。

什么是SMEP?简单来说,就是禁止内核执行用户控件的代码。它存在于CR4寄存器的第20 bit。

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在安卓上,也叫PXN。因为传统的内核提权漏洞利用,得到控制流之后,直接跳转到用户空间执行提权代码,实在是太轻松,所以就加了这么一个缓解机制。

由于系统开了SMEP,这样就只能在内核找ROP来拼凑提权代码了。

0x05 ROP & 栈移植


构造ROP来调用

通过cat /proc/kallsyms得到符号表之后,可以定位prepare_kernel_cred和commit_creds的地址:

  • C1082B60 T commit_creds
  • C1082E20 T prepare_kernel_cred

只有prepare_kernel_cred(0)需要一个参数,传进去。看了下prepare_kernel_cred函数的汇编,这个参数用eax传递。所以需要一条

或者是

prepare_kernel_cred的返回值,会直接传给commit_creds,并不用在rop链里构造。那么初步的应该是这样子:

instruction addr
pop eax;ret; 0xc1431272
perpare_kernel_creds; 0xc1082e20
commit_cred; 0xc1082b60

问题来了:

rop链,首先要写到栈里面去,问题是如何写。

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最后获得控制流之前,eax 是内核堆上的地址,是shmid_kerneld的shm_file,里面的内容我们可以控制。ecx是伪造的fop表地址,我们可以完全控制。不好往栈里头写数据,不妨把栈给移植到能控制的地方来。

于是我第一次找的 xchg ecx,esp这样的指令。但是一执行,系统就崩了。具体原因,本人猜测应该是内核栈esp不能指向用户空间。具体什么原因,也没深究。

所以第二次,我找的xchg eax,esp;ret 0x100这样的指令。因为eax是shmid_file,还在内核空间,而其后面的数据都可以通过write控制,也就相当于能控制栈。还不用改写shmid_file,只用在shmid_file头4个字节写上pop eax;ret;的地址,xchg之后的ret能顺利执行就OK了。

0x06 内核态返回


最后一个问题,内核态如何返回用户态。

因为我们移植了内核栈,而内核态返回用户态的时候,需要从内核栈里头,弹出cs,eip,eflag,ss,esp等信息。当然,我们可以自己构造虚假的。但是内核栈里头有很多结构体,特别是提取时候要用到的task结构体,就在内核栈开始的地方。我没有试过构造虚假的内核栈,因为感觉太繁琐,而且也不知道可不可行。

于是我采取的是另外一种思路:

把移植过来的栈,又移植回去。

所以,我需要一个寄存器,来保存被移植前的esp。而prepare_kernel_cred() 和 commit_creds()。会对esi,edi,ebx三个寄存器进行保护:

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我选择其中的esi来保存原始内核栈esp。那么rop链就变成了这样子:

instruction addr
xchg eax,esp;ret 0xc1020eb1 覆盖到shm_mmap的指针
xchg eax,esi;ret 0xc1071395 覆盖shm_file的前四个字节
pop eax;ret; 0xc1431272 fack_stask
fack_stask
perpare_kernel_creds; 0xc1082e20 fack_stask
commit_cred; 0xc1082b60 fack_stask
xchg eax,esi;ret 0xc1071395 fack_stask
xchg eax,esp;ret 0xc1020eb1 fack_stask

0x07 get root shell


最后,我们再用户态,调用:

整个提权利用,就完成了。

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0x08 exp

有很多的内核漏洞文章,讲了很多的内核漏洞利用技术:

修改ptmx->fop,修改addr_limit,修改task结构,修改中断描述符,将SMEP位反位等等,都博大精深。学习的路还很长很长。下面是这次提权的代码:

0x09 参考链接