四两拨千斤 —— Ubuntu kernel eBPF 0day分析

作者:[ Tencent Blade Team ] Cradmin公布时间:2018-04-08阅读次数:43382评论:5

分享

0x01 背景

中国武术博大精深,其中太极作为不以拙力胜人的功夫备受推崇。同样如果从攻击的角度窥视漏洞领域,也不难看出攻防之间的博弈不乏“太极”的身影,轻巧稳定易利用的漏洞与工具往往更吸引黑客,今天笔者要着墨分析的就是这样一个擅长“四两拨千斤”的0day漏洞。 

0day漏洞的攻击威力想必大家都听说过,内核0day更因为其影响范围广,修复周期长而备受攻击者的青睐。近期,国外安全研究者Vitaly Nikolenko在twitter[1]上公布了一个Ubuntu 16.04的内核0day利用代码[2],攻击者可以无门槛的直接利用该代码拿到Ubuntu的最高权限(root);虽然只影响特定版本,但鉴于Ubuntu在全球拥有大量用户,尤其是公有云用户,所以该漏洞对企业和个人用户还是有不小的风险。 

笔者对该漏洞进行了技术分析,不管从漏洞原因还是利用技术看,都相当有代表性,是Data-Oriented Attacks在linux内核上的一个典型应用。仅利用传入的精心构造的数据即可控制程序流程,达到攻击目的,完全绕过现有的一些内存防护措施,有着“四两拨千斤”的效果 。

0x02 漏洞原因

这个漏洞存在于Linux内核的eBPF模块,我们先来简单了解下eBPF。

eBPF(extended Berkeley Packet Filter)是内核源自于BPF的一套包过滤机制,严格来说,eBPF的功能已经不仅仅局限于网络包过滤,利用它可以实现kernel tracing,tracfic control,应用性能监控等强大功能。为了实现如此强大的功能,eBPF提供了一套类RISC指令集,并实现了该指令集的虚拟机,使用者通过内核API向eBPF提交指令代码来完成特定的功能。

看到这里,有经验的安全研究者可能会想到,能向内核提交可控的指令代码去执行,很可能会带来安全问题。事实也确实如此,历史上BPF存在大量漏洞[3]。关于eBPF的更多细节,可以参考这里[4][5]

eBPF在设计时当然也考虑了安全问题,它在内核中实现了一套verifier机制,过滤不合规的eBPF代码。然而这次的漏洞就出在eBPF的verifier机制。

从最初Vitaly Nikolenko公布的补丁截图,我们初步判断该漏洞很有可能和CVE-2017-16995是同一个漏洞洞[6],但随后有2个疑问:

1.CVE-2017-16995在去年12月份,内核4.9和4.14及后续版本已经修复,为何Ubuntu使用的4.4版本没有修复?

2.CVE-2017-16995是Google Project Zero团队的Jann Horn发现的eBPF漏洞,存在于内核4.9和4.14版本[7],作者在漏洞报告中对漏洞原因只有简短的描述,跟本次的漏洞是否完全相同?

注:笔者所有的代码分析及调试均基于Ubuntu 14.04,内核版本为4.4.0-31-generic #50~14.04.1-Ubuntu[8]

先来回答第二个问题,中间的调试分析过程在此不表。

参考以下代码,eBPF的verifer代码(kernel/bpf/verifier.c)中会对ALU指令进行检查(check_alu_op),该段代码最后一个else分支检查的指令是:

1.BPF_ALU64|BPF_MOV|BPF_K,把64位立即数赋值给目的寄存器;

2.BPF_ALU|BPF_MOV|BPF_K,把32位立即数赋值给目的寄存器;

但这里并没有对2条指令进行区分,直接把用户指令中的立即数insn->imm赋值给了目的寄存器,insn->imm和目的寄存器的类型是integer,这个操作会有什么影响呢?

我们再来看下,eBPF运行时代码(kernel/bpf/core.c),对这2条指令的解释是怎样的(__bpf_prog_run)。
参考以下代码,上面2条ALU指令分别对应ALU_MOV_K和ALU64_MOV_K,可以看出verifier和eBPF运行时代码对于2条指令的语义解释并不一样,DST是64bit寄存器,因此ALU_MOV_K得到的是一个32bit unsigned integer,而ALU64_MOV_K会对imm进行sign extension,得到一个signed 64bit integer。

至此,我们大概知道漏洞的原因,这个逻辑与CVE-2017-16995基本一致,虽然代码细节上有些不同(内核4.9和4.14对verifier进行了较大调整)。但这里的语义不一致又会造成什么影响?

我们再来看下vefier中以下代码(check_cond_jmp_op),这段代码是对BPF_JMP|BPF_JNE|BPF_IMM指令进行检查,这条指令的语义是:如果目的寄存器立即数==指令的立即数(insn->imm),程序继续执行,否则执行pc+off处的指令;注意判断立即数相等的条件,因为前面ALU指令对32bit和64bit integer不加区分,不论imm是否有符号,在这里都是相等的。

再看下eBPF运行时对BPF_JMP|BPF_JNE|BPF_IMM指令的解释(__bpf_prog_run),显然当imm为有符合和无符号时,因为sign extension,DST!=IMM结果是不一样的。

注意这是条跳转指令,这里的语义不一致后果就比较直观了,相当于我们可以通过ALU指令的立即数,控制跳转指令的逻辑。这个想象空间就比较大了,也是后面漏洞利用的基础,比如可以控制eBPF程序完全绕过verifier机制的检查,直接在运行时执行恶意代码。

值得一提的是,虽然这个漏洞的原因和CVE-2017-16995基本一样,但但控制跳转指令的思路和CVE-2017-16995中Jann Horn给的POC思路并不一样。感兴趣的读者可以分析下,CVE-2017-16995中POC,因为ALU sign extension的缺陷,导致eBPF中对指针的操作会计算不正确,从而绕过verifier的指针检查,最终读写任意kernel内存。但这种利用方法,在4.4的内核中是行不通的,因为4.4内核的eBPF不允许对指针类型进行ALU运算。

到这里,我们回过头来看下第一个问题,既然漏洞原因一致,为什么Ubuntu 4.4的内核没有修复该漏洞呢?
和Linux kernel的开发模式有关。

Linux kernel分mainline,stable,longterm 3种版本[9],一般安全问题都会在mainline中修复,但对于longterm,仅会选择重要的安全补丁进行backport,因此可能会出现,对某个漏洞不重视或判断有误,导致该漏洞仍然存在于longterm版本中,比如本次的4.4 longterm,最初Jann Horn并没有在报告中提到影响4.9以下的版本。

关于Linux kernel对longterm版本的维护,争论由来已久[10],社区主流意见是建议用户使用最新版本。但各个发行版(比如Ubuntu)出于稳定性及开发成本考虑,一般选择longterm版本作为base,自行维护一套kernel。

对于嵌入式系统,这个问题更严重,大量厂商代码导致内核升级的风险及成本都远高于backport安全补丁,因此大部分嵌入式系统至今也都在使用比较老的longterm版本。比如Google Android在去年Pixel /Pixel XL 2发布时,内核版本才从3.18升级到4.4,原因也许是3.18已经进入EOL了(End of Life),也就是社区要宣布3.18进入死亡期了,后续不会在backport安全补丁到3.18,而最新的mainline版本已经到了4.16。笔者去年也在Android kernel中发现了一个未修复的历史漏洞(已报告给google并修复),但upstream在2年前就修复了。

而Vitaly Nikolenko可能是基于CVE-2017-16995的报告,在4.4版本中发现存在类似漏洞,并找到了一个种更通用的利用方法(控制跳转指令)。

0x03 漏洞利用

根据上一节对漏洞原因的分析,我们利用漏洞绕过eBPF verifier机制后,就可以执行任意eBPF支持的指令,当然最直接的就是读写任意内存。漏洞利用步骤如下:

1.构造eBPF指令,利用ALU指令缺陷,绕过eBPF verifier机制;

2.构造eBPF指令,读取内核栈基址;

3.根据泄漏的SP地址,继续构造eBPF指令,读取task_struct地址,进而得到task_struct->cred地址;

4.构造eBPF指令,覆写cred->uid, cred->gid为0,完成提权。

漏洞利用的核心,在于精心构造的恶意eBPF指令,这段指令在Vitaly Nikolenko的exp中是16机制字符串(char *__prog),并不直观,笔者为了方便,写了个小工具,把这些指令还原成比较友好的形式,当然也可以利用eBPF的调试机制,在内核log中打印出eBPF指令的可读形式。

我们来看下这段eBPF程序,共41条指令(笔者写的小工具的输出):

parsing eBPF prog, size 328, len 41
ins 0: code(b4) alu | = | imm, dst_reg 9, src_reg 0, off 0, imm ffffffff
ins 1: code(55) jmp | != | imm, dst_reg 9, src_reg 0, off 2, imm ffffffff
ins 2: code(b7) alu64 | = | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 3: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 4: code(18) ld | BPF_IMM | u64, dst_reg 9, src_reg 1, off 0, imm 3
ins 5: code(00) ld | BPF_IMM | u32, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 6: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 1, src_reg 9, off 0, imm 0
ins 7: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 2, src_reg a, off 0, imm 0
ins 8: code(07) alu64 | += | imm, dst_reg 2, src_reg 0, off 0, imm fffffffc
ins 9: code(62) st | BPF_MEM | u32, dst_reg a, src_reg 0, off fffffffc, imm 0
ins 10: code(85) jmp | call | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 1
ins 11: code(55) jmp | != | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 1, imm 0
ins 12: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 13: code(79) ldx | BPF_MEM | u64, dst_reg 6, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 14: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 1, src_reg 9, off 0, imm 0
ins 15: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 2, src_reg a, off 0, imm 0
ins 16: code(07) alu64 | += | imm, dst_reg 2, src_reg 0, off 0, imm fffffffc
ins 17: code(62) st | BPF_MEM | u32, dst_reg a, src_reg 0, off fffffffc, imm 1
ins 18: code(85) jmp | call | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 1
ins 19: code(55) jmp | != | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 1, imm 0
ins 20: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 21: code(79) ldx | BPF_MEM | u64, dst_reg 7, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 22: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 1, src_reg 9, off 0, imm 0
ins 23: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 2, src_reg a, off 0, imm 0
ins 24: code(07) alu64 | += | imm, dst_reg 2, src_reg 0, off 0, imm fffffffc
ins 25: code(62) st | BPF_MEM | u32, dst_reg a, src_reg 0, off fffffffc, imm 2
ins 26: code(85) jmp | call | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 1
ins 27: code(55) jmp | != | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 1, imm 0
ins 28: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 29: code(79) ldx | BPF_MEM | u64, dst_reg 8, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 30: code(bf) alu64 | = | src_reg, dst_reg 2, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 31: code(b7) alu64 | = | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 32: code(55) jmp | != | imm, dst_reg 6, src_reg 0, off 3, imm 0
ins 33: code(79) ldx | BPF_MEM | u64, dst_reg 3, src_reg 7, off 0, imm 0
ins 34: code(7b) stx | BPF_MEM | u64, dst_reg 2, src_reg 3, off 0, imm 0
ins 35: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 36: code(55) jmp | != | imm, dst_reg 6, src_reg 0, off 2, imm 1
ins 37: code(7b) stx | BPF_MEM | u64, dst_reg 2, src_reg a, off 0, imm 0
ins 38: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
ins 39: code(7b) stx | BPF_MEM | u64, dst_reg 7, src_reg 8, off 0, imm 0
ins 40: code(95) jmp | exit | imm, dst_reg 0, src_reg 0, off 0, imm 0
parsed 41 ins, total 41

稍微解释下,ins 0 和 ins 1 一起完成了绕过eBPF verifier机制。ins 0指令后,regs[9] = 0xffffffff,但在verifier中,regs[9].imm = -1,当执行ins 1时,jmp指令判断regs[9] == 0xffffffff,注意regs[9]是64bit integer,因为sign extension,regs[9] == 0xffffffff结果为false,eBPF跳过2(off)条指令,继续往下执行;而在verifier中,jmp指令的regs[9].imm == insn->imm结果为true,程序走另一个分支,会执行ins 3 jmp|exit指令,导致verifier认为程序已结束,不会去检查其余的dead code。

这样因为eBPF的检测逻辑和运行时逻辑不一致,我们就绕过了verifier。后续的指令就是配合用户态exp完成对kernel内存的读写。

这里还需要知道下eBPF的map机制,eBPF为了用户态更高效的与内核态交互,设计了一套map机制,用户态程序和eBPF程序都可以对map区域的内存进行读写,交换数据。利用代码中,就是利用map机制,完成用户态程序与eBPF程序的交互。

ins4-ins5: regs[9] = struct bpf_map *map,得到用户态程序申请的map的地址,注意这2条指令,笔者的静态解析并不准确,获取map指针的指令,在eBPF verifier中,会对指令内容进行修改,替换map指针的值。

ins6-ins12: 调用bpf_map_lookup_elem(map, &key),返回值为regs[0] = &map->value[0]

ins13: regs[6] = *regs[0], regs[6]得到map中key=0的value值

ins14-ins20: 继续调用bpf_map_lookup_elem(map, &key),regs[0] = &map->value[1]

ins21: regs[7] = *regs[0],regs[7]得到map中key=1的value值

ins22-ins28: 继续调用bpf_map_lookup_elem(map, &key),regs[0] = &map->value[2]

ins29: regs[8] = *regs[0],regs[8]得到map中key=2的value值

ins30: regs[2] = regs[0]

ins32: if(regs[6] != 0) jmp ins32 + 3,根据用户态传入的key值不同,做不同的操作

ins33: regs[3] = *regs[7],读取regs[7]中地址的内容,用户态的read原语,就在这里完成,regs[7]中的地址为用户态传入的任意内核地址

ins34: *regs[2] = regs[3],把上调指令读取的值返回给用户态

ins36: if(regs[6] != 1) jmp ins36 + 2

ins37: *regs[2] = regs[FP], 读取eBPF的运行时栈指针,返回给用户态,注意这个eBPF的栈指针实际上指向bpf_prog_run函数中的一个局部uint64数组,在内核栈上,从这个值可以得到内核栈的基址,这段指令对应用户态的get_fp

ins39: *regs[7] = regs[8],向regs[7]中的地址写入regs[8],对应用户态的write原语,regs[7]中的地址为用户态传入的任意内核地址

理解了这段eBPF程序,再看用户态exp就很容易理解了。需要注意的是,eBPF指令中的3个关键点:泄漏FP,读任意kernel地址,写任意kernel地址,在verifier中都是有检查的,但因为开始的2条指令完全绕过了verifier,导致后续的指令长驱直入。

笔者在Ubuntu 14.04上提权成功:

这种攻击方式和传统的内存破坏型漏洞不同,不需要做复杂的内存布局,只需要修改用户态传入的数据,就可以达到控制程序指令流的目的,利用的是原有程序的正常功能,会完全绕过现有的各种内存防御机制(SMEP/SMAP等),有一种四两拨千斤的效果。这也是这两年流行的Data-Oriented Attacks,在linux kernel中似乎并不多见。

0x04 漏洞影响范围&修复

因为linux kernel的内核版本众多,对于安全漏洞的影响范围往往并不容易确认,最准确的方式是搞清楚漏洞根因后,从代码层面判断,但这也带来了高成本的问题,快速应急时,我们往往需要尽快确认漏洞影响范围。

从前面的漏洞原理来看,笔者大致给一个全面的linux kernel受影响版本:

3.18-4.4所有版本(包括longterm 3.18,4.1,4.4);

<3.18,因内核eBPF还未引入verifier机制,不受影响。

对于大量用户使用的各个发行版,还需要具体确认,因为该漏洞的触发,还需要2个条件

1.Kernel编译选项CONFIG_BPF_SYSCALL打开,启用了bpf syscall;

2./proc/sys/kernel/unprivileged_bpf_disabled设置为0,允许非特权用户调用bpf syscall

而Ubuntu正好满足以上3个条件。

关于修复,upstream kernel在3月22日发布的4.4.123版已经修复该漏洞[11][12], Ubuntu官方4月5日也正式发布了安全公告和修复版本[13][14],没有修复的同学可以尽快升级了。

但现在距漏洞Exp公开已经过去20多天了,在漏洞应急时,我们显然等不了这么久,回过头看看当初的临时修复方案:

1.设置/proc/sys/kernel/unprivileged_bpf_disabled为1,也是最简单有效的方式,虽然漏洞仍然存在,但会让exp失效;

2.使用Ubuntu的预发布源,更新Ubuntu 4.4的内核版本,因为是非正式版,其稳定性无法确认。

Vitaly Nikolenko在twitter上公布的Ubuntu预发布源:all 4.4 ubuntu aws instances are vulnerable: echo “deb http://archive.ubuntu.com/ubuntu/xenial-proposed restricted main multiverse universe” > /etc/apt/sources.list && apt update && apt install linux-image-4.4.0-117-generic

Ubuntu的非正式内核版本,做了哪些修复,我们可以看下补丁的关键内容(注意这是Ubuntu的kernel版本,非upstream):

git diff Ubuntu-lts-4.4.0-116.140_14.04.1 Ubuntu-lts-4.4.0-117.141_14.04.1

ALU指令区分了32bit和64bit立即数,同时regs[].imm改为了64bit integer

还增加了一项有意思的检查,把所有的dead_code替换为nop指令,这个明显是针对exp来的,有点类似于exp的mitigation,upstream kernel可能并不一定喜欢这样的修复风格:)

关于这个漏洞,Ubuntu还有一些相关的修复代码,感兴趣的读者,可以自行发掘。

我们再看下upstream kernel 4.4.123的修复,相比之下,要简洁的多,仅有3行代码改动[12]
当处理32bit ALU指令时,如果imm为负数,直接忽略,认为是UNKNOWN_VALUE,这样也就避免了前面提到的verifer和运行时语义不一致的问题。

另外Android kernel上,bpf sycall是没有启用的,所以不受该漏洞影响。

0x05 引发的思考

我们回顾以下整个漏洞分析过程,有几点值得注意和思考:

1.eBPF作为内核提供的一种强大机制,因为其复杂的过滤机制,稍有不慎,将会引入致命的安全问题,笔者推测后续eBPF可能还会有类似安全漏洞。

2.受限于linux kernel的开发模式及众多版本,安全漏洞的确认和修复可能存在被忽视的情况,出现N day变0 day的场景。

3.Vitaly Nikolenko公布漏洞exp后,有网友就提出了批评,在厂商发布正式补丁前,不应该公布细节。我们暂且不讨论Vitaly Nikolenko的动机,作为一名安全从业者,负责任的披露漏洞是基本守则。

4.笔者所在公司使用的OS是经过专门的团队量身定制,进行了不少的安全加固和冗余组件裁剪,故不受到此次漏洞影响。可见维护一个安全可靠的OS不失为保障大型企业的安全方案之一。

感谢阅读,行文匆忙,如有不正之处,敬请指出。

0x06 参考文档

[1] https://twitter.com/vnik5287/status/974439706896187392
[2] http://cyseclabs.com/exploits/upstream44.c
[3] https://cve.mitre.org/cgi-bin/cvekey.cgi?keyword=BPF
[4] https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-lo-eBPF-history/index.html
[5] https://www.kernel.org/doc/Documentation/networking/filter.txt
[6] https://cve.mitre.org/cgi-bin/cvename.cgi?name=CVE-2017-16995
[7] https://bugs.chromium.org/p/project-zero/issues/detail?id=1454&desc=3
[8] http://kernel.ubuntu.com/git/ubuntu/ubuntu-trusty.git/tree/?h=Ubuntu-lts-4.4.0-31.50_14.04.1
[9] https://www.kernel.org/
[10] https://lwn.net/Articles/700530/
[11] https://lwn.net/Articles/749963/
[12] https://lkml.org/lkml/2018/3/19/1499
[13] https://usn.ubuntu.com/3619-1/
[14] https://usn.ubuntu.com/3619-2/

评论留言

提交评论 您输入的漏洞名称有误,请重新输入