利用一个堆溢出漏洞实现 VMware 虚拟机逃逸 Secer's Blog - 记录互联网安全历程与个人成长经历

1. 介绍

2017年3月，长亭安全研究实验室（Chaitin Security Research Lab）参加了 Pwn2Own 黑客大赛，我作为团队的一员，一直专注于 VMware Workstation Pro 的破解，并成功在赛前完成了一个虚拟机逃逸的漏洞利用。（很不）幸运的是，就在 Pwn2Own 比赛的前一天（3月14日），VMware 发布了一个新的版本，其中修复了我们所利用的漏洞。在本文中，我会介绍我们从发现漏洞到完成利用的整个过程。感谢@kelwin 在实现漏洞利用过程中给予的帮助，也感谢 ZDI 的朋友，他们近期也发布了一篇相关博客，正是这篇博文促使我们完成本篇 writeup。

本文主要由三部分组成：首先我们会简要介绍 VMware 中的 RPCI 机制，其次我们会描述本文使用的漏洞，最后讲解我们是如何利用这一个漏洞来绕过 ASLR 并实现代码执行的。

2. VMware RPCI 机制

VMware 实现了多种虚拟机（下文称为guest）与宿主机（下文称文host）之间的通信方式。其中一种方式是通过一个叫做 Backdoor 的接口，这种方式的设计很有趣，guest 只需在用户态就可以通过该接口发送命令。VMware Tools 也部分使用了这种接口来和 host 通信。我们来看部分相关代码（摘自 open-vm-tools 中的 lib/backdoor/backdoorGcc64.c ）：

void  
Backdoor_InOut(Backdoor_proto *myBp) // IN/OUT  
{
   uint64 dummy;

   __asm__ __volatile__(
#ifdef __APPLE__
        /*
         * Save %rbx on the stack because the Mac OS GCC doesn't want us to
         * clobber it - it erroneously thinks %rbx is the PIC register.
         * (Radar bug 7304232)
         */
        "pushq %%rbx"           "\n\t"
#endif
        "pushq %%rax"           "\n\t"
        "movq 40(%%rax), %%rdi" "\n\t"
        "movq 32(%%rax), %%rsi" "\n\t"
        "movq 24(%%rax), %%rdx" "\n\t"
        "movq 16(%%rax), %%rcx" "\n\t"
        "movq  8(%%rax), %%rbx" "\n\t"
        "movq   (%%rax), %%rax" "\n\t"
        "inl %%dx, %%eax"       "\n\t"  /* NB: There is no inq instruction */
        "xchgq %%rax, (%%rsp)"  "\n\t"
        "movq %%rdi, 40(%%rax)" "\n\t"
        "movq %%rsi, 32(%%rax)" "\n\t"
        "movq %%rdx, 24(%%rax)" "\n\t"
        "movq %%rcx, 16(%%rax)" "\n\t"
        "movq %%rbx,  8(%%rax)" "\n\t"
        "popq          (%%rax)" "\n\t"
#ifdef __APPLE__
        "popq %%rbx"            "\n\t"
#endif
      : "=a" (dummy)
      : "0" (myBp)
      /*
       * vmware can modify the whole VM state without the compiler knowing
       * it. So far it does not modify EFLAGS. --hpreg
       */
      :
#ifndef __APPLE__
      /* %rbx is unchanged at the end of the function on Mac OS. */
      "rbx",
#endif
      "rcx", "rdx", "rsi", "rdi", "memory"
   );
}

上面的代码中出现了一个很奇怪的指令 inl。在通常环境下（例如 Linux 下默认的 I/O 权限设置），用户态程序是无法执行I/O指令的，因为这条指令只会让用户态程序出错并产生崩溃。而此处这条指令产生的权限错误会被 host 上的 hypervisor 捕捉，从而实现通信。Backdoor 所引入的这种从 guest 上的用户态程序直接和host通信的能力，带来了一个有趣的攻击面，这个攻击面正好满足 Pwn2Own 的要求：“在这个类型（指虚拟机逃逸这一类挑战）中，攻击必须从guest的非管理员帐号发起，并实现在 host 操作系统中执行任意代码”。guest 将 0x564D5868 存入 $eax，I/O 端口号 0x5658 或 0x5659 存储在 $dx 中，分别对应低带宽和高带宽通信。其它寄存器被用于传递参数，例如$ecx的低16位被用来存储命令号。对于 RPCI 通信，命令号会被设为 BDOOR_CMD_MESSAGE（=30）。文件 lib/include/backdoor_def.h 中包含了一些支持的 backdoor 命令列表。host 捕捉到错误后，会读取命令号并分发至相应的处理函数。此处我省略了很多细节，如果你有兴趣可以阅读相关源码。

2.1 RPCI

远程过程调用接口 RPCI（Remote Procedure Call Interface）是基于前面提到的Backdoor机制实现的。依赖这个机制，guest 能够向 host 发送请求来完成某些操作，例如，拖放（Drag n Drop）/复制粘贴（Copy Paste）操作、发送或获取信息等等。RPCI 请求的格式非常简单：<命令> <参数>。例如 RPCI 请求info-get guestinfo.ip 可以用来获取guest的IP地址。对于每个 RPCI 命令，在 vmware-vmx 进程中都有相关注册和处理操作。

需要注意的是有些RPCI命令是基于VMCI套接字实现的，但此内容已超出本文讨论的范畴。

3. 漏洞

花了一些时间逆向各种不同的 RPCI 处理函数之后，我决定专注于分析拖放（Drag n Drop，下面简称为 DnD ）和复制粘贴（Copy Paste，下面简称为 CP）功能。这部分可能是最复杂的RPCI命令，也是最可能找到漏洞的地方。在深入理解的 DnD/CP 内部工作机理后，可以很容易发现，在没有用户交互的情况下，这些处理函数中的许多功能是无法调用的。DnD/CP 的核心功能维护了一个状态机，在无用户交互（例如拖动鼠标从 host 到 guest 中）情况下，许多状态是无法达到的。

我决定看一看 Pwnfest 2016 上被利用的漏洞，该漏洞在这个 VMware 安全公告中有所提及。此时我的 idb 已经标上了很多符号，所以很容易就通过 bindiff 找到了补丁的位置。下面的代码是修补之前存在漏洞的函数（可以看出 services/plugins/dndcp/dnddndCPMsgV4.c 中有对应源码，漏洞依然存在于 open-vm-tools 的 git 仓库的 master 分支当中）：

static Bool  
DnDCPMsgV4IsPacketValid(const uint8 *packet,  
                        size_t packetSize)
{
   DnDCPMsgHdrV4 *msgHdr = NULL;
   ASSERT(packet);

   if (packetSize < DND_CP_MSG_HEADERSIZE_V4) {
      return FALSE;
   }

   msgHdr = (DnDCPMsgHdrV4 *)packet;

   /* Payload size is not valid. */
   if (msgHdr->payloadSize > DND_CP_PACKET_MAX_PAYLOAD_SIZE_V4) {
      return FALSE;
   }

   /* Binary size is not valid. */
   if (msgHdr->binarySize > DND_CP_MSG_MAX_BINARY_SIZE_V4) {
      return FALSE;
   }

   /* Payload size is more than binary size. */
   if (msgHdr->payloadOffset + msgHdr->payloadSize > msgHdr->binarySize) { // [1]
      return FALSE;
   }

   return TRUE;
}

Bool  
DnDCPMsgV4_UnserializeMultiple(DnDCPMsgV4 *msg,  
                               const uint8 *packet,
                               size_t packetSize)
{
   DnDCPMsgHdrV4 *msgHdr = NULL;
   ASSERT(msg);
   ASSERT(packet);

   if (!DnDCPMsgV4IsPacketValid(packet, packetSize)) {
      return FALSE;
   }

   msgHdr = (DnDCPMsgHdrV4 *)packet;

   /*
    * For each session, there is at most 1 big message. If the received
    * sessionId is different with buffered one, the received packet is for
    * another another new message. Destroy old buffered message.
    */
   if (msg->binary &&
       msg->hdr.sessionId != msgHdr->sessionId) {
      DnDCPMsgV4_Destroy(msg);
   }

   /* Offset should be 0 for new message. */
   if (NULL == msg->binary && msgHdr->payloadOffset != 0) {
      return FALSE;
   }

   /* For existing buffered message, the payload offset should match. */
   if (msg->binary &&
       msg->hdr.sessionId == msgHdr->sessionId &&
       msg->hdr.payloadOffset != msgHdr->payloadOffset) {
      return FALSE;
   }

   if (NULL == msg->binary) {
      memcpy(msg, msgHdr, DND_CP_MSG_HEADERSIZE_V4);
      msg->binary = Util_SafeMalloc(msg->hdr.binarySize);
   }

   /* msg->hdr.payloadOffset is used as received binary size. */
   memcpy(msg->binary + msg->hdr.payloadOffset,
          packet + DND_CP_MSG_HEADERSIZE_V4,
          msgHdr->payloadSize); // [2]
   msg->hdr.payloadOffset += msgHdr->payloadSize;
   return TRUE;
}

对于 Version 4 的 DnD/CP 功能，当 guest 发送分片 DnD/CP 命令数据包时，host 会调用上面的函数来重组 guest 发送的 DnD/CP 消息。接收的第一个包必须满足 payloadOffset 为 0，binarySize 代表堆上分配的 buffer 长度。[1]处的检查比较了包头中的 binarySize，用来确保 payloadOffset 和 payloadSize 不会越界。在[2]处，数据会被拷入分配的 buffer 中。但是[1]处的检查存在问题，它只对接收的第一个包有效，对于后续的数据包，这个检查是无效的，因为代码预期包头中的 binarySize 和分片流中的第一个包相同，但实际上你可以在后续的包中指定更大的 binarySize 来满足检查，并触发堆溢出。

所以，该漏洞可以通过发送下面的两个分片来触发：

packet 1{  
 ...
 binarySize = 0x100
 payloadOffset = 0
 payloadSize = 0x50
 sessionId = 0x41414141
 ...
 #...0x50 bytes...#
}

packet 2{  
 ...
 binarySize = 0x1000
 payloadOffset = 0x50
 payloadSize = 0x100
 sessionId = 0x41414141
 ...
 #...0x100 bytes...#
}

有了以上的知识，我决定看看 Version 3 中的 DnD/CP 功能中是不是也存在类似的问题。令人惊讶的是，几乎相同的漏洞存在于 Version 3 的代码中（这个漏洞最初通过逆向分析来发现，但是我们后来意识到 v3 的代码也在 open-vm-tools 的 git 仓库中）：

Bool  
DnD_TransportBufAppendPacket(DnDTransportBuffer *buf,          // IN/OUT  
                             DnDTransportPacketHeader *packet, // IN
                             size_t packetSize)                // IN
{
   ASSERT(buf);
   ASSERT(packetSize == (packet->payloadSize + DND_TRANSPORT_PACKET_HEADER_SIZE) &&
          packetSize <= DND_MAX_TRANSPORT_PACKET_SIZE &&
          (packet->payloadSize + packet->offset) <= packet->totalSize &&
          packet->totalSize <= DNDMSG_MAX_ARGSZ);

   if (packetSize != (packet->payloadSize + DND_TRANSPORT_PACKET_HEADER_SIZE) ||
       packetSize > DND_MAX_TRANSPORT_PACKET_SIZE ||
       (packet->payloadSize + packet->offset) > packet->totalSize || //[1]
       packet->totalSize > DNDMSG_MAX_ARGSZ) {
      goto error;
   }

   /*
    * If seqNum does not match, it means either this is the first packet, or there
    * is a timeout in another side. Reset the buffer in all cases.
    */
   if (buf->seqNum != packet->seqNum) {
      DnD_TransportBufReset(buf);
   }

   if (!buf->buffer) {
      ASSERT(!packet->offset);
      if (packet->offset) {
         goto error;
      }
      buf->buffer = Util_SafeMalloc(packet->totalSize);
      buf->totalSize = packet->totalSize;
      buf->seqNum = packet->seqNum;
      buf->offset = 0;
   }

   if (buf->offset != packet->offset) {
      goto error;
   }

   memcpy(buf->buffer + buf->offset,
          packet->payload,
          packet->payloadSize);
   buf->offset += packet->payloadSize;
   return TRUE;

error:  
   DnD_TransportBufReset(buf);
   return FALSE;
}

Version 3 的 DnD/CP 在分片重组时，上面的函数会被调用。此处我们可以在[1]处看到与之前相同的情形，代码依然假设后续分片中的 totalSize 会和第一个分片一致。因此这个漏洞可以用和之前相同的方法触发：

packet 1{  
 ...
 totalSize = 0x100
 payloadOffset = 0
 payloadSize = 0x50
 seqNum = 0x41414141
 ...
 #...0x50 bytes...#
}

packet 2{  
 ...
 totalSize = 0x1000
 payloadOffset = 0x50
 payloadSize = 0x100
 seqNum = 0x41414141
 ...
 #...0x100 bytes...#
}

在 Pwn2Own 这样的比赛中，这个漏洞是很弱的，因为它只是受到之前漏洞的启发，而且甚至可以说是同一个。因此，这样的漏洞在赛前被修补并不惊讶（好吧，也许我们并不希望这个漏洞在比赛前一天被修复）。对应的 VMware 安全公告在这里。受到这个漏洞影响的 VMWare Workstation Pro 最新版本是12.5.3。

接下来，让我们看一看这个漏洞是如何被用来完成从 guest 到 host 的逃逸的！

4. 漏洞利用

为了实现代码执行，我们需要在堆上覆盖一个函数指针，或者破坏C++对象的虚表指针。

首先让我们看一看如何将 DnD/CP 协议的设置为 version 3，依次发送下列 RPCI 命令即可：

tools.capability.dnd_version 3  
tools.capability.copypaste_version 3  
vmx.capability.dnd_version  
vmx.capability.copypaste_version

前两行消息分别设置了 DnD 和 Copy/Paste 的版本，后续两行用来查询版本，这是必须的，因为只有查询版本才会真正触发版本切换。RPCI 命令 vmx.capability.dnd_version 会检查 DnD/CP 协议的版本是否已被修改，如果是，就会创建一个对应版本的C++对象。对于 version 3，2个大小为 0xA8 的C++对象会被创建，一个用于 DnD 命令，另一个用于 Copy/Paste 命令。

这个漏洞不仅可以让我们控制分配的大小和溢出的大小，而且能够让我们进行多次越界写。理想的话，我们可以用它分配大小为0xA8的内存块，并让它分配在C++对象之前，然后利用堆溢出改写C++对象的 vtable 指针，使其指向可控内存，从而实现代码执行。

这并非易事，在此之前我们必须解决一些其他问题。首先我们需要找到一个方法来绕过 ASLR，同时处理好Windows Low Fragmented Heap。

4.1 绕过ASLR

一般来说，我们需要找到一个对象，通过溢出来影响它，然后实现信息泄露。例如破坏一个带有长度或者数据指针的对象，并且可以从guest读取，然而我们没有找到这种对象。于是我们逆向了更多的RPCI命令处理函数，来寻找可用的东西。那些成对的命令特别引人关注，例如你能用一个命令来设置一些数据，同时又能用相关命令来取回数据，最终我们找到的是一对命令info-set和info-get：

info-set guestinfo.KEY VALUE  
info-get guestinfo.KEY

VALUE 是一个字符串，字符串的长度可以控制堆上 buffer 的分配长度，而且我们可以分配任意多的字符串。但是如何用这些字符串来泄露数据呢？我们可以通过溢出来覆盖结尾的null字节，让字符串连接上相邻的内存块。如果我们能够在发生溢出的内存块和 DnD 或 CP 对象之间分配一个字符串，那么我们就能泄露对象的 vtable 地址，从而我们就可以知道 vmware-vmx 的地址。尽管 Windows 的 LFH 堆分配存在随机化，但我们能够分配任意多的字符串，因此可以增加实现上述堆布局的可能性，但是我们仍然无法控制溢出buffer后面分配的是 DnD 还是 CP 对象。经过我们的测试，通过调整一些参数，例如分配和释放不同数量的字符串，我们可以实现60%到80%的成功率。

下图总结了我们构建的堆布局情况（Ov代表溢出内存块，S代表String，T代表目标对象）。

我们的策略是：首先分配一些填满“A”的字符串，然后通过溢出写入一些“B”，接下来读取所有分配的字符串，其中含有“B”的就是被溢出的字符串。这样我们就找到了一个字符串可以被用来读取泄露的数据，然后以 bucket 的内存块大小 0xA8 的粒度继续溢出，每次溢出后都检查泄露的数据。由于 DnD 和 CP 对象的 vtable 距离 vmware-vmx 基地址的偏移是固定的，每次溢出后只需要检查最低一些数据位，就能够判断溢出是否到达了目标对象。

4.2 获取代码执行

现在我们实现了信息泄露，也能知道溢出的是哪个C++对象，接下来要实现代码执行。我们需要处理两种情形：溢出 CopyPaste 和 DnD 。需要指出的是能利用的代码路径有很多，我们只是选择了其中一个。

4.2.1 覆盖 CopyPaste 对象

对于 CopyPaste 对象，我们可以覆盖虚表指针，让它指向我们可控的其他数据。我们需要找到一个指针，指针指向的数据是可控并被用做对象的虚表。为此我们使用了另一个 RPCI 命令 unity.window.contents.start。这个命令主要用于 Unity 模式下，在 host 上绘制一些图像。这个操作可以让我们往相对 vmware-vmx 偏移已知的位置写入一些数据。该命令接收的参数是图像的宽度和高度，二者都是32位，合并起来我们就在已知位置获得了一个64位的数据。我们用它来作为虚表中的一个指针，通过发送一个 CopyPast 命令即可触发该虚函数调用，步骤如下：

发送 unity.window.contents.start 命令，通过指定参数宽度和高度，往全局变量处写入一个64位的栈迁移 gadget 地址
覆盖对象虚表指针，指向伪造的虚表（调整虚表地址偏移）
发送 CopyPaste 命令，触发虚函数调用
ROP

4.2.2 覆盖DnD对象

对于 DnD 对象，我们不能只覆盖 vtable 指针，因为在发生溢出之后 vtable 会立马被访问，另一个虚函数会被调用，而目前我们只能通过 unity 图像的宽度和高度控制一个 qword，所以无法控制更大的虚表。

让我们看一看 DnD 和 CP 对象的结构，总结如下（一些类似的结构可以在 open-vm-tools 中找到，但是在 vmware-vmx 中会略有区别）：

DnD_CopyPaste_RpcV3{  
    void * vtable;
    ...
    uint64_t ifacetype;
    RpcUtil{
        void * vtable;
        RpcBase * mRpc;
        DnDTransportBuffer{
            uint64_t seqNum;
            uint8_t * buffer;
            uint64_t totalSize;
            uint64_t offset;
            ...
        }
        ...
    }
}

RpcBase{  
    void * vtable;
    ...
}

我们在此省略了结构中很多与本文无关的属性。对象中有个指针指向另一个C++对象 RpcBase，如果我们能用一个可控数据的指针的指针覆盖 mRpc 这个域，那我们就控制了 RpcBase 的 vtable。对此我们可以继续使用 unity.window.contents.start 命令来来控制 mRpc，该命令的另一个参数是 imgsize，这个参数代表分配的图像 buffer 的大小。这个 buffer 分配出来后，它的地址会存在 vmware-vmx 的固定偏移处。我们可以使用命令 unity.window.contents.chunk 来填充 buffer 的内容。步骤如下：

发送unity.window.contents.start命令来分配一个buffer，后续我们用它来存储一个伪造的vtable。
发送unity.window.contents.chunk命令来填充伪造的vtable，其中填入一个栈迁移的gadget
通过溢出覆盖DnD对象的mRpc域，让它指向存储buffer地址的地方（某全局变量处），即写入一个指针的指针
通过发送DnD命令来触发mRpc域的虚函数调用
ROP

P.S：vmware-vmx 进程中有一个可读可写可执行的内存页（至少在版本12.5.3中存在）。

4.3 稳定性讨论

正如前面提及的，因为 Windows LFH 堆的随机化，当前的 exploit 无法做到 100% 成功率。不过可以尝试下列方法来提高成功率：

观察 0xA8 大小的内存分配，考虑是否可以通过一些malloc和free的调用来实现确定性的LFH分配，参考这里和这里。
寻找堆上的其他C++对象，尤其是那些可以在堆上喷射的
寻找堆上其他带有函数指针的对象，尤其是那些可以在堆上喷射的
找到一个独立的信息泄漏漏洞
打开更多脑洞

4.4 演示效果

演示视频：VMware workstation 12.5.3逃逸演示