由于CVE-2017-8890属于linux kernel 4.10版本之前网络子系统中的问题，因此Android也受影响。hardenedlinux上曾收集了Jeremy Huang的部分exploit，经过测试在nexus6p上可以控制PC指针。本文内容多是别人的经验总结，对该exploit做简单分析并基于该exploit完成后续的利用工作。

###测试环境

控制PC的过程Jeremy的exploit已经完成了。利用的思路在Freebuf上云图信安的文章[1]已经详细分析过了。这里简单阐述一下，server端首先通过setsockopt 中的MCAST_JOIN_GROUP参数初始化一个带有vulnerable obj ip_mc_socklist的socket，设置server的 socket监听后，创建client线程connect两次，因此server端accept返回，在内核中将父socket复制，产生了两个带有vulnerable obj ip_mc_socklist的子socket。释放这两个socket时，ip_mc_socklist obj也会被释放两次。释放ip_mc_socklist obj的过程是在ip_mc_drop_socket中完成的，调用kfree_rcu注册回调函数，等待回调函数触发时来真正的释放这个obj。当rcu宽限期结束后，时钟中断触发时会调用rcu注册的回调函数。这时会kfree两次，造成double free。

注意：ip_mc_socklist obj 第二次free之前，由于kernel中的内存已经被释放了，正常不堆喷的情况下，可能会被其它的程序占位。在ip_mc_drop_socket中的ip_mc_leave_src中会对这个obj中的其它指针解引用，因此在ip_mc_leave_src中crash也是正常的。本质上crash的原因都是由于double free造成的。

了解了ip_mc_socklist obj 真正的释放过程后，就可以理解通过double free来控制PC的过程了。通常double free的利用有两种思路：一种是利用堆管理器的特性实现double free到代码执行，另一种就是通过占位把double free转化成UAF来使用。这里使用的是第二种。由于该漏洞的两次free的时机都是可控的，因此可以在第一次真正的kfree之后，通过堆喷射来占位释放的obj。通过构造占位的obj中的数据，控制ip_mc_socklist.rcu中的func（回调函数地址）即可劫持PC或控制next_rcu将ip_mc_socklist链中的next_rcu劫持到用户态再修改func指针来劫持PC。

利用思路二中直接控制func：之前在ubuntu上动态调试时，我尝试在ip_mc_drop_socket的kfree_rcu之前用gdb手工修改内存中的func几十次后，发现依然不能劫持PC，感觉对于回调函数保存和触发过程还是不熟悉。
利用思路二中劫持next_rcu：由于不存在SMAP或者是PAN，劫持next_rcu到用户态后，就可以为所欲为了。做一个循环不停地占位func，可以保证回调函数触发时，func是我们控制的值。

漏洞分析过程还可以参考之前的文章。

在Jeremy的exploit中，还用到了bind_on_cpu这个函数。一开始不明白这个函数的作用，讲与之相关的调用删除后，有大概率会出现
kernel page request error的log。

最终，使用Jeremy的exploit劫持PC后，就可以开始后续利用了。

addr_limit代表当前thread可以访问的地址空间大小，如果patch了该thread的task_struct的addr_limit为-1，该thread就可以访问全部地址空间的数据了。目前了解的patch addr_limit有两种方式。第一种在控制了一个寄存器和PC后，参考PXN的研究与绕过@莫灰灰的文章中，构造第一段jop来泄漏出SP到用户态。拿到SP，屏蔽低位后等于拿到了thread_union中的thread_info的地址，也就拿到了addr_limit的地址。用类似STR的指令将addr_limit的地址放在用户态后，再构造jop去patch addr_limit。这要求我们可以控制PC两次，或者能一次jop完成这些操作。

在实际利用中，找了很久的gadget勉强可以泄漏出SP到用户态。如果想要控制一次PC的情况下就使用jop来完成SP的泄漏，计算addr_limit地址，patch addr_limit，也是可以的。只不过泄漏SP之后的jop比较难找，因此就转向了第二种方法。

第二种方法是360冰刃实验室在mosec2016提出的。利用了来自内核的馈赠：set_fs()。跟踪set_fs()的实现可以看到该函数完成了patch addr_limit的操作。

在内核中有很多函数调用了set_fs()，执行一系列操作后会使用set_fs(oldfs)来恢复addr_limit，在恢复之前由于调用了函数指针，导致set_fs(oldfs)可以被绕过。这样的函数有：kernel_setsockopt、kernel_sock_ioctl等

具体来看一下kernel_setsockopt函数的反汇编代码，控制了X0后，就可以伪造X5的值，控制X5是0xFFFFFFC000B07120，就可以绕过set_fs(oldfs)实现对addr_limit的patch。patch了addr_limit后，用户态就可以实现任意读写内核态地址了。

用户态任意地址读写内核态需要借助pipe系统调用来实现。可以参考《Linux C一站式编程》感觉还是有点区别的，以后再研究。

内核态任意地址读写后，为了实现找到exp进程完成patch工作，需要根据内核中的task_struct的双向链表来搜索到exp进程。init_task地址固定，内容在内核的二进制文件.data.rel段中，符号可以在/proc/kallsyms读到（需要有root权限）。当然也有非root就可以获取符号的方法，待补充。

struct list_head tasks在task_struct中定义，保存着当前task在task_struct双向链表中的前后节点。定义如下：

在定位tasks时，由于下面的成员pushable_tasks.prio在手机上总是0x8c，因此可以作为标记来在init_task地址处开始搜索。

由于我们最终需要的是init和exp进程的cred的地址来做patch，而cred是在task_struct结构体中是在tasks后面的，因此通过tasks.next可以搜索下一个task_struct中tasks后面的成员，根据comm值判断当前task_struct是谁的，找到exp和init的task_struct后，减sizeof(void )就可以得到对应的cred的地址。
在搜索comm时，根据cpu_timers中两个相同的指针 和 cred、*real_cred相等作为特征来搜索，可以定位到当前task_struct的comm。

有了exp进程的cred后，借助pipe系统调用来patch cred中的成员即可。patch了这些成员后，调用system("/system/bin/sh")就可以获取root权限了。但是exp的context还不是init的context，仍然受到selinux的限制。

init和exp的cred地址我们都已经搜索到了，因此将cred中的security.osid和security.sid patch为init的即可。这时exp的context就是init的context了。然后，patch selinux_enabled 和 selinux_enforcing 写0 即可关闭selinux。

利用效果：

当前的exp的context已经是init的了，比较神奇的时候调用某些命令，如id看到的context是toolbox的。

下载地址

写exploit时遇到了很多问题，感谢geneblue前辈的指点。

[1] CVE-2017-8890漏洞分析与利用（Root Android 7.x） http://www.freebuf.com/articles/terminal/160041.html
[2] PXN的研究与绕过 https://blog.csdn.net/hu3167343/article/details/47394707
[3] Android PXN绕过技术研究https://geneblue.github.io/2016/07/27/Android%20PXN%E7%BB%95%E8%BF%87%E6%8A%80%E6%9C%AF%E7%A0%94%E7%A9%B6/
[4] 绕过PXN保护 http://blog.idhyt.com/2016/08/09/exploit-bypass-pxn/
[5] https://github.com/dosomder/iovyroot/blob/master/jni/getroot.c

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