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简介

cve-2022-0847不需要调用特权syscall就能完成对任意只读文件的修改（有点类似之前的脏牛，但底层原理其实不一样），且由于利用过程中不涉及内存损坏，因此不需要rop等利用方法，也自然不需要知道内核基址等信息，故不需要对内核版本进行适配（因此可以被广泛利用，危害巨大）。

本质上，这个漏洞是由内存未初始化造成的，且从2016年就存在了，但在当时并不能发生有趣的利用，直到2020年由于对pipe内部实现进行了一些修改，才让这个“bug”变成了能够利用的“漏洞”。

漏洞分析

这个漏洞主要涉及到两个syscall：

• pipe：
• splice：

syscall pipe

pipe，我想使用linux的都不陌生它的作用，因此直接从底层实现开始说。

pipe在内核中使用struct pipe_inode_info进行管理，注释中为比较重要的几个字段。

/**
 *	struct pipe_inode_info - a linux kernel pipe
 *	@head: the point of buffer production
 *	@tail: the point of buffer consumption
 *	@max_usage: the maximum number of slots that may be used in the ring
 *	@ring_size: total number of buffers (should be a power of 2)
 *	@tmp_page: cached released page
 *	@bufs: the circular array of pipe buffers
 **/
struct pipe_inode_info {
...
	unsigned int head;
	unsigned int tail;
	unsigned int max_usage;
	unsigned int ring_size;
...
	struct page *tmp_page;
...
	struct pipe_buffer *bufs;
...
};

pipe在内核中使用了环状buffer（bufs字段），而默认的数量为16个（pipe_def_buffers），每一个struct pipe_buffer管理一个buffer，而一个buffer为一页的大小（默认0x1000）。pipe为fifo的结构体，这可以从head和tail两个字段体现出来，head指向最新生产的buffer，而tail指向开始消费的buffer。

pipe_buffer为如下的结构体，其中这里的page并不直接指向目标页，而是一个物理页的页框（实际使用过程中通过kmap_atomic()获取对应的虚拟地址）。毕竟pipe需要考虑到跨进程，这里在结构体中使用物理页是明知智选。

// >>> include/linux/pipe_fs_i.h:17
/**
 *	struct pipe_buffer - a linux kernel pipe buffer
 *	@page: the page containing the data for the pipe buffer
 *	@offset: offset of data inside the @page
 *	@len: length of data inside the @page
 *	@ops: operations associated with this buffer. see @pipe_buf_operations.
 *	@flags: pipe buffer flags. see above.
 *	@private: private data owned by the ops.
 **/
struct pipe_buffer {
	struct page *page;
	unsigned int offset, len;
	const struct pipe_buf_operations *ops;
	unsigned int flags;
	unsigned long private;
};

接着我们分析下pipe的使用。假设用户向分配的pipe中写入数据，在内核层就会进入函数pipe_write：

// >>> fs/pipe.c:415
/* 415 */ static ssize_t 
/* 416 */ pipe_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
/* 417 */ {
/* 418 */ 	struct file *filp = iocb->ki_filp;
    		// 拿到pipe结构体
/* 419 */ 	struct pipe_inode_info *pipe = filp->private_data;
/* 420 */ 	unsigned int head;
/* 421 */ 	ssize_t ret = 0;
    		// total_len为此次写入的长度
/* 422 */ 	size_t total_len = iov_iter_count(from);
/* 423 */ 	ssize_t chars;
/* 424 */ 	bool was_empty = false;
/* 425 */ 	bool wake_next_writer = false;
------
/* 457 */ 	head = pipe->head;
/* 458 */ 	was_empty = true;
            // 考虑使用merge
/* 459 */ 	chars = total_len & (page_size-1);
    		// 如果len&0xfff !=0 且当前使用的页
/* 460 */ 	if (chars && !pipe_empty(head, pipe->tail)) {
/* 461 */ 		unsigned int mask = pipe->ring_size - 1;
/* 462 */ 		struct pipe_buffer *buf = &pipe->bufs[(head - 1) & mask];
/* 463 */ 		int offset = buf->offset  buf->len;
/* 464 */ 
/* 465 */ 		if ((buf->flags & pipe_buf_flag_can_merge) && // 可以merge
/* 466 */ 		    offset  chars <= page_size) { // 小于一页
/* 467 */ 			ret = pipe_buf_confirm(pipe, buf);
------
                    // 拷贝内容
/* 471 */ 			ret = copy_page_from_iter(buf->page, offset, chars, from);
------
/* 480 */ 		}
/* 481 */ 	}
/* 482 */ 
    		// merge失败，或者merge不完全，接着处理剩下的内容
/* 483 */ 	for (;;) {
------
/* 491 */ 		head = pipe->head;
    			// 如果pipe没满
/* 492 */ 		if (!pipe_full(head, pipe->tail, pipe->max_usage)) {
/* 493 */ 			unsigned int mask = pipe->ring_size - 1;
    				// 取当前的pipe buffer
/* 494 */ 			struct pipe_buffer *buf = &pipe->bufs[head & mask];
/* 495 */ 			struct page *page = pipe->tmp_page;
/* 496 */ 			int copied;
/* 497 */ 			// 如果当前page是空的，就创建新的page
/* 498 */ 			if (!page) {
/* 499 */ 				page = alloc_page(gfp_highuser | __gfp_account);
------
/* 504 */ 				pipe->tmp_page = page;
/* 505 */ 			}
------
/* 519 */ 			// head  
/* 520 */ 			pipe->head = head  1;
/* 521 */ 			spin_unlock_irq(&pipe->rd_wait.lock);
/* 522 */ 
/* 523 */ 			// 开始初始化 pipe buffer 的各个字段
/* 524 */ 			buf = &pipe->bufs[head & mask];
/* 525 */ 			buf->page = page;
/* 526 */ 			buf->ops = &anon_pipe_buf_ops;
/* 527 */ 			buf->offset = 0;
/* 528 */ 			buf->len = 0;
/* 529 */ 			if (is_packetized(filp)) // 一般不走
/* 530 */ 				buf->flags = pipe_buf_flag_packet;
/* 531 */ 			else
                        // 设置flag pipe_buf_flag_can_merge
/* 532 */ 				buf->flags = pipe_buf_flag_can_merge; 
/* 533 */ 			pipe->tmp_page = null;
/* 534 */ 
                    // 复制内容
/* 535 */ 			copied = copy_page_from_iter(page, 0, page_size, from);
------
/* 541 */ 			ret  = copied;
/* 542 */ 			buf->offset = 0;
/* 543 */ 			buf->len = copied;

可以看到，在pipe_write中使用了merge的思想，如果我们分16次向pipe中写入1字节，这16字节不会并不会分别占用16个pipe_buffer，而是连续占用第一个pipe_buffer。这很好理解，不然pipe就堵死了，那利用率就太低了。而负责管理merge的是struct pipe_buffer中的flags字段pipe_buf_flag_can_merge。

相对应的，pipe_read也是通过pipe_inode_info拿到pipe_buffer进行读取，这里就不在分析。需要注意的是，pipe_buffer在read过程中只会被修改其offset和len字段，并不会被释放或是修改其flags字段，也就是说pipe_buf_flag_can_merge一但设置，则在read/write的过程中就不会再被清除掉。

syscall splice

接着来分析一下splice这个syscall。

splice是在linux 2.6.16中被引入的（），本质上是为了解决文件对拷的效率问题，它实现了“零拷贝”。

这里稍微展开说说零拷贝。可以思考下在linux上你会如何实现文件对拷？

最简单的，就是open()两个文件，然后申请一个buffer，然后使用read()/write()来进行拷贝。但这样效率太低，原因是一对read()和write()涉及到4次上下文切换，2次cpu拷贝，2次dma拷贝。

因此稍微聪明点的人，会使用mmap() write()的组合，这样涉及4次上下⽂切换，1次 cpu 拷⻉，2次dma 拷⻉。

更近一步的，会使用sendfile()，调用sendfile()只需提供两个互拷的fd，以及拷贝的长度即可。与 mmap 内存映射⽅式不同的是， sendfile 调⽤中 i/o 数据对⽤户空间是完全不可⻅的。因此它只涉及2次上下⽂切换，2次dma 拷⻉。

splice()类似，不过使用了pipe机制，从而不需要硬件的支持就能实现两个fd间的零拷贝。它也只涉及2 次上下⽂切换，2次dma 拷⻉。

一般我们用下面的模式使用splice实现文件对拷：

int in_fd = open(file_to_read);
int out_fd = open(file_to_write);
int anon_pipes[2];
pipe(anon_pipes);
while has_content_to_copy:
	splice(in_fd,&in_off,anon_pipes[1],null,size);
	splice(anon_pipes[0],null,out_fd,&out_off,size);
close(in_fd);
close(out_fd);

可以看到，splice底层用到了pipe。splice支持对接多种设备，例如普通文件，socket等。下面我们啃一下splice的源码，以上面的splice(in_fd,&in_off,anon_pipes[1],null,size);为例：

// >>> fs/splice.c:1325
/* 1325 */ syscall_define6(splice, int, fd_in, loff_t __user *, off_in,
/* 1326 */ 		int, fd_out, loff_t __user *, off_out,
/* 1327 */ 		size_t, len, unsigned int, flags)
/* 1328 */ {
------
    				// splice是对__do_splice的简单包装
/* 1343 */ 			error = __do_splice(in.file, off_in, out.file, off_out,
/* 1344 */ 						len, flags);
------
/* 1350 */ }
// __do_splice 是对 do_splice 的简单包装
// >>> fs/splice.c:1008
/* 1008 */ long do_splice(struct file *in, loff_t *off_in, struct file *out,
/* 1009 */ 	       loff_t *off_out, size_t len, unsigned int flags)
/* 1010 */ {
------
/* 1011 */ 	struct pipe_inode_info *ipipe;
/* 1012 */ 	struct pipe_inode_info *opipe;
------
    		// 从 in/out 中尝试取得 pipe_inode_info
/* 1020 */ 	ipipe = get_pipe_info(in, true);
/* 1021 */ 	opipe = get_pipe_info(out, true);
------
    		// 上面例子中in是普通文件，out是pipe，因此不进这里
/* 1037 */ 	if (ipipe) {
------
/* 1068 */ 	}
------
    		// 进这里
/* 1070 */ 	if (opipe) {
------
    				// 调用 do_splice_to
/* 1093 */ 			ret = do_splice_to(in, &offset, opipe, len, flags);
------
/* 1104 */ 	}
------
/* 1107 */ }
// >>> fs/splice.c:770
/* 770 */ static long do_splice_to(struct file *in, loff_t *ppos,
/* 771 */ 			 struct pipe_inode_info *pipe, size_t len,
/* 772 */ 			 unsigned int flags)
/* 773 */ {
------
    		// 这里根据in的f_op->splice_read选择对应的函数
    		// 由于是普通文件，所以：
		    //
            // >>> fs/read_write.c:28
            // /* 28 */ const struct file_operations generic_ro_fops = {
            // ------
            // /* 32 */ 	.splice_read	= generic_file_splice_read,
            // /* 33 */ };
/* 788 */ 	return in->f_op->splice_read(in, ppos, pipe, len, flags);
/* 789 */ }
// >>> fs/splice.c:298
/* 298 */ ssize_t generic_file_splice_read(struct file *in, loff_t *ppos,
/* 299 */ 				 struct pipe_inode_info *pipe, size_t len,
/* 300 */ 				 unsigned int flags)
/* 301 */ {
/* 302 */ 	struct iov_iter to;
/* 303 */ 	struct kiocb kiocb;
/* 304 */ 	unsigned int i_head;
/* 305 */ 	int ret;
/* 306 */ 
    		// 从pipe中取数据，得到 to
/* 307 */ 	iov_iter_pipe(&to, read, pipe, len);
/* 308 */ 	i_head = to.head;
/* 309 */ 	init_sync_kiocb(&kiocb, in);
/* 310 */ 	kiocb.ki_pos = *ppos;
    		// 进入这里，其实是调用in->f_op->read_iter(&kiocb,&to);
    		// 即 generic_file_read_iter()
/* 311 */ 	ret = call_read_iter(in, &kiocb, &to);
------
/* 328 */ }
// 之后： 
// generic_file_read_iter()
// -> generic_file_buffered_read()
// -> copy_page_to_iter()
// >>> lib/iov_iter.c:916
/* 916 */ size_t copy_page_to_iter(struct page *page, size_t offset, size_t bytes,
/* 917 */ 			 struct iov_iter *i)
/* 918 */ {
------
/* 921 */ 	if (i->type & (iter_bvec|iter_kvec)) {
------
/* 926 */ 	} else if (unlikely(iov_iter_is_discard(i))) {
------
/* 931 */ 	} else if (likely(!iov_iter_is_pipe(i)))
/* 932 */ 		return copy_page_to_iter_iovec(page, offset, bytes, i);
/* 933 */ 	else
    			// 这里的i其实就是前面generic_file_splice_read中的to，因此是pipe
/* 934 */ 		return copy_page_to_iter_pipe(page, offset, bytes, i);
/* 935 */ }
// 终于来到了我们今天的主角：copy_page_to_iter_pipe
// >>> lib/iov_iter.c:375
/* 375 */ static size_t copy_page_to_iter_pipe(struct page *page, size_t offset, size_t bytes,
/* 376 */ 			 struct iov_iter *i)
/* 377 */ {
------
/* 378 */ 	struct pipe_inode_info *pipe = i->pipe;
------
/* 379 */ 	struct pipe_buffer *buf;
------
/* 394 */ 	off = i->iov_offset;
------
/* 395 */ 	buf = &pipe->bufs[i_head & p_mask];
/* 396 */ 	if (off) {
------
/* 405 */ 	}
/* 406 */ 	if (pipe_full(i_head, p_tail, pipe->max_usage))
/* 407 */ 		return 0;
/* 408 */ 
    		// 划重点!!! 没有设置buf->flags
/* 409 */ 	buf->ops = &page_cache_pipe_buf_ops;
/* 410 */ 	
    		// page ref_count   
/* 411 */ 	get_page(page);
    		// 直接把普通文件的pipe拿来放到pipe中
/* 412 */ 	buf->page = page;
/* 413 */ 	buf->offset = offset;
/* 414 */ 	buf->len = bytes;
/* 415 */ 
/* 416 */ 	pipe->head = i_head  1;
/* 417 */ 	i->iov_offset = offset  bytes;
/* 418 */ 	i->head = i_head;
/* 419 */ out:
/* 420 */ 	i->count -= bytes;
/* 421 */ 	return bytes;
/* 422 */ }

可以看到，最主要的逻辑就在copy_page_to_iter_pipe中，之所以splice实现了cpu的零拷贝是因为他直接对目标页的ref count进行了递增，然后把目标页的物理页页框复制到pipe buffer的page处，但这里却忘记设置pipe buffer的flags字段。

ok，现在梳理完了这两个syscall的逻辑，也发现在splice中存在对pipe buffer的flags字段为初始化漏洞，那一种可行的利用思路就出来了。

使用pipe read/write，我们可以让目标pipe的每个pipe buffer都带上pipe_buf_flag_can_mergeflag。之后打开目标文件，并使用splice 写到之前处理过的pipe中，splice底层会帮助我们把目标文件的page cache 设置到pipe buffer的page字段，但却没有修改flags字段。之后我们再调用pipe write时由于存在pipe_buf_flag_can_mergeflag字段，内容会接着上次被写入同一个page中，但page其实已经变成了目标文件的page cache，导致直接修改了目标文件page cache。如果之后有其他文件尝试读取这个文件，kernel会优先返回cache中的内容，也就是被我们修改后的page cache。但由于这个修改并不会触发page的dirty属性，因此若由于内存紧张后或系统重启等原因，就会导致这个cache内kernel丢弃，再次读取文件内核就会重新从磁盘中取出未被我们修改的内容（这就是和脏牛的不同点）。

杂谈

这个bug其实在2016年就产生了，但为什么在2020年才能被利用呢？这就涉及到linux代码的历史了。

最早的时候，是否能够merge并不是通过struct pipe_buffer中的flags字段来管理，而是通过struct pipe_buf_operations中的can_merge字段来判断。因此在，splice提供了一个新的pipe_buf_operations叫page_cache_pipe_buf_ops，如下：

static struct pipe_buf_operations page_cache_pipe_buf_ops = {
	.can_merge = 0,
	.map = page_cache_pipe_buf_map,
	.unmap = page_cache_pipe_buf_unmap,
	.release = page_cache_pipe_buf_release,
};

其中can_merge字段默认就是0，这就解释了为什么在copy_page_to_iter_pipe中不存在对flags的设置逻辑，因为只需要修改fops到page_cache_pipe_buf_ops就可以了。

之后在2016年的一个commit中 ，添加了两个函数，其中一个就是copy_page_to_iter_pipe，里面对pipe_buffer的flags没有进行初始化，但现在还没出什么大问题，因为此时can_merge参数还在fops中，且flags中也没有什么有趣的选项。

时间来到2019年，中开始对can_merge字段下手了，但这个时候操刀还比较暴力，除了把所有使用所有fops中的can_merge字段删除外，还增加了一个函数叫pipe_buf_can_merge，可能是发现除了匿名管道外，所有的管道都不支持merge，所以只要判断一下fops是不是anon_pipe_buf_ops就行了。到目前为止，merge操作和16年的未初始化bug还没挂钩。

static bool pipe_buf_can_merge(struct pipe_buffer *buf)
{
	return buf->ops == &anon_pipe_buf_ops;
}

终于，在2020年，可能还是感觉这种判断太过于暴力，于是把merge操作的判断塞进了pipe_buffer的flags中： 。16年埋下的bug终于在4年后变成了漏洞。

漏洞修复

内核的修复方法很简单，把两处pipe buffer的flags未初始化补上即可。

diff --git a/lib/iov_iter.c b/lib/iov_iter.c
index b0e0acdf96c15..6dd5330f7a995 100644
--- a/lib/iov_iter.c
 b/lib/iov_iter.c
@@ -414,6 414,7 @@ static size_t copy_page_to_iter_pipe(struct page *page, size_t offset, size_t by
 		return 0;
 
 	buf->ops = &page_cache_pipe_buf_ops;
	buf->flags = 0;
 	get_page(page);
 	buf->page = page;
 	buf->offset = offset;
@@ -577,6 578,7 @@ static size_t push_pipe(struct iov_iter *i, size_t size,
 			break;
 
 		buf->ops = &default_pipe_buf_ops;
		buf->flags = 0;
 		buf->page = page;
 		buf->offset = 0;
 		buf->len = min_t(ssize_t, left, page_size);

参考