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[原创]KERNEL PWN状态切换原理及KPTI绕过

2020-4-18 18:47 3115

[原创]KERNEL PWN状态切换原理及KPTI绕过

2020-4-18 18:47
3115

本文整理了内核pwn中提权返回到用户态时的相关知识点,求大佬轻喷

0x0 System call and return method

本章不关注系统调用函数的参数,以及返回值,只关注系统调用指令本身。

这里就拿经典的 int 0x80 与 syscall 来说

int 0x80

int 0x80是传统的系统调用,它过中断/异常实现,在执行 int 指令时,发生 trap。硬件根据向量号0x80找到在中断描述符表中的表项,在自动切换到内核栈 (tss.ss0 : tss.esp0) 后根据中断描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到对应的段描述符,从段描述符拿到段的基址,加载到 cs ,将 offset 加载到 eip。最后硬件将用户态ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次压到内核栈。然后会执行eip的entry函数,通常在保存一系列寄存器后会SET_KERNEL_GS设置内核GS。

 

返回时,最后会执行SWAPGS交换内核和用户GS寄存器,然后执行iret指令将先前压栈的 ss / sp / eflags / cs / ip 弹出,恢复用户态调用时的寄存器上下文。

 

总结一下:在提权时,如要使用64 位的iretq指令 从内核态返回到用户态,我们首先要执行SWAPGS切换GS,然后执行iretq指令时的栈布局应该如下:

rsp ---> rip 
         cs
         rflags
         rsp
         ss

syscall

根据 Intel SDM,syscall 指令执行时会将当前 rip(syscall的下一条指令地址) 存到 rcx ,将 rflags 保存到 r11 中。 然后使用 MSR寄存器中的 IA32_FMASK屏蔽 rflags,将 IA32_LSTAR 加载到 rip (entry_SYSCALL_64),同时将 IA32_STAR[47:32] 加载到 cs,IA32_STAR[47:32] + 8 加载到 ss (在 GDT 中,ss 就跟在 cs 后面)。

 

其中的 MSR IA32_LSTAR (MSR_LSTAR) 和 IA32_STAR (MSR_STAR) 在 arch/x86/kernel/cpu/common.c 的 syscall_init 中初始化:

void syscall_init(void)
{
    wrmsr(MSR_STAR, 0, (__USER32_CS << 16) | __KERNEL_CS);
    wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);

#ifdef CONFIG_IA32_EMULATION
    wrmsrl(MSR_CSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_compat);
    /*
     * This only works on Intel CPUs.
     * On AMD CPUs these MSRs are 32-bit, CPU truncates MSR_IA32_SYSENTER_EIP.
     * This does not cause SYSENTER to jump to the wrong location, because
     * AMD doesn't allow SYSENTER in long mode (either 32- or 64-bit).
     */
    wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_CS, (u64)__KERNEL_CS);
    wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_ESP, 0ULL);
    wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_EIP, (u64)entry_SYSENTER_compat);
#else
    wrmsrl(MSR_CSTAR, (unsigned long)ignore_sysret);
    wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_CS, (u64)GDT_ENTRY_INVALID_SEG);
    wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_ESP, 0ULL);
    wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_EIP, 0ULL);
#endif

    /* Flags to clear on syscall */
    wrmsrl(MSR_SYSCALL_MASK,
           X86_EFLAGS_TF|X86_EFLAGS_DF|X86_EFLAGS_IF|
           X86_EFLAGS_IOPL|X86_EFLAGS_AC|X86_EFLAGS_NT);
}

可以看到 MSR_STAR 的第 32-47 位设置为 kernel mode 的 cs,48-63位设置为 user mode 的 cs。而 IA32_LSTAR 被设置为函数 entry_SYSCALL_64 的起始地址。

 

于是 syscall 时,跳转到 entry_SYSCALL_64 开始执行。

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 */

.......
.......

首先通过 swapgs 切换 GS 段寄存器,将 GS 寄存器值和一个特定位置的值进行交换,目的是保存 GS 值,同时将该位置的值作为内核执行时的 GS 值使用。

 

然后将当前栈顶(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。

 

最后通过 push 保存各寄存器值......

 

syscall里面的细节我们不探究,直接看从syscall返回那部分

    LOCKDEP_SYS_EXIT   // 宏的实现与 CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC 内核配置选项相关,该配置允许在退出系统调用时调试锁。
    TRACE_IRQS_ON       /* user mode is traced as IRQs on */
    movq    RIP(%rsp), %rcx
    movq    EFLAGS(%rsp), %r11

    RESTORE_C_REGS_EXCEPT_RCX_R11
    // 恢复除 rxc 和 r11 外所有通用寄存器, 因为 rcx 寄存器为调用系统调用的应用程序的返回地址, r11 寄存器为老的 flags register

    /* 根据压栈的内容,恢复 rsp 为用户态的栈顶 */
    movq    RSP(%rsp), %rsp

    USERGS_SYSRET64
   /* 调用宏 USERGS_SYSRET64 ,其扩展调用 swapgs 指令交换用户 GS 和内核GS, sysret 指令执行从系统调用处理退出 */

关注一下sysret指令,它是syscall从内核态返回用户态的伴随指令。执行sysret时,它从rcx加载rip,并从r11加载rflags,从 MSR的 IA32_STAR[63:48] 加载CS ,从 IA32_STAR[63:48] + 8 加载SS。SYSRET指令不会修改堆栈指针(ESP或RSP),因此在执行SYSRET之前rsp必须切换到用户堆栈,当然还要切换GS寄存器。

 

总结一下: 在提权时,当我们使用sysret指令从内核态中返回前,我们需要先设置rcx为用户态rip,设置r11为用户态rflags,设置rsp为一个用户态堆栈,并执行swapgs交换GS寄存器。

0x1 About KPTI

在这之前你需要了解内存分页机制。

before

每个进程都有一套指向进程自身的页表,由CR3寄存器指向。

 

早期的Linux内核,每当执行用户空间代码(应用程序)时,Linux会在其分页表中保留整个内核内存的映射(内核地址空间和用户地址空间共用一个页全局目录表PGD),并保护其访问。这样做的优点是当应用程序向内核发送系统调用或收到中断时,内核页表始终存在,可以避免绝大多数上下文交换相关的开销(TLB刷新、页表交换等)。

 

尽管阻止了对这些内核映射的访问,但在之后的一段时间,英特尔x86处理器还是被爆出了可用于页表泄露的旁路攻击,可能绕过KASLR.

kpti

KPTI(Kernel PageTable Isolation)全称内核页表隔离,它通过完全分离用户空间与内核空间页表来解决页表泄露。

 

KPTI中每个进程有两套页表——内核态页表与用户态页表(两个地址空间)。内核态页表只能在内核态下访问,可以创建到内核和用户的映射(不过用户空间受SMAP和SMEP保护)。用户态页表只包含用户空间。不过由于涉及到上下文切换,所以在用户态页表中必须包含部分内核地址,用来建立到中断入口和出口的映射。

 

当中断在用户态发生时,就涉及到切换CR3寄存器,从用户态地址空间切换到内核态的地址空间。中断上半部的要求是尽可能的快,从而切换CR3这个操作也要求尽可能的快。为了达到这个目的,KPTI中将内核空间的PGD和用户空间的PGD连续的放置在一个8KB的内存空间中(内核态在低位,用户态在高位)。这段空间必须是8K对齐的,这样将CR3的切换操作转换为将CR3值的第13位(由低到高)的置位或清零操作,提高了CR3切换的速度。

 


开启KPTI后,再想提权就比较有局限性,比如我们常用的ret2usr方式在KPTI下将成为过去时。

swap CR3

下面我们来看一个开启KPTI内核的entry_SYSCALL_64函数

ENTRY(entry_SYSCALL_64)
    /*
     * Interrupts are off on entry.
     * We do not frame this tiny irq-off block with TRACE_IRQS_OFF/ON,
     * it is too small to ever cause noticeable irq latency.
     */
    SWAPGS_UNSAFE_STACK
    // KPTI 进内核态需要切到内核页表
    SWITCH_KERNEL_CR3_NO_STACK
    /*
     * A hypervisor implementation might want to use a label
     * after the swapgs, so that it can do the swapgs
     * for the guest and jump here on syscall.
     */
GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_swapgs)
    // 将用户栈偏移保存到 per-cpu 变量 rsp_scratch 中
    movq    %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)
    // 加载内核栈偏移
    movq    PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp

    TRACE_IRQS_OFF

    /* 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                /* 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 */
    // 为r12-r15, rbp, rbx保留位置
    sub $(6*8), %rsp            /* pt_regs->bp, bx, r12-15 not saved */

    /*
     * If we need to do entry work or if we guess we'll need to do
     * exit work, go straight to the slow path.
     */
    movq    PER_CPU_VAR(current_task), %r11
    testl   $_TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY|_TIF_ALLWORK_MASK, TASK_TI_flags(%r11)
    jnz entry_SYSCALL64_slow_path

entry_SYSCALL_64_fastpath:
    /*
     * Easy case: enable interrupts and issue the syscall.  If the syscall
     * needs pt_regs, we'll call a stub that disables interrupts again
     * and jumps to the slow path.
     */
    TRACE_IRQS_ON
    ENABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
#if __SYSCALL_MASK == ~0
    // 确保系统调用号没超过最大值,超过了则跳转到后面的符号 1 处进行返回
    cmpq    $__NR_syscall_max, %rax
#else
    andl    $__SYSCALL_MASK, %eax
    cmpl    $__NR_syscall_max, %eax
#endif
    ja  1f              /* return -ENOSYS (already in pt_regs->ax) */
    // 除系统调用外的其他调用都通过 rcx 来传第四个参数,因此将 r10 的内容设置到 rcx
    movq    %r10, %rcx

    /*
     * This call instruction is handled specially in stub_ptregs_64.
     * It might end up jumping to the slow path.  If it jumps, RAX
     * and all argument registers are clobbered.
     */
    // 调用系统调用表中对应的函数
    call    *sys_call_table(, %rax, 8)
.Lentry_SYSCALL_64_after_fastpath_call:
    // 将函数返回值压到栈中,返回时弹出
    movq    %rax, RAX(%rsp)
1:

    /*
     * If we get here, then we know that pt_regs is clean for SYSRET64.
     * If we see that no exit work is required (which we are required
     * to check with IRQs off), then we can go straight to SYSRET64.
     */
    DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
    TRACE_IRQS_OFF
    movq    PER_CPU_VAR(current_task), %r11
    testl   $_TIF_ALLWORK_MASK, TASK_TI_flags(%r11)
    jnz 1f

    LOCKDEP_SYS_EXIT   // 宏的实现与 CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC 内核配置选项相关,该配置允许在退出系统调用时调试锁。
    TRACE_IRQS_ON       /* user mode is traced as IRQs on */
    movq    RIP(%rsp), %rcx
    movq    EFLAGS(%rsp), %r11
    RESTORE_C_REGS_EXCEPT_RCX_R11
    // 恢复除 rxc 和 r11 外所有通用寄存器, 因为 rcx 寄存器为调用系统调用的应用程序的返回地址, r11 寄存器为老的 flags register
    /*
     * This opens a window where we have a user CR3, but are
     * running in the kernel.  This makes using the CS
     * register useless for telling whether or not we need to
     * switch CR3 in NMIs.  Normal interrupts are OK because
     * they are off here.
     */
    SWITCH_USER_CR3    // KPTI 返回用户态需要切回用户页表
    /* 根据压栈的内容,恢复 rsp 为用户态的栈顶 */
    movq    RSP(%rsp), %rsp
    USERGS_SYSRET64
   /* 调用宏 USERGS_SYSRET64 ,其扩展调用 swapgs 指令交换用户 GS 和内核GS, sysret 指令执行从系统调用处理退出 */

........
........

可以看出,在入口和结束的地方都加了SWITCH_CR3相关的宏定义,尝试着分析SWITCH_KERNEL_CR3_NO_STACK,里面汇编实现如下:

mov     rdi, cr3
nop
nop
nop
nop
nop
and     rdi, 0xFFFFFFFFFFFFE7FF
mov     cr3, rdi

拆分FFFFFFFFFFFFE7FF,它的第12和13位是零,这段代码目的就是将CR3的第12位与第13位置零(页表的第12位在CR4寄存器的PCIDE位未开启的情况下,都是保留给OS留做他用),我们只关心13位置零,就相当于CR3-0x1000,从用户态PGD转换成内核态PGD。

 

再看SWITCH_USER_CR3宏定义的汇编:

mov     rdi, cr3
or      rdi, 1000h
mov     cr3, rdi

同理,将CR3第13位置1,相当于CR3+0x1000,从内核态PGD切换成用户态PGD。

0x2 Bypass KPTI

在开启KPTI内核,提权返回到用户态(iretq/sysret)之前如果不设置CR3寄存器的值,就会导致进程找不到当前程序的正确页表,引发段错误,程序退出。

 

知道KPTI原理,在kernel提权返回用户态的时候绕过kpti的话就很简单了,利用内核映像中现有的gadget

mov     rdi, cr3
or      rdi, 1000h
mov     cr3, rdi

来设置CR3寄存器,并按照iretq/sysret 的需求构造内容,再返回就OK了。

 

有一种比较懒惰的方法就是利用swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode这个函数返回:

 

cat /proc/kallsyms| grep swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode

arch/x86/entry/entry_64.S

SYM_INNER_LABEL(swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode, SYM_L_GLOBAL)

    POP_REGS pop_rdi=0

    /*
     * The stack is now user RDI, orig_ax, RIP, CS, EFLAGS, RSP, SS.
     * Save old stack pointer and switch to trampoline stack.
     */
    movq    %rsp, %rdi
    movq    PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp0), %rsp

    /* Copy the IRET frame to the trampoline stack. */
    pushq    6*8(%rdi)    /* SS */
    pushq    5*8(%rdi)    /* RSP */
    pushq    4*8(%rdi)    /* EFLAGS */
    pushq    3*8(%rdi)    /* CS */
    pushq    2*8(%rdi)    /* RIP */

    /* Push user RDI on the trampoline stack. */
    pushq    (%rdi)

    /*
     * We are on the trampoline stack.  All regs except RDI are live.
     * We can do future final exit work right here.
     */
    STACKLEAK_ERASE_NOCLOBBER

    SWITCH_TO_USER_CR3_STACK scratch_reg=%rdi

    /* Restore RDI. */
    popq    %rdi
    SWAPGS
    INTERRUPT_RETURN

纯汇编代码如下:

swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode

.text:FFFFFFFF81600A34 41 5F                          pop     r15
.text:FFFFFFFF81600A36 41 5E                          pop     r14
.text:FFFFFFFF81600A38 41 5D                          pop     r13
.text:FFFFFFFF81600A3A 41 5C                          pop     r12
.text:FFFFFFFF81600A3C 5D                             pop     rbp
.text:FFFFFFFF81600A3D 5B                             pop     rbx
.text:FFFFFFFF81600A3E 41 5B                          pop     r11
.text:FFFFFFFF81600A40 41 5A                          pop     r10
.text:FFFFFFFF81600A42 41 59                          pop     r9
.text:FFFFFFFF81600A44 41 58                          pop     r8
.text:FFFFFFFF81600A46 58                             pop     rax
.text:FFFFFFFF81600A47 59                             pop     rcx
.text:FFFFFFFF81600A48 5A                             pop     rdx
.text:FFFFFFFF81600A49 5E                             pop     rsi
.text:FFFFFFFF81600A4A 48 89 E7                       mov     rdi, rsp    <<<<<<<<<<<<<<<<<<
.text:FFFFFFFF81600A4D 65 48 8B 24 25+                mov     rsp, gs: 0x5004
.text:FFFFFFFF81600A56 FF 77 30                       push    qword ptr [rdi+30h]
.text:FFFFFFFF81600A59 FF 77 28                       push    qword ptr [rdi+28h]
.text:FFFFFFFF81600A5C FF 77 20                       push    qword ptr [rdi+20h]
.text:FFFFFFFF81600A5F FF 77 18                       push    qword ptr [rdi+18h]
.text:FFFFFFFF81600A62 FF 77 10                       push    qword ptr [rdi+10h]
.text:FFFFFFFF81600A65 FF 37                          push    qword ptr [rdi]
.text:FFFFFFFF81600A67 50                             push    rax
.text:FFFFFFFF81600A68 EB 43                          nop
.text:FFFFFFFF81600A6A 0F 20 DF                       mov     rdi, cr3
.text:FFFFFFFF81600A6D EB 34                          jmp     0xFFFFFFFF81600AA3

.text:FFFFFFFF81600AA3 48 81 CF 00 10+                or      rdi, 1000h
.text:FFFFFFFF81600AAA 0F 22 DF                       mov     cr3, rdi
.text:FFFFFFFF81600AAD 58                             pop     rax
.text:FFFFFFFF81600AAE 5F                             pop     rdi
.text:FFFFFFFF81600AAF FF 15 23 65 62+                call    cs: SWAPGS
.text:FFFFFFFF81600AB5 FF 25 15 65 62+                jmp     cs: INTERRUPT_RETURN

_SWAPGS
.text:FFFFFFFF8103EFC0 55                             push    rbp
.text:FFFFFFFF8103EFC1 48 89 E5                       mov     rbp, rsp
.text:FFFFFFFF8103EFC4 0F 01 F8                       swapgs
.text:FFFFFFFF8103EFC7 5D                             pop     rbp
.text:FFFFFFFF8103EFC8 C3                             retn


_INTERRUPT_RETURN
.text:FFFFFFFF81600AE0 F6 44 24 20 04                 test    byte ptr [rsp+0x20], 4
.text:FFFFFFFF81600AE5 75 02                          jnz     native_irq_return_ldt
.text:FFFFFFFF81600AE7 48 CF                          iretq

在ROP时,将程序流程控制到 mov rdi, rsp 指令,栈布局如下就行:

rsp  ---->  mov_rdi_rsp
            0
            0
            rip
            cs
            rflags
            rsp
            ss

当然改modprobe_path也是一个不错的方法,返回后当前进程Segmentation fault也不影响提权。

0x3 Reference

如何检查我的Ubuntu上是否启用了KPTI?
【内核漏洞利用】TokyoWesternsCTF-2019-gnote Double-Fetch
Linux系统调用过程分析 - 知乎
KPTI补丁分析_运维_Linux阅码场-CSDN博客
内核页表隔离_百度百科
https://www.felixcloutier.com/x86



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