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[漏洞分析] [Windows] CVE-2021-24074 分享与学习
2021-4-14 14:44 3126

[漏洞分析] [Windows] CVE-2021-24074 分享与学习

2021-4-14 14:44
3126

0x00 前言

虽然已经是俩月前的洞了,但是看了一圈网上现在好像只有这一篇 CVE-2021-24074 的详细分析文章。

 

这篇文章主要是想分享一下 CVE-2021-24074 的漏洞细节,并根据博客作者的方案写了一个连 poc 都算不上的测试代码。所以如果你只是想找份能用的 poc 的话,那么这篇文章是没法满足你的需求的,贴上来的代码也没啥卵用。而如果你正打算分析该漏洞的话,这篇文章应该能对你有一点小帮助吧,或许对你理解 CVE-2021-24086 的细节也能有所帮助(我没有去看这个 IPv6 的洞,但是一开始接收数据包的函数栈应该是一样的)

 

本篇文章基于 armis 公司的文章展开,并添加了详细的细节和自己的一些理解。

0x01 逆向与函数执行流

拿到一个新的漏洞按理来说应该从补丁入手,bindiff 一下看看补丁打在哪,再去分析为什么打这个补丁以及之前的漏洞在哪。不过既然都有前人栽树了就可以省去大量的分析时间。

 

这次的漏洞出在处理网络数据包的 tcpip.sys 驱动中,与处理分片数据包和处理带有 route option 可选头的数据包的函数有关。漏洞产生的原因是因为在转发带有 route option 的分片数据包时,关于 option 的一些信息,比如 route option offset in IP header,来自于最后一个分片。而结合后的数据包的数据,也就是要转发时用的数据,是来自于第一个分片的 buffer 空间的。这种不一致就会导致潜在的漏洞危害。

 

首先看看函数栈,先随便发一个正常的数据包

 

alt 1

 

tcpip.sys 驱动更底层的驱动是 ndis.sys,这个驱动和网卡相关联,不过对于这个漏洞来说没必要跟它的细节,所以可以直接把它看成是透明的。只要是接收到 IP 数据包,都会有这么一个函数栈,从 IppReceiveHeaderBatch 开始对数据包进行预处理,然后分别调用不同的函数进行处理。

前置知识

在开始看函数之前先看一下微软的文档

 

alt 2

 

第二列可以选择性地无视掉。在这个图中指出,数据包是由 3 个结构串起来的,_NET_BUFFER_LIST 的第一个成员是 next,形成一个 _NET_BUFFER_LIST 的链表,第二个成员是 FirstNetBuffer,指向该 _NET_BUFFER_LIST 携带的 _NET_BUFFER 结构。_NET_BUFFER 描述了数据包的相关信息,由 _MDL 真正指向数据包的 buffer 空间。一般来说,一个 _NET_BUFFER_LIST 只携带一个 _NET_BUFFER。比如若有两个分片,那么就会有两个 _NET_BUFFER_LIST,这两个 _NET_BUFFER_LIST 串在一起,每个 _NET_BUFFER_LIST 各携带一个 _NET_BUFFER。这三个结构体都可以由 dt 得到,也有对应的文档。

 

alt 3

 

_MDL 结构中的 MappedSystemVa 指向当前 _MDL 的起始地址,由 _NET_BUFFER 中的 CurrentMdlOffset 指向起始数据的位置,也就是说 MappedSystemVa + CurrentMdlOffset 就是数据包的 buffer 空间。

 

虽然在上图中 _NET_BUFFER_LIST 是第一层,但是在整个网络数据处理流程中,它上面至少还有两层结构。上上层在这次分析中不重要,不过 _NET_BUFFER_LIST 的上层是一个重要的结构,我管它叫 _REASSEMBLE_LIST。_REASSEMBLE_LIST 的第一个成员也是 next,第二个成员指向 _NET_BUFFER_LIST。里面还存放了很多数据包的相关信息,在各个函数执行中经常要用到。

 

_REASSEMBLELIST 这个名字应该不太准确,不过就分析这个漏洞来说还行。关于这个结构体不知道是我没找到它的定义还是真的没有,我把 `dt ndis!*` 浏览了一遍没有看到和它对得上的结构体,文档里似乎也没有。这应该是个叫什么 ndis ... list 或者 miniport ... list 这类的结构体,不过搜了 ndis 中的许多定义也没发现对得上的,而且这个结构体很大,是那种接近顶层的结构了。如果这真的是个有定义的已知结构体的话还请教教我 (捂脸

 

虽然没找到,不过知道了它的宏观结构,然后里面大部分字段都是保存着数据包的相关信息的,所以在跟一个字段的时候还是可以知道它的具体含义的。以下是这个结构体的一小部分字段。

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struct _REASSEMBLE_LIST
{
  _REASSEMBLE_LIST *next;
  _NET_BUFFER_LIST *NetBufferList;
  char unknow0[28];
  unsigned int functionToCall;
  unsigned int headersize;
  char unknow1[188];
  unsigned int OriDst;
  char unknow2[12];
  unsigned int IPSrc;
  char unknow3[12];
  IPHeader *IpPacketBuffer;
  char unknow4[24];
  unsigned __int8 RouteOptionOffsetInIpHeader;
  unsigned __int8 RouteOptionSize;
  ...
};

知道了结构体的构成与宏观的组织,接下来就是函数的执行流了。

函数的执行流

与漏洞相关的函数有

IppReceiveHeaderBatch: 对数据包进行预处理,然后根据数据包的类型调用不同的函数进行处理

Ipv4pReceiveFragmentList: 对分片数据包进行处理

Ipv4pReceiveRoutingHeader: 对包含 route option 的数据包进行处理

 

当发送一个正常的包含 route option 的分片数据包时,如使用 ping 192.168.126.128 -l 1600 -j 192.168.126.128 -n 1 时,执行的函数栈为:

  • IppReceiveHeaderBatch
  • Ipv4pReceiveRoutingHeader

就这样而已,这说明 Ipv4pReceiveRoutingHeader 这个函数是可以直接处理 route option 分片的。

 

当发送的数据不一致时,这里以 armis 的方案为例,两个分片不一致,第一个分片携带了 IPSec option,第二个分片携带 route option,此时的执行流为:

  • IppReceiveHeadersHelper
  • IppReceiveHeadersHelper
  • Ipv4pReceiveFragmentList
  • Ipv4pReceiveRoutingHeader
  • Ipv4pReceiveFragmentList
  • IppReceiveHeadersHelper
  • Ipv4pReceiveRoutingHeader

这里用 IppReceiveHeaderBatch 中的函数 IppReceiveHeadersHelper 来表示,因为该函数的调用次数可以表示分片的数量,如代码块所示

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if ( ReassembleList )
{
    do
    {
      v8 = ReassembleList->next;
      a3a = (__int64)&a6a;
      ReassembleList->next = 0i64;
      IppReceiveHeadersHelper(
        ReassembleList,
        Ipv4Global_me,
        (__int64)&a3a,
        (__int64)&a4a,
        (__int64)&v48,
        a3a);
      ReassembleList = v8;
    }
    while ( v8 );
}

从这个函数执行流中,我们可以大胆地猜测逻辑。

  1. 首先调用 Ipv4pReceiveFragmentList 从第一个分片开始处理

  2. Ipv4pReceiveFragmentList 处理第二个分片的时候发现这是一个 route option

  3. 然后调用 Ipv4pReceiveRoutingHeader 来处理,但是 Ipv4pReceiveRoutingHeader 又发现这是第二个分片

  4. 再次调用 Ipv4pReceiveFragmentList 来处理第二个分片

  5. 此时 Ipv4pReceiveFragmentList 开辟了一块新的空间将两个分片组合在了一起

  6. 然后调用 IppReceiveHeaderBatch 来处理这个组合后的分片,此时RouteOptionOffsetInIpHeader不为0

  7. 所以直接调用 Ipv4pReceiveRoutingHeader 来处理组合后的分片

 

RouteOptionOffsetInIpHeader 保存在 _REASSEMBLE_LIST,其含义为该数据包是否存在 route option,若有的话其值为 route option 在 IP Header 中的偏移字节,若不存在的话值为 0。

 

到这里需要用到的知识应该差不多了,有关 route option 的相关知识网上应该挺多的,比如 Linux 的这篇文章。这里顺便提一句,route option 的 ptr 是从 type(第 0 个字节) 开始数的,只不过因为它的初始值为 1,所以一般用的时候都拿 ptr - 1 来用。比如说一开始的 ptr 是 4,指向第一个 route address。

 

接下来看看漏洞。

0x02 漏洞剖析

这个漏洞是一个越界写漏洞,如图所示

 

alt 4

 

ForwardNetBuffer 从组合后的 Net Buffer 复制过来,其头部 buffer 空间与第一个分片相关联。pointer_sub_one(也就是 route option 的 ptr)来自于 buffer 空间,因此与第一个分片相关联,而 ReassembleList 中保存的很多字段都是来自于最后一个分片的,比如 RouteOptionOffsetInIpHeader。因此,ForwardOption 的偏移量是由最后一个分片决定的。

 

由于这种不一致性,因此导致了潜在的漏洞危害。我们以 armis 提出的方案再来详细地看看这个漏洞

 

alt 5

 

RouteOptionOffsetInIpHeader 来自于最后一个分片,因此 route option 的 offset 为 20 + 4,但是 buffer 空间是来自于第一个分片的,所以 ForwardOption 指向第一个分片的 Byte #3,同理 pointer_sub_one 的值为 5 而不是 4。

 

OK,搞清楚漏洞的产生原因了,现在我们来看看 armis 提出来的利用方案,这也是我比较怀疑的地方。

Writing 1-byte OOB

还是上面那张图,按 armis 的意思,option 的 11 个字节(从 1 开始数)后面的第 12 个字节是可控的 OOB。然而,对于一个正常的数据包来说,IP头需要是 4 字节的倍数,若不够的话就要在最后进行填充。也就是说,这第 12 个字节其实应该是个范围内的地址,而不是 OOB,也就不会造成安全隐患。

 

我们来看看 ForwardNetBuffer 是怎么来的

 

alt 6

 

要转发的包从重组后的包的空间复制而来。可以看到 Retreat 的头部大小为 IPHeaderWithOptionSize,这个值是包含那个 pad 字节的。从 windbg 中也可以看出来,当我们的两个分片的 option 头为这样时

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char optionPacket_1[] = {
    '\x82', '\x0b', '\x41''\x41',
    '\x41', '\x08', '\x05''\x41',
    '\xC0', '\xA8', '\x7E''\x01'    // 最后一个字节用来填充
};
 
char optionPacket_2[] = {
    '\x01', '\x01', '\x01', '\x01',
    '\x83', '\x07', '\x08', '\xC0',
    '\xA8', '\x7E', '\x80', '\x00'
};

IPHeaderWithOptionSize 的值为

 

alt 7

 

32 字节。既然是在正常的 Retreat 空间中,那么就不算 OOB,也就不会造成安全隐患才对。

 

我不知道这里是不是失误,毕竟按这种思想往后挪一个字节就对了。然而,前面也说到,最后一个字节为 pad 字节,按理来说应该填 0x00,不过填成 0x01(nop) 也行,从 0x02 开始数据包就发不出去了,windows 内核应该是认为这是一个错误的数据包。0x00 是个不合法的 IP 地址,比如 192.168.0.3。所以这里其实只有 0x01 这种选项,此时数据包长这样

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char optionPacket_1[] = {
    '\x82', '\x0b', '\x41''\x41',
    '\x41', '\x09', '\x06''\x41',
    '\x41', '\xC0', '\xA8''\x01',       // 最后一个字节用来填充
};

然而,这样的数据包是过不了 IppRouteToDestinationInternal 的 check 的(受害者IP: 192.168.126.128,攻击者IP: 192.168.126.1,子网掩码: 255.255.255.0),推测原因为不属于同一网段(看到这儿我觉得这个洞的利用不太现实,就没有继续跟了,也没有逆 IppRouteToDestinationInternal,所以是推测)

 

alt 9

 

其次,我们还需要爆破最后一个字节的空间,因为需要保证这个 route address 等于我们的源 IP(也就是攻击者的 IP 地址,虽然可以伪造),这样才能进入转发的流程。这最后一个字节的空间还恰巧不能为 0xff 或 0x00。不过两次数据包存放的地址也不一致,爆破其实也不现实,比如你爆破到 0x02 了,由于现在是另外一个地址,此时的空间为 0x01。当然,如果我们有办法喷射 MDL 空间的话,那这个 check 还是比较容易过的,不过你都有办法喷射 MDL 了,然后拿来过这个洞的 check,那不是本末倒置了吗。

 

alt 10

Writing 4-byte OOB

alt 8

 

再来看看 armis 说的另一种方法(在原文中是先说这种方法的,然后说它不太现实,进而提出 Writing 1-byte OOB 的方案的)。被当成 route option 的第一个分片对应的 len 和 ptr 的位置我们是完全可控的,因此,从理论上来说,我们可以对 ForwardOption 后面 256 个字节空间的任意 4 个字节进行替换(虽然只能替换成受害者的 IP 地址,但结合 dhcp 伪造我们可以控制受害者的 IP 地址的值,至少最后一个字节随便换都能正常运作)。

 

然而,从上面就可以看到,这更不现实。首先,你要替换的空间原本是存在一些垃圾数据的,你得保证这个垃圾数据是一个合法的 LSRR 数据,不然过不了 IppRouteToDestinationInternal 的 check。可以从上面看到,那样都过不了 check,这里要过 check 有多难。其次,你也得猜或者爆破这个空间的数据以进入转发的流程。

 

总之,write OOB 的条件非常的苛刻。不过不妨假设下我们能够对 ForwardOption 后面 256 个字节空间的任意 4 个字节进行替换,那么我们若有一个使用 MDL 空间的 UAF 洞或者是分配->替换关键数据->继续执行这样的劫持的话,或许还是能够有不错的效果的。

 

通告上说这是一个 RCE,若是仅有这个地方存在问题的话,那么个人感觉是很难做到 RCE 的,当然也有很大可能是因为我利用技能太差了(捂脸

结束语

这篇文章主要还是出于一个分享与学习的目的,其实并未给出任何有效的代码。

 

最后附上 idb 文件(ida 7.0)和 Writing 1-byte OOB 的测试代码(retreat空间内的那种情况)

 

由于是从头开始逆向的,逆向的过程中认知会发生改变,所以里面可能会残留一些一开始的错误认知,而且由于本人水平有限,所以注释和各种变量名都仅作参考,要是感觉哪里很有问题就放心地改掉。跑代码时记得设置 UAC,使用 IP_HDRINCL 选项需要管理员权限。

 

: )


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最后于 2021-4-14 14:53 被50u1w4y编辑 ,原因: github的网络链接的图片加载不出来,改成本地图片
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