本文整理了内核pwn中提权返回到用户态时的相关知识点，求大佬轻喷
本章不关注系统调用函数的参数，以及返回值，只关注系统调用指令本身。
这里就拿经典的 int 0x80 与 syscall 来说
int 0x80
int 0x80是传统的系统调用，它过中断/异常实现，在执行 int 指令时，发生 trap。硬件根据向量号0x80找到在中断描述符表中的表项，在自动切换到内核栈 (tss.ss0 : tss.esp0) 后根据中断描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到对应的段描述符，从段描述符拿到段的基址，加载到 cs ，将 offset 加载到 eip。最后硬件将用户态ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次压到内核栈。然后会执行eip的entry函数，通常在保存一系列寄存器后会SET_KERNEL_GS设置内核GS。
返回时，最后会执行SWAPGS交换内核和用户GS寄存器，然后执行iret指令将先前压栈的 ss / sp / eflags / cs / ip 弹出，恢复用户态调用时的寄存器上下文。
总结一下：在提权时，如要使用64 位的iretq指令 从内核态返回到用户态，我们首先要执行SWAPGS切换GS，然后执行iretq指令时的栈布局应该如下：
rsp ---> rip
cs
rflags
rsp
ss
syscall
根据 Intel SDM，syscall 指令执行时会将当前 rip（syscall的下一条指令地址） 存到 rcx ，将 rflags 保存到 r11 中。 然后使用 MSR寄存器中的 IA32_FMASK屏蔽 rflags，将 IA32_LSTAR 加载到 rip (entry_SYSCALL_64)，同时将 IA32_STAR[47:32] 加载到 cs，IA32_STAR[47:32] + 8 加载到 ss (在 GDT 中，ss 就跟在 cs 后面)。
其中的 MSR IA32_LSTAR (MSR_LSTAR) 和 IA32_STAR (MSR_STAR) 在 arch/x86/kernel/cpu/common.c 的 syscall_init 中初始化：
void syscall_init(void)
{
wrmsr(MSR_STAR, 0, (__USER32_CS << 16) | __KERNEL_CS);
wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);
#ifdef CONFIG_IA32_EMULATION
wrmsrl(MSR_CSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_compat);
/*
* This only works on Intel CPUs.
* On AMD CPUs these MSRs are 32-bit, CPU truncates MSR_IA32_SYSENTER_EIP.
* This does not cause SYSENTER to jump to the wrong location, because
* AMD doesn't allow SYSENTER in long mode (either 32- or 64-bit).
*/
wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_CS, (u64)__KERNEL_CS);
wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_ESP, 0ULL);
wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_EIP, (u64)entry_SYSENTER_compat);
#else
wrmsrl(MSR_CSTAR, (unsigned long)ignore_sysret);
wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_CS, (u64)GDT_ENTRY_INVALID_SEG);
wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_ESP, 0ULL);
wrmsrl_safe(MSR_IA32_SYSENTER_EIP, 0ULL);
#endif
/* Flags to clear on syscall */
wrmsrl(MSR_SYSCALL_MASK,
X86_EFLAGS_TF|X86_EFLAGS_DF|X86_EFLAGS_IF|
X86_EFLAGS_IOPL|X86_EFLAGS_AC|X86_EFLAGS_NT);
}
可以看到 MSR_STAR 的第 32-47 位设置为 kernel mode 的 cs，48-63位设置为 user mode 的 cs。而 IA32_LSTAR 被设置为函数 entry_SYSCALL_64 的起始地址。
于是 syscall 时，跳转到 entry_SYSCALL_64 开始执行。
ENTRY(entry_SYSCALL_64) /* SWAPGS_UNSAFE_STACK是一个宏，x86直接定义为swapgs指令 */ SWAPGS_UNSAFE_STACK /* 保存栈值，并设置内核栈 */ movq %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch) movq PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp /* 通过push保存寄存器值，形成一个pt_regs结构 */ /* Construct struct pt_regs on stack */ pushq $__USER_DS /* pt_regs->ss */ pushq PER_CPU_VAR(rsp_scratch) /* pt_regs->sp */ pushq %r11 /* pt_regs->flags */ pushq $__USER_CS /* pt_regs->cs */ pushq %rcx /* pt_regs->ip */ pushq %rax /* pt_regs->orig_ax */ pushq %rdi /* pt_regs->di */ pushq %rsi /* pt_regs->si */ pushq %rdx /* pt_regs->dx */ pushq %rcx tuichu /* pt_regs->cx */ pushq $-ENOSYS /* pt_regs->ax */ pushq %r8 /* pt_regs->r8 */ pushq %r9 /* pt_regs->r9 */ pushq %r10 /* pt_regs->r10 */ pushq %r11 /* pt_regs->r11 */ sub $(6*8), %rsp /* pt_regs->bp, bx, r12-15 not saved */ ....... .......
首先通过 swapgs 切换 GS 段寄存器，将 GS 寄存器值和一个特定位置的值进行交换，目的是保存 GS 值，同时将该位置的值作为内核执行时的 GS 值使用。
然后将当前栈顶（用户空间栈顶）记录在 CPU 独占变量区域里，将 CPU 独占区域里记录的内核栈顶放入 rsp/esp。
最后通过 push 保存各寄存器值......
syscall里面的细节我们不探究，直接看从syscall返回那部分
LOCKDEP_SYS_EXIT // 宏的实现与 CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC 内核配置选项相关，该配置允许在退出系统调用时调试锁。
TRACE_IRQS_ON /* user mode is traced as IRQs on */
movq RIP(%rsp), %rcx
movq EFLAGS(%rsp), %r11
RESTORE_C_REGS_EXCEPT_RCX_R11
// 恢复除 rxc 和 r11 外所有通用寄存器, 因为 rcx 寄存器为调用系统调用的应用程序的返回地址， r11 寄存器为老的 flags register
/* 根据压栈的内容，恢复 rsp 为用户态的栈顶 */
movq RSP(%rsp), %rsp
USERGS_SYSRET64
/* 调用宏 USERGS_SYSRET64 ，其扩展调用 swapgs 指令交换用户 GS 和内核GS， sysret 指令执行从系统调用处理退出 */
关注一下sysret指令，它是syscall从内核态返回用户态的伴随指令。执行sysret时，它从rcx加载rip，并从r11加载rflags，从 MSR的 IA32_STAR[63:48] 加载CS ，从 IA32_STAR[63:48] + 8 加载SS。SYSRET指令不会修改堆栈指针（ESP或RSP），因此在执行SYSRET之前rsp必须切换到用户堆栈，当然还要切换GS寄存器。
总结一下: 在提权时，当我们使用sysret指令从内核态中返回前，我们需要先设置rcx为用户态rip，设置r11为用户态rflags，设置rsp为一个用户态堆栈，并执行swapgs交换GS寄存器。
在这之前你需要了解内存分页机制。
before
每个进程都有一套指向进程自身的页表，由CR3寄存器指向。
早期的Linux内核，每当执行用户空间代码（应用程序）时，Linux会在其分页表中保留整个内核内存的映射(内核地址空间和用户地址空间共用一个页全局目录表PGD)，并保护其访问。这样做的优点是当应用程序向内核发送系统调用或收到中断时，内核页表始终存在，可以避免绝大多数上下文交换相关的开销（TLB刷新、页表交换等）。
尽管阻止了对这些内核映射的访问，但在之后的一段时间，英特尔x86处理器还是被爆出了可用于页表泄露的旁路攻击，可能绕过KASLR.
kpti
KPTI(Kernel PageTable Isolation)全称内核页表隔离,它通过完全分离用户空间与内核空间页表来解决页表泄露。
KPTI中每个进程有两套页表——内核态页表与用户态页表(两个地址空间)。内核态页表只能在内核态下访问，可以创建到内核和用户的映射（不过用户空间受SMAP和SMEP保护）。用户态页表只包含用户空间。不过由于涉及到上下文切换，所以在用户态页表中必须包含部分内核地址，用来建立到中断入口和出口的映射。
当中断在用户态发生时，就涉及到切换CR3寄存器，从用户态地址空间切换到内核态的地址空间。中断上半部的要求是尽可能的快，从而切换CR3这个操作也要求尽可能的快。为了达到这个目的，KPTI中将内核空间的PGD和用户空间的PGD连续的放置在一个8KB的内存空间中（内核态在低位，用户态在高位）。这段空间必须是8K对齐的，这样将CR3的切换操作转换为将CR3值的第13位(由低到高)的置位或清零操作，提高了CR3切换的速度。
swap CR3
下面我们来看一个开启KPTI内核的entry_SYSCALL_64函数
ENTRY(entry_SYSCALL_64)
/*
* Interrupts are off on entry.
* We do not frame this tiny irq-off block with TRACE_IRQS_OFF/ON,
* it is too small to ever cause noticeable irq latency.
*/
SWAPGS_UNSAFE_STACK
// KPTI 进内核态需要切到内核页表
SWITCH_KERNEL_CR3_NO_STACK
/*
* A hypervisor implementation might want to use a label
* after the swapgs, so that it can do the swapgs
* for the guest and jump here on syscall.
*/
GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_swapgs)
// 将用户栈偏移保存到 per-cpu 变量 rsp_scratch 中
movq %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)
// 加载内核栈偏移
movq PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp
TRACE_IRQS_OFF
/* Construct struct pt_regs on stack */
pushq $__USER_DS /* pt_regs->ss */
pushq PER_CPU_VAR(rsp_scratch) /* pt_regs->sp */
pushq %r11 /* pt_regs->flags */
pushq $__USER_CS /* pt_regs->cs */
pushq %rcx /* pt_regs->ip */
pushq %rax /* pt_regs->orig_ax */
pushq %rdi /* pt_regs->di */
pushq %rsi /* pt_regs->si */
pushq %rdx /* pt_regs->dx */
pushq %rcx /* pt_regs->cx */
pushq $-ENOSYS /* pt_regs->ax */
pushq %r8 /* pt_regs->r8 */
pushq %r9 /* pt_regs->r9 */
pushq %r10 /* pt_regs->r10 */
pushq %r11 /* pt_regs->r11 */
// 为r12-r15, rbp, rbx保留位置
sub $(6*8), %rsp /* pt_regs->bp, bx, r12-15 not saved */
/*
* If we need to do entry work or if we guess we'll need to do
* exit work, go straight to the slow path.
*/
movq PER_CPU_VAR(current_task), %r11
testl $_TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY|_TIF_ALLWORK_MASK, TASK_TI_flags(%r11)
jnz entry_SYSCALL64_slow_path
entry_SYSCALL_64_fastpath:
/*
* Easy case: enable interrupts and issue the syscall. If the syscall
* needs pt_regs, we'll call a stub that disables interrupts again
* and jumps to the slow path.
*/
TRACE_IRQS_ON
ENABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
#if __SYSCALL_MASK == ~0
// 确保系统调用号没超过最大值，超过了则跳转到后面的符号 1 处进行返回
cmpq $__NR_syscall_max, %rax
#else
andl $__SYSCALL_MASK, %eax
cmpl $__NR_syscall_max, %eax
#endif
ja 1f /* return -ENOSYS (already in pt_regs->ax) */
// 除系统调用外的其他调用都通过 rcx 来传第四个参数，因此将 r10 的内容设置到 rcx
movq %r10, %rcx
/*
* This call instruction is handled specially in stub_ptregs_64.
* It might end up jumping to the slow path. If it jumps, RAX
* and all argument registers are clobbered.
*/
// 调用系统调用表中对应的函数
call *sys_call_table(, %rax, 8)
.Lentry_SYSCALL_64_after_fastpath_call:
// 将函数返回值压到栈中，返回时弹出
movq %rax, RAX(%rsp)
1:
/*
* If we get here, then we know that pt_regs is clean for SYSRET64.
* If we see that no exit work is required (which we are required
* to check with IRQs off), then we can go straight to SYSRET64.
*/
DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
TRACE_IRQS_OFF
movq PER_CPU_VAR(current_task), %r11
testl $_TIF_ALLWORK_MASK, TASK_TI_flags(%r11)
jnz 1f
LOCKDEP_SYS_EXIT // 宏的实现与 CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC 内核配置选项相关，该配置允许在退出系统调用时调试锁。
TRACE_IRQS_ON /* user mode is traced as IRQs on */
movq RIP(%rsp), %rcx
movq EFLAGS(%rsp), %r11
RESTORE_C_REGS_EXCEPT_RCX_R11
// 恢复除 rxc 和 r11 外所有通用寄存器, 因为 rcx 寄存器为调用系统调用的应用程序的返回地址， r11 寄存器为老的 flags register
/*
* This opens a window where we have a user CR3, but are
* running in the kernel. This makes using the CS
* register useless for telling whether or not we need to
* switch CR3 in NMIs. Normal interrupts are OK because
* they are off here.
*/
SWITCH_USER_CR3 // KPTI 返回用户态需要切回用户页表
/* 根据压栈的内容，恢复 rsp 为用户态的栈顶 */
movq RSP(%rsp), %rsp
USERGS_SYSRET64
/* 调用宏 USERGS_SYSRET64 ，其扩展调用 swapgs 指令交换用户 GS 和内核GS， sysret 指令执行从系统调用处理退出 */
........
........
可以看出，在入口和结束的地方都加了SWITCH_CR3相关的宏定义，尝试着分析SWITCH_KERNEL_CR3_NO_STACK，里面汇编实现如下：
mov rdi, cr3 nop nop nop nop nop and rdi, 0xFFFFFFFFFFFFE7FF mov cr3, rdi
拆分FFFFFFFFFFFFE7FF，它的第12和13位是零，这段代码目的就是将CR3的第12位与第13位置零（页表的第12位在CR4寄存器的PCIDE位未开启的情况下，都是保留给OS留做他用），我们只关心13位置零，就相当于CR3-0x1000，从用户态PGD转换成内核态PGD。
再看SWITCH_USER_CR3宏定义的汇编：
mov rdi, cr3 or rdi, 1000h mov cr3, rdi
同理，将CR3第13位置1，相当于CR3+0x1000，从内核态PGD切换成用户态PGD。
在开启KPTI内核，提权返回到用户态（iretq/sysret）之前如果不设置CR3寄存器的值，就会导致进程找不到当前程序的正确页表，引发段错误，程序退出。
知道KPTI原理，在kernel提权返回用户态的时候绕过kpti的话就很简单了，利用内核映像中现有的gadget
mov rdi, cr3 or rdi, 1000h mov cr3, rdi
来设置CR3寄存器，并按照iretq/sysret 的需求构造内容，再返回就OK了。
有一种比较懒惰的方法就是利用swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode这个函数返回：
cat /proc/kallsyms| grep swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
arch/x86/entry/entry_64.S
SYM_INNER_LABEL(swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode, SYM_L_GLOBAL)
POP_REGS pop_rdi=0
/*
* The stack is now user RDI, orig_ax, RIP, CS, EFLAGS, RSP, SS.
* Save old stack pointer and switch to trampoline stack.
*/
movq %rsp, %rdi
movq PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp0), %rsp
/* Copy the IRET frame to the trampoline stack. */
pushq 6*8(%rdi) /* SS */
pushq 5*8(%rdi) /* RSP */
pushq 4*8(%rdi) /* EFLAGS */
pushq 3*8(%rdi) /* CS */
pushq 2*8(%rdi) /* RIP */
/* Push user RDI on the trampoline stack. */
pushq (%rdi)
/*
* We are on the trampoline stack. All regs except RDI are live.
* We can do future final exit work right here.
*/
STACKLEAK_ERASE_NOCLOBBER
SWITCH_TO_USER_CR3_STACK scratch_reg=%rdi
/* Restore RDI. */
popq %rdi
SWAPGS
INTERRUPT_RETURN
纯汇编代码如下：
swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode .text:FFFFFFFF81600A34 41 5F pop r15 .text:FFFFFFFF81600A36 41 5E pop r14 .text:FFFFFFFF81600A38 41 5D pop r13 .text:FFFFFFFF81600A3A 41 5C pop r12 .text:FFFFFFFF81600A3C 5D pop rbp .text:FFFFFFFF81600A3D 5B pop rbx .text:FFFFFFFF81600A3E 41 5B pop r11 .text:FFFFFFFF81600A40 41 5A pop r10 .text:FFFFFFFF81600A42 41 59 pop r9 .text:FFFFFFFF81600A44 41 58 pop r8 .text:FFFFFFFF81600A46 58 pop rax .text:FFFFFFFF81600A47 59 pop rcx .text:FFFFFFFF81600A48 5A pop rdx .text:FFFFFFFF81600A49 5E pop rsi .text:FFFFFFFF81600A4A 48 89 E7 mov rdi, rsp <<<<<<<<<<<<<<<<<< .text:FFFFFFFF81600A4D 65 48 8B 24 25+ mov rsp, gs: 0x5004 .text:FFFFFFFF81600A56 FF 77 30 push qword ptr [rdi+30h] .text:FFFFFFFF81600A59 FF 77 28 push qword ptr [rdi+28h] .text:FFFFFFFF81600A5C FF 77 20 push qword ptr [rdi+20h] .text:FFFFFFFF81600A5F FF 77 18 push qword ptr [rdi+18h] .text:FFFFFFFF81600A62 FF 77 10 push qword ptr [rdi+10h] .text:FFFFFFFF81600A65 FF 37 push qword ptr [rdi] .text:FFFFFFFF81600A67 50 push rax .text:FFFFFFFF81600A68 EB 43 nop .text:FFFFFFFF81600A6A 0F 20 DF mov rdi, cr3 .text:FFFFFFFF81600A6D EB 34 jmp 0xFFFFFFFF81600AA3 .text:FFFFFFFF81600AA3 48 81 CF 00 10+ or rdi, 1000h .text:FFFFFFFF81600AAA 0F 22 DF mov cr3, rdi .text:FFFFFFFF81600AAD 58 pop rax .text:FFFFFFFF81600AAE 5F pop rdi .text:FFFFFFFF81600AAF FF 15 23 65 62+ call cs: SWAPGS .text:FFFFFFFF81600AB5 FF 25 15 65 62+ jmp cs: INTERRUPT_RETURN _SWAPGS .text:FFFFFFFF8103EFC0 55 push rbp .text:FFFFFFFF8103EFC1 48 89 E5 mov rbp, rsp .text:FFFFFFFF8103EFC4 0F 01 F8 swapgs .text:FFFFFFFF8103EFC7 5D pop rbp .text:FFFFFFFF8103EFC8 C3 retn _INTERRUPT_RETURN .text:FFFFFFFF81600AE0 F6 44 24 20 04 test byte ptr [rsp+0x20], 4 .text:FFFFFFFF81600AE5 75 02 jnz native_irq_return_ldt .text:FFFFFFFF81600AE7 48 CF iretq
在ROP时，将程序流程控制到 mov rdi, rsp 指令，栈布局如下就行：
rsp ----> mov_rdi_rsp
0
0
rip
cs
rflags
sp
ss
当然改modprobe_path也是一个不错的方法，返回后当前进程Segmentation fault也不影响提权。
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