1.1 简介
XNU的内核内存分配器层次比较多， 因为它是一个混合的内核，bsd、mach层都有自己的内存分配器接口， 但最底层的都是调用zone allocotr分配器。它的内存分配器设计非常简单，大概是我读过的众多主流os内核中无论数据结构还是分配算法都是最简单的一个。我时常在想XNU内核给MacOS提供了流畅的操作性，但是只从zone的内存分配器来看并不能支撑这个结论，或许慢慢随着笔者对XNU内核的深入理解，答案也会慢慢水落石出。不过本次我们将探讨下zone内存分配器的安全特性以及设计不足，值得肯定的是zone内存分配器在调试和安全特性上的支持已经远远甩出了FREEBSD内核，于linux的slab内存分配器也有过之而无不及， 各有春秋。
1.2 zone分配器的基本结构
Zone分配器的最基本管理结构为struct zone_page_metadata， 它相当于linux slab的slab管理结构体。
struct zone_page_metadata {queue_chain_t pages;union {uint32_t freelist_offset;uint32_t real_metadata_offset;};uint16_t free_count;unsigned zindex : ZINDEX_BITS;unsigned page_count : PAGECOUNT_BITS;};
结构成员中最重要的是freelist_offset, 它保存的是下一个空闲的item地址。 一个item在内存中的结构图为：
----------------------------------------------------------------------------------
|redzone|redzone|...| next pointer| posion| posion|...| backup pointer|redzone|redzone|
----------------------------------------------------------------------------------
1.3 堆溢出检测
业界常用的检测堆溢出的算法为在一个item前后填充若干redzone值，申请或释放内存时对redzone值进行检测，以发现是否有溢出行为的发生。XNU内核只有在打开KASAN_ZALLOC内核选项时才会填充redzone。
osfmk/kern/zalloc.c：static inline vm_offset_ttry_alloc_from_zone(zone_t zone,vm_tag_t tag __unused,boolean_t* check_poison){#if KASAN_ZALLOCkasan_poison_range(element, zone->elem_size, ASAN_VALID);#endif}kasan_poison_range->kasan_poisonkasan_poison(vm_offset_t base, vm_size_t size, vm_size_t leftrz, vm_size_t rightrz, uint8_t flags){uint8_t *shadow = SHADOW_FOR_ADDRESS(base);uint8_t partial = size & 0x07;vm_size_t total = leftrz + size + rightrz;vm_size_t i = 0;if (!kasan_enabled || !kasan_poison_active(flags)) {return;}leftrz /= 8;size /= 8;total /= 8;uint8_t l_flags = flags;uint8_t r_flags = flags;if (flags == ASAN_STACK_RZ) {l_flags = ASAN_STACK_LEFT_RZ;r_flags = ASAN_STACK_RIGHT_RZ;} else if (flags == ASAN_HEAP_RZ) {l_flags = ASAN_HEAP_LEFT_RZ;r_flags = ASAN_HEAP_RIGHT_RZ;}for (; i < leftrz; i++) {shadow[i] = l_flags;}for (; i < leftrz + size; i++) {shadow[i] = ASAN_VALID; /* XXX: should not be necessary */}if (partial && (i < total)) {shadow[i] = partial;i++;}for (; i < total; i++) {shadow[i] = r_flags;}}
Zone依据内存分配器的不同阶段，调用kasan_poison时构造的item前后redzone填充值也不相同。
san/kasan.h#define ASAN_VALID 0x00#define ASAN_HEAP_RZ 0xe9#define ASAN_HEAP_LEFT_RZ 0xfa#define ASAN_HEAP_RIGHT_RZ 0xfb#define ASAN_HEAP_FREED 0xfd
Redzone的填充值与其他OS的实现一样都使用了默认值， exploit程序很容易对其绕过，在笔者给linux slab开发的内核加固补丁AKSP中，堆redzone使用了随机值，进一步提升了安全性。
1.4 DOUBLE FREE检测
Zone内存分配器可以做简单的double free检测。
osfmk/kern/zalloc.c：static inline voidfree_to_zone(zone_t zone,vm_offset_t element,boolean_t poison){page_meta = get_zone_page_metadata((struct zone_free_element *)element, FALSE); [1]old_head = (vm_offset_t)page_metadata_get_freelist(page_meta); [2]if (__improbable(old_head == element)) [3]panic("zfree: double free of %p to zone %s\n",(void *) element, zone->zone_name);}
[1] 处通过参数element获取struct zone_page_metadata管理体地址，然后获取其保存的下一个空闲item地址old_head, 在[3]进行比对， 如果相等说明有重复释放的行为。
这种算法只能检测简单的double free操作，也就是连续释放两次相同的item地址。
Free(addr1);
Free(addr1);
对于下面这种情况就检测不到了。
Free(addr1);
Free(addr2);
Free(addr1);
在笔者给linux slab开发的内核加固补丁AKSP中，可以检测上述或者更复杂的多重释放问题。
1.5 UAF检测
业界常用的UFA检测算法是给item填充固定的poison值，在申请内存时检测posion是否改变以此来发现UAF的行为。
osfmk/kern/zalloc.cstatic void *zalloc_internal(zone_t zone,boolean_t canblock,boolean_t nopagewait,vm_size_t#if !VM_MAX_TAG_ZONES__unused#endifreqsize,vm_tag_t tag){zalloc_poison_element(check_poison, zone, addr);}voidzalloc_poison_element(boolean_t check_poison, zone_t zone, vm_offset_t addr){vm_offset_t inner_size = zone->elem_size;if (__improbable(check_poison && addr)) {vm_offset_t *element_cursor = ((vm_offset_t *) addr) + 1; [1]vm_offset_t *backup = get_backup_ptr(inner_size, (vm_offset_t *) addr);[2]for ( ; element_cursor < backup ; element_cursor++)[3]if (__improbable(*element_cursor != ZP_POISON))zone_element_was_modified_panic(zone,addr,*element_cursor,ZP_POISON,((vm_offset_t)element_cursor) - addr);}}
[1] 处首先取得poison的首地址，注意item的第一个地址为加密后的next pointer值，它是与zp_nopoison_cookie异或计算的结果，所以要跳过第一个地址， [2]处取得posion的最后一个地址，在前面的item内存结构视图中可以看到item的最后一个地址保存的是next_pointer的值，它是与zp_poisoned_cookie或者zp_nopoison_cookie异或计算的结果。
zp_poisoned_cookie与zp_nopoison_cookie是在zone子系统初始化时动态随机生成的，所有的zone共用同一个值。[3]处与默认填充的poison值进行比对, 如果比对失败，说明这个item在分配之前已经被改写过了。
前面分析过item的第一个地址保存的是next pointer的一个混淆值， 在item的最后还保存了一个next pointer的混淆值副本。所以除了填充poison的方法， zone内存分配器还可以使用next pointer和其副本的对比，来发现UAF的行为。
static inline vm_offset_ttry_alloc_from_zone(zone_t zone,vm_tag_t tag __unused,boolean_t* check_poison){if (__improbable(next_element != (next_element_backup ^ zp_nopoison_cookie))) {if (__improbable(next_element != (next_element_backup ^ zp_poisoned_cookie)))/* Neither cookie is valid, corruption has occurred */backup_ptr_mismatch_panic(zone, element, next_element_primary, next_element_backup);}}
由于next pointer的副本根据是否需要填充poison使用不同的xor值，所以分别进行了两次比对。
在进行完UAF检查后，zalloc_poison_element还会堆next pointer进行擦除，以后防止地址泄露，并且从泄露的地址推测zp_nopoison_cookie随机值。
voidzalloc_poison_element(boolean_t check_poison, zone_t zone, vm_offset_t addr){if (addr) {vm_offset_t *primary = (vm_offset_t *) addr;vm_offset_t *backup = get_backup_ptr(inner_size, primary);*primary = ZP_POISON;*backup = ZP_POISON;}}
1.6 item地址随机化
内核堆的攻击技术链中，item的地址初始化顺序十分重要， exploit以此来精确控制要覆盖的item地址， linux slab使用了洗牌算法将slab里item的初始化顺序完全打乱。但是XNU内核使用的item随机化只有两种情况， 正向顺序或逆向顺序，这只能在一定程度上缓解地址随机化问题，相比linux的洗牌算法会变弱了很多。
random_free_to_zone(zone_t zone,vm_offset_t newmem,vm_offset_t first_element_offset,int element_count,unsigned int *entropy_buffer){assert(element_count && element_count <= ZONE_CHUNK_MAXELEMENTS);elem_size = zone->elem_size;last_element_offset = first_element_offset + ((element_count * elem_size) - elem_size);for (index = 0; index < element_count; index++) {assert(first_element_offset <= last_element_offset);if (#if DEBUG || DEVELOPMENTleak_scan_debug_flag || __improbable(zone->tags) ||#endif /* DEBUG || DEVELOPMENT */random_bool_gen_bits(&zone_bool_gen, entropy_buffer, MAX_ENTROPY_PER_ZCRAM, 1)) {[1]element_addr = newmem + first_element_offset;first_element_offset += elem_size;} else {[2]element_addr = newmem + last_element_offset;last_element_offset -= elem_size;}if (element_addr != (vm_offset_t)zone) {zone->count++; /* compensate for free_to_zone */free_to_zone(zone, element_addr, FALSE);}zone->cur_size += elem_size;}}
random_bool_gen_bits产生一些随机的0或1，从而选择是正向顺序分配还是逆向顺序分配item地址。
1.7 内存拷贝检查
Zone内存分配器提供了一个启动参数-no-copyio-zalloc-check, 当发生从用户空间向内核空间拷贝数据时，会检测内核空间是否属于zone的空间，如果属于那么拷贝的字节数就不能大于zone的item size，这是一个非常棒的安全检测功能。有点类似linux slab的hardened user copy算法， 只不过它防止的是从内核向用户空间拷贝敏感的数据，限制了拷贝的范围。
1.8 双向安全链表
尽管针对内核堆溢出的攻击中， 很少见到改写双向链表节点的攻击手段。但是为了防患于未然，或者说养成良好的安全编程习惯， NT和linux内核都使用了安全双向链表检查，而XNU未提供此能力。
如有侵权请联系:admin#unsafe.sh