文章总结： 本文详细介绍了利用GhostLock漏洞(CVE-2026-43499)在Android17上实现全球首个公开root的过程。通过回收栈内存、利用bootid泄露KASLR地址、劫持ashmem文件操作以及使用pipebuffer升级读写原语，最终修改cred结构体并绕过SELinux和seccomp，成功获取root权限。该研究展示了在启用CFI和KASLR的现代Android设备上实现提权的复杂技术路径。 综合评分： 81 文章分类： 漏洞分析,红队,内网渗透,移动安全,安全工具

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IonStack 第三部分：用 GhostLock 获取 Android 17 Root

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2026年8月16日 14:26 中国香港

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| 原文链接 | 作者 | | — | — | | https://nebusec.ai/research/ionstack-part-3/ | Nebula Security |

GhostLock（CVE-2026-43499）是 Nebula Security 发现的一个 Linux 内核漏洞，自 2011 年以来存在于每个主要发行版中。在将其转化为稳定的提权和容器逃逸并在 kernelCTF 中赢得 $92,337 后，我们更进一步，用 GhostLock 开发了全球首个公开的 Android 17 root。本篇 writeup 涵盖了将利用程序迁移到 Android 所使用的额外利用技术。

在上一篇中，我们讨论了 GhostLock（CVE-2026-43499）的根因——如何回收”已释放”的栈、伪造 rt_mutex_waiter并获得受限的指针写入、最终从 inet6_protos获得控制流劫持，以及使用 DirtyMode 在 Linux 上完成提权。

由于 Android 上默认启用了控制流完整性（CFI），我们需要找到另一种替代方案来帮助我们完成提权的最后一步。

此外，由于我们现在针对的是 ARM 设备且 KPTI 已启用，prefetch 侧信道不再容易使用，因此我们还需要另一种方法来绕过 KASLR。

当然，我们也需要改变回收栈的策略。

如果没有启用 CFI 保护（如 CFI_CLANG、ARM BTI或 Intel CET），在控制函数指针后获得任意代码执行要容易得多：RetSpill、Ret2BPFJIT、KEPLER、cpu_entry_area pivot、panic_on_oops disable……以及常规 ROP。

背景知识

我对 kCFI、KernelSnitch 和 linear map 很熟悉，想直接看利用细节。

（内核）Android 上的控制流完整性

2022 年之前，Android 使用基于跳转表的白名单来检查合法的调用/跳转目标并保护 CFI。该功能需要启用 LTO，这带来了沉重的编译开销，而且无法保护一些灵活的函数，如 JIT 编译的 BPF 程序（对这些函数调用完全没有检查）。

2022 年，Android 切换到基于函数签名的新 Clang CFI 功能。它对函数参数和返回值的类型进行哈希，并在每次间接调用前检查目标哈希。这种方法支持更灵活的目标，且不再依赖 LTO。

哈希在编译时烘焙，发射到一个 __cfi_<func>“前导”中，位于每个函数入口的正前方，调用方在每次间接调用前检查目标的哈希。

检查本身如下图所示：

CFI 概览

CFI 概览

调用方加载被调用方前方的哈希，并在调用点进行比较。在上图中，proc_do_uuid和 proc_dostring共享相同的参数和返回值类型，因此它们会有相同的哈希，CFI 将允许对它们中任何一个的间接调用，而例如 commit_creds具有不同的原型，会陷入 report_cfi_failure()。

使用 Android 上最新的 CFI 实现，我们只能将函数指针劫持到具有相同签名（即完全相同的参数和返回值类型）的另一个函数。在下面的 writeup 中，我们将 ashmem的 read_iter/write_iter替换为 configfs的，因为它们都是类型为 ssize_t (struct kiocb *, struct iov_iter *)的 VFS 处理函数（因此它们会有相同的哈希）。

能否伪造哈希？

探测（几乎）任意内核对象的地址

访问哈希表等内核数据结构所花费的周期数取决于其内部状态（例如空桶与冲突链）。NDSS 的初始工作表明，非特权进程可以通过受控的系统调用放大这些软件级的时间差异，并推断内核数据结构的状态。当目标哈希表将调用方的 mm_struct指针折叠到其桶索引中时，对桶遍历进行计时可以恢复当前 mm_struct的地址。

Lukas 的后续文章将这种时间泄漏与针对特定对象（如 msg_msg和 pipe_buffer）的跨缓存重用相结合。由于 mm_struct从专用的 mm_cachepslab 分配，其泄露的地址给出了后备 slab 页的位置。通过释放该页并通过分配器操作将其回收为目标 slab，攻击者可以获得目标对象的精确地址。

利用 Linear Map 的免费（但有限的）KASLR 绕过

正如 Project Zero 所示，提交 1db780bafa4c移除了 arm64 上的 linear map 随机化，因此 physmap的基址不再被随机化。这使我们可以访问内核镜像的 rw 映射（对原始 ro 或 rx 内存为只读），地址固定，如下图所示。

Linear map 概览

Linear map 概览

即使 physmap被正确随机化（或启用了物理 ASLR），其基址仍然可以通过 KernelSnitch 探测。

然而，由于 Linear Map 现在被映射为不可执行，如果我们想复用一些可执行代码，仍然需要单独的 KASLR 绕过。因此我们仍然需要真正的 KASLR slide。

利用摘要

• GhostLock

  -> 在 waiter 任务的 pi_blocked_on中留下一个悬垂的 rt_mutex_waiter。

• ① 回收-> 使用 pselect回收 waiter 的栈帧并在其上伪造 rt_mutex_waiter。

• ② bootid-> 覆盖 boot_id的 sysctl .data，读回 &nfulnl_logger以泄露 KASLR slide。

• ③ ashmem-> 用 configfs处理函数劫持 ashmem的 fops，实现受限的内核读写。

• ④ pipe_buffer-> 将 copy_{to,from}_user升级为无限制的 page*全地址读写。

• ⑤ 获取 root-> 禁用 SELinux 并修改 cred结构体以逃逸 seccomp 并成为 root。

注意 physmap 基址是固定的，且同一个 GhostLock 原语被使用了两次——第一次在 bootid 步骤中泄露 KASLR slide，然后覆盖 ashmem的 fops。

利用概览

利用概览

利用细节

恢复内存写入原语

回顾 GhostLock 的初始原语。我们最终可以向一个任意（但受限的）地址写入一个指针。为此，我们需要：

• 取回已释放的栈内存（喷射）：-> 复用栈
• 让伪造的 rt_mutex_waiter通过其结构检查和解引用：-> 伪造 waiter

复用栈

我们仍然从在相同栈偏移处喷射受控字节开始，而帮助我们回收栈帧的系统调用是目标特定的，因为帧深度和系统调用的触及范围会随内核镜像的变化而改变。在 Pixel 10（Android 17）上，我们使用 pselect，它将我们的 fd_set位图复制到内核栈上，正好覆盖已释放的帧。

clone/setsockopt/keyctl及其他具有大量受控栈局部变量的系统调用工作方式相同。以下是我们的开源 PoC 代码中更多回收帧的方法。

在回收的帧上我们伪造 rt_mutex_waiter：

• tree

  /pi_tree，rb 节点经过精心构造，使擦除操作能给我们一个写入原语。

• task

  ，通过其 physmap别名设置为 &init_task，使链遍历的 task 解引用是安全的。

• lock

  ，指向我们喷射到 sk_buff数据中并用 KernelSnitch 定位的伪造 rt_mutex。

伪造 waiter

让伪造的 waiter 通过其结构检查和指针解引用需要在已知地址处有受控的内核内存，这与 CEA 在 x86 上扮演的角色相同。

由于 CEA 技巧在 ARM 上不再适用，这里我们用 sendmsg喷射 sk_buff数据——一种原始字节弹性对象——并用 KernelSnitch 加跨缓存重用来定位它。然后我们将 lock指向的伪造 rt_mutex放入已定位的 sk_buff中，以通过遍历对 lock的检查，并使出队的 rb-erase 成为我们唯一的受限写入。

用钉子锤击

在 Android 上，纯数据方式的 LPE 使我们的工作更轻松，因为我们不再需要应对 CFI。但现在我们得到的只是一个带有大量约束的弱指针写入，我们寻找一条类似的函数表劫持路径，就像我们在 Linux 利用中使用的那样。

Project Zero 分析了一个现代的在野 Android 利用，并分享了用相同签名的 configfs处理函数覆盖 ashmem的 file_operations的技巧，将其 read/write转变为 CFI 无法区分的受限内核读写。

然而，从不受信任的 App 访问 ashmem随着时间推移变得越来越困难：

• SDK 29 之前，可以直接打开 /dev/ashmem，SELinux 不会报错。
• 面向 SDK 29（Android 10）的 App 不再能直接打开 /dev/ashmem，但有一段时间我们仍然可以通过以 targetSdkVersion28 或更低构建来规避这一点。
• 现在，即使旧的低 targetSdkVersion技巧也失效了，但不受信任的 App 仍然可以通过直接以每次启动的名称打开设备节点来访问驱动程序，即 /dev/ashmem<boot_id>。

在 Android 17 上，我们使用 /dev/ashmem<boot_id>访问 ashmem，并以相同方式劫持 ashmem_misc.fops表，将 configfs的 read_iter/write_iter放入其中（这些处理函数是活跃的 .text，因此此步骤需要我们在下一节中恢复的 KASLR slide）。

Ashmem 任意读写概览

Ashmem 任意读写概览

如上图所示，我们可以首先使用 ASHMEM_SET_NAME修改 ashmem的 private_data，它随后会在 configfs的处理函数中被当作 struct configfs_buffer* buffer处理。在我们覆盖了 ashmem_misc.fops之后，read(fd, addr, len)将使用 buffer->page作为目标地址，write(fd, addr, len)将使用 buffer->bin_buffer，这最终给了我们任意内核内存读写（它来自 copy_{from,to}_user，所以有少量额外检查和长度限制。但仍然足以完成 LPE）。

Rust 重写能拯救我们吗？

泄露 KASLR，因为我们仍然需要它

现在唯一的问题是我们知道许多内核地址，但没有一个是可执行的。伪造的 fops必须指向可执行内存中真正的 configfs处理函数，而 linear-map 别名是不可执行的。

我们已经有来自 GhostLock 的受限任意写入，因此我们寻找一个更合适的地址来覆盖——希望是一个能泄露 KASLR 的地址，也许是通过覆盖一个长度或数据指针。

经过漫长的搜索，我们锁定了 /proc/sys/kernel/random/boot_id。它的 sysctl 处理函数 proc_do_uuid将表 .data指针处的 16 字节格式化为 UUID 字符串。

因此，如果我们使用受限写入将该 .data重定向到一个内核已经填入了活跃内核指针的槽位，读取 boot_id就会将该指针以 UUID 格式打印回来。解码它并减去其已知的镜像偏移就得到了 KASLR slide。这里那个槽位是 netfilter 的 loggers[0][1]，其中存放 &nfulnl_logger。整个过程如下所示：

BootID KASLR 泄露概览

BootID KASLR 泄露概览

这与 Project Zero 通过 /proc/self/mounts读取的 sel_fs_type名称指针覆盖是相同的思路，只是改经 boot_id和 proc_do_uuid实现。

最终阶段

现在我们拥有了替换 ashmem函数表并获得任意内核内存读写所需的一切，是时候完成首个 Android 17 root 了！

更进一步

由于 STATIC_USERMODEHELPER在 Android 上已启用，我们需要多几个步骤，而不是直接欺骗 usermode_helper以 root 身份执行我们的后门。

使用 pipe_buffer（或类似 Page Table Entry 的受害者）来读写内核内存更方便，且几乎没有检查。因此我们再次使用 KernelSnitch 定位一个 pipe_buffer，然后使用 configfs写入覆盖 pipe_buffer.page，将读写原语升级为完全任意的一个。

在我们的目标上，VMEMMAP是固定的，因此我们可以直接执行虚拟地址到 struct page*的转换。即使设备对其进行了随机化，我们也可以扫描附近的所有内存来恢复所需的一切，因为失败的物理读写不会导致内核 panic。

修改 Cred

获得无限制的读写后，我们可以从 init_task遍历任务列表到我们生成的子进程并读取其 cred。除了将 uid/gid集合（real、effective、saved、fs）清零外，我们还清除 securebits，将所有五个 capability 集设置为 CAP_FULL，并清除任务的 seccomp mode、filter、TIF_SECCOMP和 no_new_privs，使 root 子进程完全逃逸出应用沙箱。

SELinux 绕过

在我们通过 cred的 security 指针定位到 task_security_struct后，我们将其 SELinux osid和 sid修改为内核 sid。我们还通过物理读写直接向 selinux_enforcing写入 0。这使 SELinux 全局变为宽容模式，因此违规访问仅被记录并允许继续。

selinux_enforcing仅在内核以 CONFIG_SECURITY_SELINUX_DEVELOP构建时才可写。否则强制模式状态在构建时固定。无论哪种方式，我们的子进程仍然可以逃逸 seccomp 并从受控的 cred结构体获得 root。

附录

完整的利用代码可以在我们的开源安全研究项目 CyberMeowfia中找到。

缓解措施

请查看我们第二篇博客中的缓解措施讨论部分。

注意 patch v1 引入了 CVE-2026-53166（由 NPD 引起的本地 DoS），该问题已由 40a25d59e85b修复。

RANDOMIZE_KSTACK_OFFSET

如果目标设备上启用了 CONFIG_RANDOMIZE_KSTACK_OFFSET_DEFAULT，利用成功率将降至 1/8 或更低（如果我们能回收每个可能的栈帧并用 rt_mutex_waiter填充它们的话），否则在最坏情况下低于约 1.5%。

内核完整性检查

一些厂商进一步加固内核，使攻击即使在任意内核内存读写之后仍然困难。Samsung KNOX 的 Real-time Kernel Protection (RKP) 在 EL2 运行一个监控器，将 cred、task_security_struct和 SELinux 状态对 EL1 内核保持只读。其安全钩子还检查活跃的 cred及其 task_security_struct是否位于受保护的 slab 中，因此在普通内存中伪造的 cred会被拒绝。

也就是说，一旦攻击者拥有无限制的任意读写，它并非不可击败。例如：

• BH USA 2023: bad io_uring 伪造了一个带有匹配反向指针的 root cred，并将其后备页的 slab_cache重标记为 cred_jar_ro。
• BH USA 2017: Defeating Samsung KNOX with Zero Privilege 调用了 hypervisor 自身的凭证更新路径 rkp_override_creds以授予全部 capability，然后触发一个合法的 UMH 让内核生成一个特权进程。

开源社区项目

我们很高兴看到社区已将 GhostLock 移植到更广泛的设备上，这里列出几个项目供参考。

• Samsung Galaxy 系列：Root My Galaxy 及其 payloads 和 S25U 利用程序
• Vivo PD2405：theVakhovskeIsTaken/CyberMeowfia
• Moto G05：MhmRdd/CyberMeowfia
• Redmi K80 Ultra：localhosts-A/CyberMeowfia

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