El 1 de octubre Jan Beulich publicó el “advisory” y el parche de un fallo en el kernel de Linux en versiones x86-64 iguales o menores a la 2.6.32-rc1. El fallo es una fuga de información en los valores de ciertos registros de 64 bits cuando son accedidos desde un programa de 32 bits que a su vez esté ejecutando código de 64 bits, es decir que ejecute instrucciones bajo 64-bit mode.
¿Cómo es posible que en la arquitectura de x86-64 bits se pueda ejecutar código de 32 bits?
“x86-64 long mode” en el sub-modo “compatibility mode” soporta de forma nativa x86 (32 bits), es decir, las instrucciones de x86 pueden ejecutarse directamente en el sub-modo “compatibility mode”. Los sub-modos son controlados por el descriptor del segmento de código (USER_CS en Linux).
¿Cómo puede un proceso de 32 bits ejecutar código de 64 bits?
Solo necesita haber sido compilado como un programa de 32 bits y después realizar lo que se llama un salto o una llamada de tipo FAR (también conocido como FAR CALL/JMP) a la rutina dónde se encuentre el código de 64 bits usando el descriptor de segmente código USER_CS.
¿Para qué usa el exploit un FAR CALL/JMP?
Para ejecutar una rutina de 64 bits desde un proceso de 32 se necesita realizar un cambio del descriptor de segmento de código actual a USER_CS. Con un FAR JMP solo se consigue saltar al sitio indicado, como interesa volver al código de x86 de forma fácil se usa un CALL FAR y después de que se haya ejecutado el código de 64 bits un RET FAR (sintaxis AT&T LRET). Resumiendo, la sintaxis del FAR CALL que necesitamos conocer en este caso es:
CALL FAR DESCRIPTOR_DEL_SEGMENTO_DE_CODIGO:DIRECCIÓN_DE_MEMORIA
Como ejemplo, si se quiere hacer un CALL FAR a la dirección de memoria 004011D0 usando el descriptor de segmento de código 38A4, la sintaxis Intel sería tal que así:
CALL FAR 38A4:004011D0
El valor del descriptor de segmento de código USER_CS en Linux es 0x33.
¿Cómo se ha solucionado el fallo?
Poniendo a 0 los registros que potencialmente podrían representan un riesgo. Son r8, r9, r10, y r11 de x86-64 y se ponen a 0 antes de volver al espacio de usuario en una llamada al sistema.
¿Qué es realmente USER_CS?
Es un descriptor del segmento de código, en este caso USER_CS representa el descriptor de segmento de código de 64 bits, para el de 32 bits se usa USER32_CS, esto quiere decir que si desde 64 bits hacemos un cambio a USER32_CS podemos ejecutar código de 32bits de forma nativa (lo contrario de lo que estamos haciendo).
¿Cómo sabe el microprocesador si está en modo de compatibilidad x86 o en 64 bits mode?
Si el descriptor de segmento de código de la GDT tiene el bit “D/B” a 0 y el bit “L” a 1 está en modo 64 bits (USER_CS), en caso contrario está en modo compatible x86 (USER32_CS).
Exploits públicos: el de Jon Oberheide
Usa un FAR JMP para pasar de x86 a 64 bit y ejecutar una rutina que básicamente lo que hace es poner los registros de 64 en pares de registros de 32 bits. Después genera una excepción para que se pueda inspeccionar el crash dump con gdb por ejemplo y ver el valor de los registros de 32 con los valores de los de 64.
Exploits públicos: el de Spender
El exploit de spender es más “avanzado”, usa llamadas a sistema (syscalls) para obtener información de los registros, usa FAR CALLs y FAR RETs para ir de 64 bits y volver, además muestra los registros R8, R9, R10, R11, R12, R13, R14 y R15 usando diferentes syscalls.
En definitiva el exploit lo que hace es: llamar a llamadas al sistema desde el proceso de 32 bits, después de la llamada se cambia a 64bit-mode en el proceso y se obtiene el valor de los registros de 64 bits en registros de 32 a pares y se muestran con un printf.
¿De qué sirve realmente esta vulnerabilidad?
Este tipo de fallos pueden ser aprovechados para cuando existe un ASLR (protección por aleatoriedad de carga de librerías). Así se puede obtener alguna dirección útil para otro exploit o similar.
dreguera@hispasec.com
Más información:
x86: Don’t leak 64-bit kernel register values to 32-bit processes
http://git.kernel.org/?p=linux/kernel/git/x86/linux-2.6-tip.git;a=commitdiff;h=24e35800cdc4350fc34e2bed37b608a9e13ab3b6
Don’t leak 64-bit kernel register values to 32-bit processes
http://lkml.org/lkml/2009/10/1/164
Linux Kernel x86-64 Register Leak
http://jon.oberheide.org/blog/2009/10/04/linux-kernel-x86-64-register-leak/
Exploit de spender
http://grsecurity.net/~spender/64bit_regleak.c
Linux syscall interception technologies partial bypass
http://scary.beasts.org/security/CESA-2009-001.html
Global Descriptor Table
http://en.wikipedia.org/wiki/Global_Descriptor_Table
Exploit de Oberheide
http://jon.oberheide.org/files/x86_64-reg-leak.c
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