KERNEL1

WHAT IS KERNEL

KERNEL是一个负责连接计算机硬件与软件的一个模块，当软件对硬件进行调用的时候，或者发送一些置零的时候，KERNEL负责将这些指令转化并发送给CPU或者计算机中其他硬件及逆行处理。

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kernel 最主要的功能有两点：

1. 控制并与硬件进行交互
2. 提供 application 能运行的环境

包括 I/O，权限控制，系统调用，进程管理，内存管理等多项功能都可以归结到上边两点中。

kernel 是现代操作系统最基本的部分。

Ring Model

intel CPU 将 CPU 的特权级别分为 4 个级别：Ring 0, Ring 1, Ring 2, Ring 3。

不过现代操作系统只使用了Ring0、Ring3

使用Ring Model机制是为了保证操作系统的安全性、可以有效的阻止恶意程序任意调用硬件等计算机设施。

Model Change

user space to kernel space

用户态向内核态转换有三种情况，一般是通过系统调用、产生异常、外设产生中断等事件。

切换状态的时候通过swapgs切换GS段寄存器的值，可以这样想在内存中有一个位置储存的是内核态GS段寄存器的值。当每次用户态切换到内核态的时候这个位置的数据就会存储到GS段寄存器里面，原GS段寄存器内容存在此位置。

将当前栈顶（用户空间栈顶）记录在 CPU 独占变量区域里，将 CPU 独占区域里记录的内核栈顶放入RSP/ESP。

ENTRY(entry_SYSCALL_64)
/* SWAPGS_UNSAFE_STACK是一个宏，x86直接定义为swapgs指令 */
SWAPGS_UNSAFE_STACK

/* 保存栈值，并设置内核栈 */
movq %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)
movq PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp

/* 通过push保存寄存器值，形成一个pt_regs结构 */
/* Construct struct pt_regs on stack */
pushq  $__USER_DS                /* pt_regs->ss */
pushq  PER_CPU_VAR(rsp_scratch)  /* pt_regs->sp */
pushq  %r11                      /* pt_regs->flags */
pushq  $__USER_CS                /* pt_regs->cs */
pushq  %rcx                      /* pt_regs->ip */
pushq  %rax                      /* pt_regs->orig_ax */
pushq  %rdi                      /* pt_regs->di */
pushq  %rsi                      /* pt_regs->si */
pushq  %rdx                      /* pt_regs->dx */
pushq  %rcx tuichu               /* pt_regs->cx */
pushq  $-ENOSYS                  /* pt_regs->ax */
pushq  %r8                       /* pt_regs->r8 */
pushq  %r9                       /* pt_regs->r9 */
pushq  %r10                      /* pt_regs->r10 */
pushq  %r11                      /* pt_regs->r11 */
sub $(6*8), %rsp                 /* pt_regs->bp, bx, r12-15 not saved */

通过汇编指令判断是否为 x32_abi。

通过系统调用号，跳到全局变量 sys_call_table 相应位置继续执行系统调用。

kernel space to user space

通过 swapgs 恢复 GS 值

通过 sysretq 或者 iretq 恢复到用户控件继续执行。如果使用 iretq 还需要给出用户空间的一些信息(CS, eflags/rflags, esp/rsp 等)

关于 ioctl

NAME
       ioctl - control device
SYNOPSIS
       #include <sys/ioctl.h>
       int ioctl(int fd, unsigned long request, ...);

DESCRIPTION
       The ioctl() system call manipulates the underlying device parameters of special
       files.  In particular, many  operating  characteristics  of  character  special
       files  (e.g., terminals) may be controlled with ioctl() requests.  The argument
       fd must be an open file descriptor.

       The second argument is a device-dependent request code.  The third argument  is
       an  untyped  pointer  to  memory.  It's traditionally char *argp (from the days
       before void * was valid C), and will be so named for this discussion.

       An ioctl() request has encoded in it whether the argument is an in parameter or
       out  parameter, and the size of the argument argp in bytes.  Macros and defines
       used in specifying an ioctl() request are located in the file <sys/ioctl.h>.

可以看出 ioctl 也是一个系统调用，用于与设备通信。

int ioctl(int fd, unsigned long request, ...) 的第一个参数为打开设备 (open) 返回的 文件描述符，第二个参数为用户程序对设备的控制命令，再后边的参数则是一些补充参数，与设备有关。

使用 ioctl 进行通信的原因：

操作系统提供了内核访问标准外部设备的系统调用，因为大多数硬件设备只能够在内核空间内直接寻址, 但是当访问非标准硬件设备这些系统调用显得不合适, 有时候用户模式可能需要直接访问设备。

比如，一个系统管理员可能要修改网卡的配置。现代操作系统提供了各种各样设备的支持，有一些设备可能没有被内核设计者考虑到，如此一来提供一个这样的系统调用来使用设备就变得不可能了。

为了解决这个问题，内核被设计成可扩展的，可以加入一个称为设备驱动的模块，驱动的代码允许在内核空间运行而且可以对设备直接寻址。一个 Ioctl 接口是一个独立的系统调用，通过它用户空间可以跟设备驱动沟通。对设备驱动的请求是一个以设备和请求号码为参数的 Ioctl 调用，如此内核就允许用户空间访问设备驱动进而访问设备而不需要了解具体的设备细节，同时也不需要一大堆针对不同设备的系统调用。

内核态函数调用

内核态的函数与用户态的函数是不同的，比如用户态下的printf()就变为了printfk()

printk()不一定会把内容显示到终端上，但一定在内核缓冲区里，可以通过 dmesg 查看效果。

memcpy() 变更为copy_from_user()/copy_to_user()

copy_from_user() 实现了将用户空间的数据传送到内核空间

copy_to_user() 实现了将内核空间的数据传送到用户空间

malloc()变更为 kmalloc() ，内核态的内存分配函数，和malloc()相似，但使用的是 slab/slub 分配器

free()变更为 kfree() ，同 kmalloc()

同时，kernel负责管理进程，因此 kernel 也记录了进程的权限。kernel中有两个可以方便的改变权限的函数：

int commit_creds(struct cred *new)

struct cred* prepare_kernel_cred(struct task_struct* daemon)

从函数名也可以看出，执行 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) 即可获得 root 权限，0 表示 以 0 号进程作为参考准备新的 credentials。

执行 commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) 也是最常用的提权手段，两个函数的地址都可以在 /proc/kallsyms 中查看（较老的内核版本中是 /proc/ksyms）。

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struct cred – 进程权限结构体

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 */
    kernel_cap_t    cap_inheritable;   /* caps our children can inherit */
    kernel_cap_t    cap_permitted;     /* caps we're permitted */
    kernel_cap_t    cap_effective;     /* caps we can actually use */
    kernel_cap_t    cap_bset;          /* capability bounding set */
    kernel_cap_t    cap_ambient;       /* Ambient capability set */
#ifdef CONFIG_KEYS
    unsigned char   jit_keyring;       /* default keyring to attach requested
    /* keys to */
    struct key __rcu *session_keyring; /* keyring inherited over fork */
    struct key  *process_keyring;      /* keyring private to this process */
    struct key  *thread_keyring;       /* keyring private to this thread */
    struct key  *request_key_auth;     /* assumed request_key authority */
#endif
#ifdef CONFIG_SECURITY
    void        *security;             /* subjective LSM security */
#endif
    struct user_struct *user;          /* real user ID subscription */
    struct user_namespace *user_ns;    /* user_ns the caps and keyrings are relative to. */
    struct group_info *group_info;     /* supplementary groups for euid/fsgid */
    struct rcu_head rcu;               /* RCU deletion hook */
} __randomize_layout;

内核使用cred结构体记录进程的权限，每个进程中都有一个 cred 结构，这个结构保存了该进程的权限等信息(uid，gid等），如果能修改某个进程的cred，那么也就修改了这个进程的权限。在CTF当中，kernel pwn大都是修改此结构体进行提权的。

内核保护机制

smep: Supervisor Mode Execution Protection，当处理器处于 ring 0 模式，执行用户空间的代码会触发页错误。（在 arm 中该保护称为 PXN)

smap: Superivisor Mode Access Protection，类似于 smep，当处理器处于 ring 0 模式，访问用户空间的数据会触发页错误。

MMAP_MIN_ADDR：控制着mmap能够映射的最低内存地址，防止用户非法分配并访问低地址数据。

KASLR：Kernel Address Space Layout Randomization(内核地址空间布局随机化)，开启后，允许kernel image加载到VMALLOC区域的任何位置。

需要注意的是：Canary, DEP, PIE, RELRO 等保护与用户态原理和作用相同。

什么是LKMs

LKMs(Loadable Kernel Modules)称为可加载核心模块(内核模块)，其可以看作是运行在内核空间的可执行程序，包括:

驱动程序（Device drivers）

设备驱动

文件系统驱动

…

内核扩展模块 (modules)

LKMs 的文件格式和用户态的可执行程序相同，Linux 下为 ELF，Windows 下为 exe/dll，mac 下为 MACH-O，因此我们可以用 IDA 等工具来分析内核模块。

模块可以被单独编译， 但不能单独运行 。它在运行时被链接到内核作为内核的一部分在内核空间运行，这与运行在用户控件的进程不同。

模块通常用来实现一种文件系统、一个驱动程序或者其他内核上层的功能。

Linux 内核之所以提供模块机制，是因为它本身是一个单内核 (monolithic kernel)。单内核的优点是效率高，因为所有的内容都集合在一起，但缺点是可扩展性和可维护性相对较差，模块机制就是为了弥补这一缺陷。

通常情况下，Kernel漏洞的发生也常见于加载的LKMs出现问题。

CTF KERNEL PWN

一般ctf中会给出三个文件

boot.sh: 一个用于启动 kernel 的 shell 的脚本，多用 qemu，保护措施与 qemu 不同的启动参数有关
bzImage: kernel binary
rootfs.cpio: 文件系统映像

解释一下 qemu 启动的参数：

• -initrd rootfs.cpio，使用 rootfs.cpio 作为内核启动的文件系统
• -kernel bzImage，使用 bzImage 作为 kernel 映像
• -cpu kvm64,+smep，设置 CPU 的安全选项，这里开启了 smep
• -m 64M，设置虚拟 RAM 为 64M，默认为 128M 其他的选项可以通过 —help 查看。

本地写好 exploit 后，可以通过 base64 编码等方式把编译好的二进制文件保存到远程目录下，进而拿到 flag。同时可以使用 musl, uclibc 等方法减小 exploit 的体积方便传输。

参考链接：

Kernel Pwn 学习之路(一)-安全客 - 安全资讯平台 (anquanke.com)