Windows kernel pool
1. 简介
Kernel pool类似于Windows用户层所使用Heap，其为内核组件提供系统资源。在系统初始化的时候，内存管理模块就创建了pool。
严格的来说，pool只分为nonpaged pool和paged pool两类。
nonpaged pool:
- 只能常驻于物理内存地址，不能映射。(reside in physical memory at all times and can be accessed at any time without incurring page fault.)
- 只能在DPC/dispatch level或者更高IRQL才可以访问。
Paged pool:
- 可以映射(can be paged into and out of the system).
- 任何级别的IRQL都可以访问，所以每个进程都可以访问。
两种pool都会被映射到每一个进程空间内，都使用ExAllocatePool()和ExFreePool()来分配和释放。
IRQL是系统用来管理中断优先权，下图中的数值越大就表示优先权越高。
2. 一些结构
系统默认的pool有：
– One nonpaged pool
– Two paged pools
– One session paged pool （和每一个session有关，每一个用户都不同）
每一个pool 都有一个POOL_DESCRIPTOR结构来管理pool，其功能包括：
1.跟踪pool的分配和释放，使用的page数量等。
2.维护free pool thunks lists。
初始化的POOL_DESCRIPTOR是放在nt!PoolVector数组（这个值是系统的全局变量）里面的。
POOL_DESCRIPTOR的结构如下：
该结构相关的一些变量介绍：
– PoolType:
NonPagedPool=0,PagedPool=1
– PoolIndex:
nonpaged pool & paged session pool =0
paged pool=index of the pool descriptor in nt!ExpPagedPoolDescriptor
– PendingFrees:
单项链表，表示将要释放的pool
– ListHeads:
大小512的ListEntry结构数组(从0开始，8个字节递增)，双向链表，表示已经释放了的pool，可以随时再次被使用。
2.1 NonPaged Pool
1. pool的数量存储在nt!ExpNumberOfNonPagedPools中。
2. 单处理器系统中，nt!PoolVector数组的第一成员就是nonpaged pool descriptor：
nt!NonPagedPoolDescriptor，其是写入到.data中的定值。
kd> dt nt!_POOL_DESCRIPTOR poi(nt!PoolVector)
3.多处理系统中，每一个node(NUMA system call processors and memory)都有自己的nonpaged pool descriptor。
存储在nt!ExpNonPagedPoolDescriptor中。
Windbg中：
PoolVector数组(似乎在xp下是一个定值)：
2.2 Paged Pool
1. Pool的数量存储在nt!ExpNumberOfPagedPools中。
2. 单处理器系统中，4个paged pool descriptors地址在nt!ExpPagedPoolDescriptor数组中存储(index of 1-4)。
3. 多处理器系统中，每一个node定义一个paged pool descriptor。
4. 还有一类特殊的按页分配的pool(prototype pools/full page allocations)，位于nt!ExpPagedPoolDescriptor的第一个索引(index 0)。
现在用windbg查看一下nonpaged pool和paged pool在内核中的模样：
paged pool descriptor
nt!ExpPagedPoolDescriptor[0]= PoolVector[1]：poi(0x8055c520)=poi(0x8055c560+4)
paged pool descriptor of prototy pools
paged pool descriptor of normal paged pool
‘
2.3 Session Pool
xp下，win7的差别似乎有点大
1. Pageable system memory(paged pool)。
2. PagedPool member of nt!MmSessionSpace structure。
Usually 0xbf7f0000+0x244(XP下)
3. 使用函数nt!MiInitializeSessionPool初始化。
作为session space 使用，不会使用Lookaside lists(快表)。
4. Point of pool descriptor 存放在nt! ExpSessionPoolDescriptor中。
2.4 ListHeads(x86)
作为pool descriptor的成员之一，其是由大小为512，每个成员为LIST_ENTRY的数组构成的：
– LIST_ENTRY为一个双向链表，表示大小相同的free chunks。
– 所表示的pool大小以8字节递增，最大为4080 bytes。
– 空闲的chunks是以BlockSize为索引加入到ListHeads 中去,1 BlockSize=8 bytes。
– chunk的BlockSize计算公式BlockSize= (NumBytes+0xF) >> 3。 – 每一个chunk 都有一个8 byte 的pool header用来管理该chunk。
ListHeads的样子大概如下：
2.5 Kernel Pool Header(x86)
Pool Header是用来管理pool thunk的，里面存放一些为释放和分配所需要的信息。
– PreviousSize: 前一个chunk的BlockSize。
– PoolIndex : 所在大pool的pool descriptor的index。这是用来检查释放pool的算法是否释放正确了。
– PoolType: Free=0,Allocated=(PoolType|2)
– PoolTag: 4个可打印字符，标明由哪段代码负责。(4 printable characters identifying the code responsible for the allocation)
2.6 LIST_ENTRY
当一个pool chunk释放并准备放到ListJHeads list的时候，其pool header结构会添加一个LIST_ENTRY结构，这个LIST_ENTRY是ListHeads 使用管理free pool thunk的双向链表。
BlockSize 为n的pool chunk ，free之后链入到ListHeads中的样子
Chunk释放前和释放后的变化：
利用windbg看一下pool chunk吧。
首先利用!pool列出系统中所有的paged pool(似乎不包括Lookaside lists)：
一部分如下：
可以发现其都是以一个page大小(0x1000)显示出来的，那么接下来查看其中任意一个page,部分为如：
查看其中一个首地址为e10212b0，大小为10 bytes，标记为free的pool chunk。
再看看LIST_ENTRY里面的内容：
ListHeads中和该pool thunk相邻的thunk:
两者的大小相同。
2.7 Lookaside List
（xp下）
Windows 还使用了Lookaside(快表？)这种单项链表(LIFO)来管理更快的pool分配。
1. BlockSize最大为32，也就是最大为256 bytes.
2. 以8 bytes大小递增，每种类型的Lookaside 只有32项。
3. 在The Prcessor Control Block(KPRCB)中定,Each entry(KPRCB定义的_PP_LOOKASIDE_LIST) holds 2 single chained lists of nt!_GENERAL_LOOKASIDE structures: one "per processor" P, one "system wide" L。
4. 不会存在"找零钱"的现象(类似应用层的heap)。
利用windbg查看相关值。
查看fs:[20]的值或使用!prcb命令，都可以得到KPRCB:
– PPPagedLookasideList for paged pool.
– PPNPagedLookasideList for nonpaged pool.
– PPLookasideList for frequently requested fixed size allocations(比如I/O 请求包和memory descriptor lists?)
P: "per processor"
L: "system wide"
关于Lookasdide的单项链表是怎么管理其空闲链表的，还未知，留疑。
2.8 Large Pool
（存在多处疑问）
如果需求的pool大于4080 bytes,ListHeads将无法满足。用户调用nt!ExpAllocateBigPool函数，而系统是使用nt!AllcocatePoolPages来处理。当pool page allocator分配了一块pool。A "frag" chunk(BlockSize=1,previous size 0)会马上加入到这块page后,便于ListHeads来管理这块剩下的page。
3.分配和释放算法
3.1 分配
内核函数ExAllocatePoolWithTag(或者其衍生函数)来负责pool的分配，该函数会依次尝试Lookaside lists和ListHeads lists最后才会向pool page allocator申请一块page。
1. 如果没有找到刚好合适的chunk,会对返回的chunk进行拆分。
2. 如果需要，会扩充pool的大小。
分配算法的伪代码（xp）：
分配算法的伪代码（win7）：
增加了session paged pool 和 safe unlink
如果返回的thunk大于所需要的，就会被分割：
1. 如果分配的thunk在页的开始(页的开始都是0x1000的倍数)，那么就使用该thunk开始的部分
2. 否则是否使用thunk结束的部分。
两种情况，没有用完的thunk都会重新加入到ListHeads合适位置，以减小碎片化。
3.2 释放
使用内核函数ExFreePoolWithTag(或者其衍生函数)来处理pool的释放。其会根据pool header提供的信息来操作。
1. 依次尝试使用Lookaside List和ListHeads。
2. 如果相邻的pool thunk为free，会发生合并(Merge)操作，减小碎片化。
3. 必要时会释放page。
释放函数的伪代码(XP)
注意发生合并的条件！
PAGE_ALIGNED(NextEntry)可以理解为判断NextEntry是否为一个page的开始。
释放函数的伪代码(Win7)
增加了safe unlink、PendingFree Lists和Session pool。
Free Pool Chunk Ordering
1. 释放到the lookaside和pool descriptor ListHeads pool thunk一般是在其管理free pool thunk链表中的首个位置。但是被分割剩下来的thunk是放在其尾部的。
2. 一般分配pool时都会从appropriate list选用最近所使用过的。这样可以尽可能减少CPU的使用。
4.Kernel Pool Exploitation
Traditional ListEntry Attacks (< Windows 7)
Pool BugChecks(XP)
当系统因为pool的相关原因发生异常的时候，会出现以下蓝屏代码：
0x19: BAD_POOL_HEADER
0x41: MUST_SUCCEED_POOL_EMPTY
0xc1: SPECIAL_POOL_DETECTED_MEMORY_CORRUPTION
0xc2: BAD_POOL_CALLER
其中的一些只有在"Checked Build"的版本才会出现。
一些BugCheck发生的条件：
0xc2|0x7:if PoolType&4=0 尝试释放已经释放掉了的pool chunk
0x19|0x20:if PreviousSize of next chunk !=BlockSize of current chunk
Checked Build(测试版本):
BugCheck 0x19 |0x3:if (Entry->Flink)->Blink!=Entry or (Entry->Blink)->Flink!=Entry
这似乎是Win7中加入的safe unlink的思想，但是没有在XP的消费者版本中加入该安全机制。
Write 4 Techniques
如有这样一段双向链表关系：
PLIST_ENTRY e,b,f;
f=e->Flink;
b=e->Blink;
当e从双向链表中卸载的时候,会发生这样的操作：
b->Flink=f;
f->Blink=b;
Or
e->Blink->Flink=f;
e->Flink->Blink=b;
如果可以控制e的Flink(What)和Blink(Where)的值，那么借此unlink就有了一个对任意地址写入任意数据的机会了。
*(Where)=What
*(What+4)=Where
前面两种情况都发生在pool chunk free的时候，而后两种情况发生在pool chunk分配的时候，第4项中的MmNonPagedPoolFreeListHead是XP下用来管理大于1 page的pool的。
所谓的Kernel Pool Overflow:
a. Write4 on Merge with Next
首先our chunk发生overflow，覆盖掉了和其相邻的chunk，如果被覆盖的nextchunk为free，这个时候our chunk释放的时候，就会和next chunk发生合并操作。但是在合并的操作发生之前，会发生一次unlink操作：nextchunk会从所在ListHeads卸载下来，而这次卸载就为"Write4"提供了机会。因为"Flink"和"Blink"都是我们可以控制的。
注意图中两个chunk的状态(free or not free)
要让此时的"Write4"按照预期发生，需要一些条件：
b. Write4 on Merge with Previous
和上面类似，our chunk覆盖了下一个chunk，但是此时要释放的并不是our chunk而是next chunk，使"Write4"发生的方法有所不同:需要在next chunk的Pool Header结构之前构造一个fake pool chunk，并标记为free。这样next chunk free的时候,因为其会先检查相邻的pool chunk，如果发现free pool chunk，就会发生合并操作，我们构造的fake free pool chunk会从ListHeads List卸载下来，此时"Write4"就有机会了。
同样，"Write4"发生的一些条件：
以chunk we overflowed作为current chunk，描述中的previous chunk和next chunk都是相对比chunk we overflowed的。
对此有一个疑问：怎么样保证的fake chunk会从ListHeads执行卸载操作？而不是从Lookaside？
下面的这两种方法和上面的不同，都是在chunk分配的时候才会发生"Write4"。
c.Write4 on ListHeads Unlink
如果overflow的free pool chunk 被再次的分配，那么其从ListHeads中unlink的时候，"Write4"就有可能发生了。条件：
1. If the chunk was requested through ListHeads list:no other constraint on BlockSize, PreviousSize…
2. 如果可以我们overflow的free pool chunk是ListHeads[BlockSize]->Flink。
3. 下一次申请BlockSize大小的pool时，overflow的chunk就会被再使用。
d.Write4 on MMFREE_POOL_ENTRY Unlink
MmNonPagedPoolFreeListHead 是XP下管理大于1 page free pool的双向链表，MMFREE_POOL_ENTRY用来管理每一个pool chunk。和上面的方法类似，如果overflowed pool chunk被再次利用(allocated)的时候，就会产生"Write4"的机会了。
What & Where
上面简单的介绍了各种"Write4"方法，那么拥有了这样一个对任意地址写任意内容的机会，应该怎么来利用呢?
关于pool overflows expliot的一些坑：
一些想法：
1. nt!KiDebugRoutine function pointer
内核发生异常时，KiDispatchException会检查KiDebugRoutione是否为NULL，如果不为NULL 会进行调用。所以可以通过改写该处的值达到让shellcode执行的目的。
2.Context specific function pointers
上下文的函数调用？
3. Function pointers arrays
-nt!HalDispatchTable
-Interrupt Dispatch Table (IDT)
4. Kernel instructions – page is RWE!(什么意思？？)
一些善后工作：
by：会飞的猫
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