复现一下 dirty pipe漏洞

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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。

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：

然后我们在列表中寻一下

再用 apt 安装这个内核

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。

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。

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：

返回值：

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。

下面这个是要准备去写之前准备的那个文件了。

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。

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。

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。

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。

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。

我们先来看看 pipe_write。

函数完整的声明是：

我们一段一段来分析。

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。

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：

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

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。

这一部分是一个很大的 for 循环，我们来看一下。

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。

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。

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。

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。

整个管道写的代码就分析的差不多了，小结一下流程。

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。

读的源码其实非常简单，我们同样也来一点一点分析。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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