奇安信攻防社区-CVE-2024-41010 linux内核中网络调度相关的net/sched部分存在释放后使用漏洞漏洞利用分析

CVE-2024-41010 linux内核中网络调度相关的net/sched部分存在释放后使用漏洞漏洞利用分析

该漏洞存在于 Linux 内核的流量控制和调度部分。通过特定的操作，攻击者能够触发 UAF（Use-After-Free）漏洞。攻击者可以通过合理的构造条件，在内核内存中写入任意数据，从而造成系统崩溃或进一步的安全威胁。

### CVE-2024-41010 漏洞利用分析

#### 根本原因分析

观察 `tcx_entry` 的生命周期，我们可以看到它首先在 `ingress_init` 等函数初始化新建的 ingress/clsact qdisc 时分配：

```c
static int ingress_init(struct Qdisc *sch, struct nlattr *opt,
            struct netlink_ext_ack *extack)
{
    struct ingress_sched_data *q = qdisc_priv(sch);
    struct net_device *dev = qdisc_dev(sch);
    struct bpf_mprog_entry *entry;
    bool created;
    int err;

if (sch->parent != TC_H_INGRESS)
        return -EOPNOTSUPP;

net_inc_ingress_queue();

entry = tcx_entry_fetch_or_create(dev, true, &created); // [1]
    if (!entry)
        return -ENOMEM;
    tcx_miniq_set_active(entry, true); // [2]
    mini_qdisc_pair_init(&q->miniqp, sch, &tcx_entry(entry)->miniq); // [3]
    if (created)
        tcx_entry_update(dev, entry, true);

q->block_info.binder_type = FLOW_BLOCK_BINDER_TYPE_CLSACT_INGRESS;
    q->block_info.chain_head_change = clsact_chain_head_change;
    q->block_info.chain_head_change_priv = &q->miniqp; // [4]

err = tcf_block_get_ext(&q->block, sch, &q->block_info, extack);
    if (err)
        return err;

mini_qdisc_pair_block_init(&q->miniqp, q->block);

return 0;
}
```

在 \[1\] 处，调用了 `tcx_entry_fetch_or_create` 来分配或获取已存在的 `tcx_entry`（被 `bpf_mprog_entry` 包裹）：

```c
static inline struct bpf_mprog_entry *
tcx_entry_fetch_or_create(struct net_device *dev, bool ingress, bool *created)
{
    struct bpf_mprog_entry *entry = tcx_entry_fetch(dev, ingress); // [5]

*created = false;
    if (!entry) {
        entry = tcx_entry_create();
        if (!entry)
            return NULL;
        *created = true;
    }
    return entry;
}
```

在 \[2\] 处，调用 `tcx_miniq_set_active` 将 `tcx_entry->miniq_active` 设置为 `true`，然后在 \[3\] 处，将 `&tcx_entry(entry)->miniq`（基本上是指向 `tcx_entry` 第一个字段的指针）存储到 `&q->miniqp`，然后在 \[4\] 处将其复制到 `q->block_info.chain_head_change_priv`。

如果我们现在再看看释放 ingress qdisc 的过程，会发现一些有趣的地方：

```c
static void ingress_destroy(struct Qdisc *sch)
{
    struct ingress_sched_data *q = qdisc_priv(sch);
    struct net_device *dev = qdisc_dev(sch);
    struct bpf_mprog_entry *entry = rtnl_dereference(dev->tcx_ingress);

if (sch->parent != TC_H_INGRESS)
        return;

tcf_block_put_ext(q->block, sch, &q->block_info);

if (entry) {
        tcx_miniq_set_active(entry, false);
        if (!tcx_entry_is_active(entry)) {
            tcx_entry_update(dev, NULL, true);
            tcx_entry_free(entry);
        }
    }

net_dec_ingress_queue();
}
```

在 `ingress_destroy` 中，如果存在与网络设备绑定的 `tcx_entry`，它会将 `tcx_entry->miniq_active` 设置为 `false`，然后调用 `tcx_entry_is_active(entry)` 来判断 `tcx_entry` 是否仍在使用。如果没有使用，则从网络设备中移除引用并释放 `tcx_entry`。接下来看看 `tcx_entry_is_active` 的实现：

```c
static inline bool tcx_entry_is_active(struct bpf_mprog_entry *entry)
{
    ASSERT_RTNL();
    return bpf_mprog_total(entry) || tcx_entry(entry)->miniq_active;
}
```

它会检查该条目是否有任何附加的 bpf 程序，因为这些程序会引用该条目，或者检查 `miniq_active` 是否为 `true`，表示 qdisc 视图仍然存在。但是，销毁 qdisc 时会将其设置为 `false`，如果没有附加任何程序，这个函数总是会返回 `false`，从而进入释放路径。

这个问题引发了一个问题：如果另一个 qdisc 获取了相同的条目并引用了它，然后我们删除第一个 qdisc，导致该条目也被删除，会发生什么？值得注意的是，在我的理解中，不能在同一网络设备上共存两个 ingress qdisc，创建一个新的 ingress qdisc 会删除旧的 qdisc。然而，令人感兴趣的是，创建新 ingress qdisc 会在调用 `ingress_destroy` 删除旧的 qdisc 之前调用 `ingress_init()`，因此可以通过连续创建两个 ingress qdisc 来复制引用。在第一个 qdisc 被删除之后，第二个 qdisc 仍然持有指向 `tcx_entry` 的指针，这个指针会在随后的调用链中的 `mini_qdisc_pair_swap()` 函数中被解引用：

```c
[...]
static void tcf_chain0_head_change(struct tcf_chain *chain,
                   struct tcf_proto *tp_head)
{
    struct tcf_filter_chain_list_item *item;
    struct tcf_block *block = chain->block;

if (chain->index)
        return;

mutex_lock(&block->lock);
    list_for_each_entry(item, &block->chain0.filter_chain_list, list)
        tcf_chain_head_change_item(item, tp_head);
    mutex_unlock(&block->lock);
}
[...]
static void tcf_chain_head_change_item(struct tcf_filter_chain_list_item *item,
                       struct tcf_proto *tp_head)
{
    if (item->chain_head_change)
        item->chain_head_change(tp_head, item->chain_head_change_priv);
}
[...]
static void clsact_chain_head_change(struct tcf_proto *tp_head, void *priv)
{
    struct mini_Qdisc_pair *miniqp = priv;

mini_qdisc_pair_swap(miniqp, tp_head);
};
```

这可以通过向该 qdisc 添加或删除流量控制过滤器来触发。

#### 漏洞触发

1. 创建一个新的 ingress/clsact qdisc
2. 创建第二个 ingress/clsact qdisc，这将导致以下事件发生： 
    - 重用 `tcx_entry` 引用
    - 删除 `tcx_entry`
    - 删除第一个 qdisc
3. 向第二个 qdisc 添加过滤器，这会解引用悬空指针，并将 UAF 对象的第一个 qword 覆盖为指向 qdisc 结构体或 NULL 的指针

悬空指针在 `mini_qdisc_pair_swap` 函数中被解引用：

```c
void mini_qdisc_pair_swap(struct mini_Qdisc_pair *miniqp,
              struct tcf_proto *tp_head)
{
    /* 被 chain0->filter_chain_lock 保护。
     * 不能直接访问链表，因为 tp_head 可能为 NULL。
     */
    struct mini_Qdisc *miniq_old =
        rcu_dereference_protected(*miniqp->p_miniq, 1); // [1]
    struct mini_Qdisc *miniq;

if (!tp_head) {
        RCU_INIT_POINTER(*miniqp->p_miniq, NULL); // [2]
    } else {
        miniq = miniq_old != &miniqp->miniq1 ? 
            &miniqp->miniq1 : &miniqp->miniq2;

/* 确保读者在我们修改 miniq 时看不到它。
         * 确保至少经过一个 RCPU 协调周期，确保 miniq 被标记为非活跃状态。
         */
        if (IS_ENABLED(CONFIG_PREEMPT_RT))
            cond_synchronize_rcu(miniq->rcu_state);
        else if (!poll_state_synchronize_rcu(miniq->rcu_state))
            synchronize_rcu_expedited();

miniq->filter_list = tp_head;
        rcu_assign_pointer(*miniqp->p_miniq, miniq); // [3]
    }

if (miniq_old)
        /* 这是与上面的 rcu 同步的对等操作。我们需要阻止潜在的新用户
         * 访问 miniq_old，直到所有的读者都不再看到它。
         */
        miniq_old->rcu_state = start_poll_synchronize_rcu(); // [4]
}
```

#### 有限的 UAF

需要注意的是，`miniqp` 是 `struct tcx_entry` 的第一个字段，`miniq` 是 `struct Qdisc` 的一个字段，因此 `miniqp->p_miniq` 是指向 qdisc 中部的一个指针，而 `tcx_entry` 位于 kmalloc-2k 中。  
注意到，在 \[2\] 处，如果 `tp_head` 为 NULL，它会将 NULL 写入 `miniqp->p_miniq`，这正好位于 `tcx_entry` 的开始位置。如果 `tp_head` 不为 NULL，则会在 \[3\]中写入 `miniq`，即将实际的结构体写入悬空指针位置。

通过触发 UAF 攻击，可以绕过验证并修改内核内存的特定部分，进而对系统安全造成威胁。

### 升级为任意释放 (Arbitrary Free)

我的方法是通过跨缓存（cross-caching）从 `kmalloc-2k` 到 `kmalloc-cg-2k`，借此访问 `msg_msgseg` 对象，并将 `msg_msgseg->next` 指针替换为 `miniq` 指针。这在我们的案例中特别有趣，因为 `struct mini_Qdisc` 的第一个字段是 `filter_list`，它是一个绑定到过滤器的 `struct tcf_proto` 对象的链表，而这些对象我们可以随意分配和释放。结合 `msg_msgseg` 的特性，读取 `msg_msgseg` 会释放 `msg_msgseg->next` 直到它找到 NULL，这使得我们有了一个非常强大的任意释放工具。

```c
void free_msg(struct msg_msg *msg)
{
    struct msg_msgseg *seg;

security_msg_msg_free(msg);

seg = msg->next;
    kfree(msg);
    while (seg != NULL) {
        struct msg_msgseg *tmp = seg->next;

cond_resched();
        kfree(seg);
        seg = tmp;
    }
}
```

通过这个方法，我们可以做以下操作：

- 使 `tcx_entry` 变为悬空指针
- 将它替换为 `msg_msgseg`
- 向 qdisc 添加过滤器（这会把一个 `tcf_proto` 添加到以 `miniq` 为头的链表中，并将 `miniq` 指针写入 `msg_msgseg->next`）
- 读取 `msg_msgseg`，这会触发释放，并遍历 `filter_list`，直到它找到 NULL，释放所有的对象，从而释放我们位于 `kmalloc-128` 区域的 `tcf_proto`。

### 达到 kmalloc-cg-1k

我的漏洞利用的最终目标是获得一个在 `kmalloc-cg-1k` 中的双重释放（double free），从而使 `pipe_buffer` 与 `skbuf->data` 重叠，达到控制内存的目的。为此，我需要通过一些中间步骤，跨缓存，逐步接近 `kmalloc-cg-1k`。

#### 获取 kmalloc-cg-512 指针

一旦我在 `kmalloc-128` 中获得了任意释放的能力，我决定再次跨缓存，这次从 `kmalloc-128` 到 `kmalloc-cg-128`，通过喷洒 `msg_msgseg` 并重用我们的任意释放原语来释放 `kmalloc-cg-128` 中的一个 `msg_msgseg` 对象。在这一点上，我的目标是获得一个指向 `kmalloc-cg-1k` 的对象，以便将我们现在完全可控的 `msg_msgseg->next` 与其重叠。我的第一个想法是将其与一个 `msg_msg` 对象重叠，但这会导致 `msg_msgseg` 被链接到 `msg_msg` 的循环链表中，在释放时会无限迭代，导致死锁。后来，我通过分析结构体，发现了 `struct in_ifaddr`：

```c
struct hlist_node   hash;
struct in_ifaddr    __rcu *ifa_next;
struct in_device    *ifa_dev;
struct rcu_head     rcu_head;
__be32          ifa_local;
__be32          ifa_address;
__be32          ifa_mask;
__u32           ifa_rt_priority;
__be32          ifa_broadcast;
unsigned char       ifa_scope;
unsigned char       ifa_prefixlen;
unsigned char       ifa_proto;
__u32           ifa_flags;
char            ifa_label[IFNAMSIZ];

__u32           ifa_valid_lft;
__u32           ifa_preferred_lft;
unsigned long       ifa_cstamp; /* created timestamp */
unsigned long       ifa_tstamp; /* updated timestamp */
```

这个结构体特别有趣的原因主要有两个：

- 我可以读取 `ifa_dev` 指针，这将允许我泄露 `kmalloc-512` 区域中一个 `struct in_device` 对象的指针。
- 在喷洒过程中，我可以使用 `ifa_address` 字段作为标识符，从而知道哪个喷洒的对象与 `msg_msgseg` 重叠。

虽然 `kmalloc-512` 指针并不是我最初的目标，但它已经足够好。因为 `kmalloc-cg-512` 和 `kmalloc-512` 属于同一个页面级别，所以它们通常在同一页面附近。基于这一点，我在分配 `in_device` 之前，先分配了大量的 `kmalloc-cg-512` 类型的 `skbuf->data`，这样，当我收到泄露的指针时，可以通过减去一个任意的偏移量，将指针定位到 `skbuf->data` 喷洒区域的中间。

#### 从 kmalloc-cg-128 到 kmalloc-cg-512

现在，我们有了 `skbuf->data` 对象在 `kmalloc-cg-512` 中的指针，我们需要通过某种方式将它写入我们可控的 `msg_msgseg`，以便释放它。虽然许多方便的数据喷洒技术似乎已经失效，但我最终发现了一个（看起来是新颖的）对象，能够完成这个工作：

```c
static int rtnl_alt_ifname(int cmd, struct net_device *dev, struct nlattr *attr,
               bool *changed, struct netlink_ext_ack *extack)
{
    char *alt_ifname;
    size_t size;
    int err;

err = nla_validate(attr, attr->nla_len, IFLA_MAX, ifla_policy, extack);
[...]
    alt_ifname = nla_strdup(attr, GFP_KERNEL_ACCOUNT);
[...]
    kfree(alt_ifname);
    if (!err)
        *changed = true;
    return err;
}
```

`alt_ifname` 对象是一个临时缓冲区，用来存储用户数据，分配时使用了 `GFP_KERNEL_ACCOUNT`。需要注意的是，`rtnl_alt_ifname` 只在获得 rtnl 锁的上下文中被调用，因此我们不能通过多线程来喷洒和竞争临时缓冲区。我们必须确保要覆盖的对象先于其他对象进入空闲链表。

一种方法是逐步分配其他 `msg_msgseg` 对象，并检查我们被篡改的 `msg_msgseg`，使用 `MSG_COPY` 读取它，而不释放它，从而知道哪个新分配的 `msg_msgseg` 对象刚好覆盖了目标对象，然后用 `alt_ifname` 缓冲区替换它，最终使我们可以将 `msg_msgseg->next` 指向 `kmalloc-cg-512` 中的 `skbuf->data` 对象，并释放它。

#### 从 kmalloc-cg-512 到 kmalloc-cg-1k

`kmalloc-cg-512` 已经比 `kmalloc-cg-128` 更好。我们现在可以将 `msg_msg` 与我们的 `skbuf->data` 对象重叠。如果我们在与该 `msg_msg` 对象相同的队列中发送另一个消息，它会将第二个消息的指针放在第一个消息的第一个 qword 中。通过发送一个在 `kmalloc-cg-1k` 中分配的消息，我们可以泄露一个指针，并通过读取我们的 `skbuf->data` 来获取这个指针。如果我们稍微增加指针，它会指向另一个由我们的喷洒操作分配的 `msg_msg`，该对象属于一个不同的队列，这样我们就得到了一个指向 `kmalloc-cg-1k` 中 `msg_msg` 的重复引用，可以用来进行双重释放。关于如何操作 `msg_msg` 来实现这个目标，已经在这里详细讨论过：[Google CVE-2021-22555 writeup](https://google.github.io/security-research/pocs/linux/cve-2021-22555/writeup.html)。

### pipe\_buffer-&gt;page 物理读写 &gt; 获取权限

一旦我们到达 `kmalloc-cg-1k`，我们可以将 `skbuf->data` 与 `pipe_buffer` 重叠，控制 `pipe_buffer->page` 指针，进而实现物理读写。这项技术已经在 [Pipe Buffer](https://www.interruptlabs.co.uk/articles/pipe-buffer) 中详细讨论过。

使用这个原语，我可以覆盖 `modprobe_path` 字符串，将其指向一个通过 `memfd_create` 创建的内存文件，该文件位于 `/proc/<pid>/fd/<n>` 下。我还暴力破解了 exploit 进程的 pid，绕过了沙盒化命名空间的限制。有关更多细节，可以参考 [Nftables techniques](https://pwning.tech/nftables/#4-techniques)。

### 参考文章

[https://github.com/google/security-research/blob/master/pocs/linux/kernelctf/CVE-2024-41010\_lts/docs/exploit.md](https://github.com/google/security-research/blob/master/pocs/linux/kernelctf/CVE-2024-41010_lts/docs/exploit.md)

发表于 2025-02-10 10:02:57
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分类：Web应用

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