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CVE-2016-1757 是由于exec运行期间资源条件竞争导致port失效而产生的安全漏洞
CVE-2016-1757是一个涉及到在exec操作期间，端口结构顺序失效的条件竞争漏洞。
详情：
        当一个suid二进制程序被执行，尽管task struct与执行程序前状态保持一致，但是它执行前的task 和task port确实已失效。
当执行一个suid二进制程序时，虽然这个任务的旧任务以及线程端口已经无效，但是它的任务结构却还保持着相同的状态。

在此期间，执行前task没有自我复制和产生一个新的task。
如果没有fork或者创建新的任务，

这就意味着任何指向之前task struct的指针如今指向一个进程euid为0的进程的task struct。（即拥有root权限的执行环境）

许多IOKit驱动程序都保存着task struct指针作为它们的一部分，可以参考我之前的bug报告中的一些例子。

在这些例子中，我提到了另一个bug，若IOKit驱动程序未引用task struct，则如果杀死相应的task，然后fork和执行一段suid root二进制程序，

我们能够通过一个euid 为0的虚拟内存的task struct指针获得IOKit object交互。

我们就可以得到IOKit对象，并通过task struct指针，与一个euid 为0的进程的虚拟内存进行交互。

（还有一种攻击方式：你也可以通过强制产生一个恢复task struct的服务程序来逃逸沙盒）

（你也可以通过强制launchd生成一个将会重新利用已被释放的task struct的服务，来实现沙盒逃逸。）

反之若这些IOKit驱动程序引用task struct，没关系！
当然，再进一步，即使这些IOKit驱动程序对task struct作了引用，也无所谓！
（至少在没有suid二进制程序运行时）
（至少在suid二进制程序运行时没有问题。）
因为用户端的用户空间客户端在time A拥有发送至task port的权限，但当从task port 传递至IOKit并不意味着仍然有发送权限，仅仅是因为IOKIt驱动程序实际调用的是task struct指针。

就IOSurface而言，这个允许我们方便的发送任意代码至虚拟内存euid为0的读写区域。
以IOSurface为例，这使得我们可以轻松的map euid为0的进程的虚拟内存里的任意可读写区域，并且重新写入。
大量IOKit驱动程序存储taks struct指针，使用它们操作用户空间虚拟内存（如ioacceleratorFamily2,IOthunderboltFamily,IOSurface）或者依赖于taks struct指针去执行权限检测（如IOHIDFamily）

另外一个有趣的例子是stack中的task struct指针
MIG文件中相对应的用户层／内核层中的task port如下格式

  type task_t = mach_port_t
  #if KERNEL_SERVER
      intran: task_t convert_port_to_task(mach_port_t)

convert_port_to_task 如下：

  task_t
  convert_port_to_task(
    ipc_port_t    port)
  {
    task_t    task = TASK_NULL;

    if (IP_VALID(port)) {
      ip_lock(port);

      if (  ip_active(port)         &&
          ip_kotype(port) == IKOT_TASK    ) {
        task = (task_t)port->ip_kobject;
        assert(task != TASK_NULL);

        task_reference_internal(task);
      }

      ip_unlock(port);
    }

    return (task);
  }

task port 转变为相对应的task struct指针，该指针引用于task struct，但仅仅是确保它不被释放，

而非为了执行二进制程序导致它自己的euid不变。
而不是保证它的euid不会变成suid root程序执行的结果。
尽管task port不再有效，但只要port lock解除锁定，task就可以执行标记为suid的二进制程序，task strut指针就依然有效。
这就产生了大量的有趣的条件竞争。
grep所有.defs文件的源代码，需要一个task_t来找到它们;-)
在这个exp中，我将证明最有趣的环节：task_threads
让我们一起来看一下task_threads实际是如何工作的，包括由MIG产生的核心代码。
在 task_server.c(一个自动产生的文件，若找不到该文件，先build XNU)
target_task = convert_port_to_task(In0P->Head.msgh_request_port);

  RetCode = task_threads(target_task, (thread_act_array_t *)&(OutP->act_list.address), &OutP->act_listCnt);
  task_deallocate(target_task);

This gives us back the task struct from the task port then calls task_threads:
(unimportant bits removed)

  task_threads(
    task_t          task,
    thread_act_array_t    *threads_out,
    mach_msg_type_number_t  *count)
  {
    ...
    for (thread = (thread_t)queue_first(&task->threads); i < actual;
          ++i, thread = (thread_t)queue_next(&thread->task_threads)) {
      thread_reference_internal(thread);
      thread_list[j++] = thread;
    }

    ...

      for (i = 0; i < actual; ++i)
        ((ipc_port_t *) thread_list)[i] = convert_thread_to_port(thread_list[i]);
      }
    ...
  }

task_threads利用task struct 指针通过threads列表迭代threads（来遍历线程列表），
然后creates发送指令给task_threads，task_threads发送指令返回给用户空间，
然后赋予它们发送权限，随后在用户空间得到发送返回

过程中出现锁定和解锁，但是锁定和解锁是不相关的。
如果task同时运行suid标记为root的二进程代码会发生什么？
执行代码相关联的两部分主要是ipc_task_reset和ipc_thread_reset
  void
  ipc_task_reset(
    task_t    task)
  {
    ipc_port_t old_kport, new_kport;
    ipc_port_t old_sself;
    ipc_port_t old_exc_actions[EXC_TYPES_COUNT];
    int i;

    new_kport = ipc_port_alloc_kernel();
    if (new_kport == IP_NULL)
      panic("ipc_task_reset");

    itk_lock(task);

    old_kport = task->itk_self;

    if (old_kport == IP_NULL) {
      itk_unlock(task);
      ipc_port_dealloc_kernel(new_kport);
      return;
    }

    task->itk_self = new_kport;
    old_sself = task->itk_sself;
    task->itk_sself = ipc_port_make_send(new_kport);
    ipc_kobject_set(old_kport, IKO_NULL, IKOT_NONE); <-- point (1)

  ... then calls:

  ipc_thread_reset(
    thread_t  thread)
  {
    ipc_port_t old_kport, new_kport;
    ipc_port_t old_sself;
    ipc_port_t old_exc_actions[EXC_TYPES_COUNT];
    boolean_t  has_old_exc_actions = FALSE;
    int      i;

    new_kport = ipc_port_alloc_kernel();
    if (new_kport == IP_NULL)
      panic("ipc_task_reset");

    thread_mtx_lock(thread);

    old_kport = thread->ith_self;

    if (old_kport == IP_NULL) {
      thread_mtx_unlock(thread);
      ipc_port_dealloc_kernel(new_kport);
      return;
    }

    thread->ith_self = new_kport; <-- point (2)

Point (1)从旧的task port清除task struct pointer，然后重新分配一个新的port给task
Point (2)对应的 thread port同上.
调用执行exec的进程B和处理task_threads（）的进程A以及imagine
下面是执行过程：
  Process A: target_task = convert_port_to_task(In0P->Head.msgh_request_port); //
得到指向B进程的task struct 指针
  Process B: ipc_kobject_set(old_kport, IKO_NULL, IKOT_NONE); //
B进程使旧的task port失效以至于不（再）拥有task struct的指针
  Process B: thread->ith_self = new_kport //
B进程重新分配一个新的thread ports和激活（并设置）他们
  Process A: ((ipc_port_t *) thread_list)[i] = convert_thread_to_port(thread_list[i]); // A进程读取和转变为新的 thread port 对象!

这里最基本的问题不是这个特殊的资源（条件）竞争，事实上是当最先指定一个task struct指针后，你不能依赖拥有一个相同的euid的task struct 指针。

exploit:

这段利用代码说明一个euid为0进程的thread port竞争资源，
这段poc仅仅利用了这种条件竞争来得到一个euid为0的程序的线程端口。

一旦运行利用代码，我仅仅需要跟随（放置了）一小段ROP payload插入ret－slide。然后使用thread port 设置RIP到gadget添加了大量的rsp、X，随后会弹出shell，只需要运行一段时间，将会出现竞争情况。

测试系统  MacBookAir5,2 OS X 10.11.5(15F34)

在mac os10.12更优化的利用代码，对于内核版本不高于10.12的都有效。

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