文章总结： watchTowrLabs披露CitrixNetScaler预认证RCE漏洞（疑似CVE-2026-8452）。漏洞位于SAML签名规范化过程，攻击者通过超大PrefixList触发固定缓冲区堆溢出，在splitPktInner中获得目标与来源均受控的memcpy原语，实现write-what-where并劫持nsppe控制流提权至root。建议企业尽快排查并升级受影响版本。 综合评分： 89 文章分类： 漏洞分析,二进制安全,渗透测试,WEB安全,代码审计

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欢迎回到这间屋子：Citrix NetScaler 预认证 RCE（疑似 CVE-2026-8452）

幻泉之洲

2026年8月17日 10:04 北京

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watchTowr Labs 披露了一个影响 Citrix NetScaler ADC/Gateway 的预认证远程代码执行漏洞。漏洞藏在 SAML 签名的规范化过程中——攻击者发送超大 PrefixList，堆溢出后获得 write-what-where 原语，最终劫持 nxppe 的控制流。文章详细拆解了从崩溃到 Rip 控制、绕过 pitboss 监控、最后提权到 root 的完整利用链。

突然之间，你坐在一个房间里。环顾四周——你被新公司的其他新人包围着。没错，周一早上，入职培训。

流程你都熟——典型的企业腔调：”请不要做坏事，否则我们可能不得不解雇你。”不过你心里清楚接下来是什么。那是你每次入职最喜欢的环节。

来了！密码策要求。你正了正领带，因为你敢打赌，这家机构的 SSLVPN 凭据不会成为突破口。这次不会。绝对不会。你对自己发过誓，这次一定要用特殊符号。

等等——他们刚刚说的是 NetScaler？

世界在你周围凝固。你怎么又回到了这片地狱？你慌了一下——跟每天晚上折磨你的噩梦相比，特殊符号算什么？

你意识到一个事实：没人在乎你的密码有没有特殊符号。你早就已经输了。

欢迎回到 watchTowr Labs 的博客文章。

Citrix NetScaler 是什么，为什么他们的网关是第一个 C 项目？

Citrix NetScaler（正式改过名，又改回来了，只有企业网络供应商能玩出这种操作）是一系列应用交付控制器和 VPN 网关设备，几乎遍布全球每大型企业网络。NetScaler 处理负载均衡、SSL 卸载、认证和远程访问——而 NetScaler Gateway 则充当数千个组织远程访问基础设施的前门。

距离上一篇公开记录的 NetScaler RCE 分析（bishopfox.com/blog/analysis-exploitation-cve-2023-3519）已经过去三年了。

ChatGPT 告诉我们，今天我们要改变这个现状。

背景设定

为了支撑今天的分析，我们分析并利用了一台配置为使用 SAML 的 NetScaler 13.1 设备。

注意：我们刻意省略了利用开发过程中使用的具体 build 号。你不需要它。

基于我们的测试，今天讨论的漏洞在 NetScaler 设备配置为 SAML 服务提供方（SP）或身份提供方（IdP）时即可触达。Citrix 列出了以下受影响版本：

• NetScaler ADC 和 NetScaler Gateway 14.1 在 14.1-72.61 之前
• NetScaler ADC 和 NetScaler Gateway 13.1 在 13.1-63.18 之前

我们今天分析的是什么？

事情从这里开始变得有点混乱、恼人，或者神秘——你选哪个词取决于你对誓言的忠诚度。

虽然我们很想告诉你我们肯定在分析 CVE-2026-8452，但 Citrix 一贯的操作（在我们看来）让我们无法确认。不过我们相信这就是 CVE-2026-8452，因为它的描述是”内存溢出”漏洞。

Citrix 没有将各个 CVE 与公告中致谢的研究人员一一对应，但被致谢的研究人员之一包括来自 JPMorgan Chase XOR 团队的 Michael Tucker（其他人包括我们自己，我们可以排除自己的漏洞）。

为我们的毫无根据的理论加把火：这个漏洞足够有趣、足够复杂，完全有可能是 Mythos 辅助研究的产物——JPMorgan 非常公开地拥有这个模型的使用权。

我们有证据吗？

完全没有。

猜测有趣吗？

永远有趣。

我们有更好的事情要做吗？

反正，我们继续。

怎么开始的

按照我们通常的分析流程，尤其是面对塞进单次修复里的多个已修补漏洞时，我们不会从特定目标入手。相反，我们问：”什么变了？”

具体来说，nsppe 二进制——NetScaler 的包处理引擎——显示出了大量变化，还附赠了一堆被剥离的符号。

面对让 Diaphora 去 diff 39,637 个函数的前景，我们尖叫了一声——没人开心。

经过魔法、痛苦的劳动，以及一点点对”Secure by Designers”的不信任，我们最终有 174 个被修改的函数需要审查。

在这些变更里，我们发现了 SAML 认证功能中的一堆变化。其中有项变更特别有意思：一个未认证、可远程触达的内存破坏。

这个特定变化引起了我们的注意——63.18 补丁在这些拷贝周围添加了显式的大小检查，这恰好是我们最终定位漏洞的入口。

在签名规范化过程中，早期版本的 NetScaler 会把攻击者可控的数据——来自 SAML 消息里的 ds:SignedInfo 元素——复制到一个固定大小的全局缓冲区，并且没有检查它是否真的放得下。

发送一个超大的 SignedInfo 元素，拷贝就会越过缓冲区末尾，破坏相邻的包引擎状态，最终让 nsppe（根包引擎）崩溃。

例如：

[..SNIP..]   v73 = (int)v191 + 46LL;            if ( v73 >= 0x1001 )            {              if ( (*((_BYTE *)off_2E26480 + 12682) & 1) != 0 || (*((_BYTE *)off_2E26480 + 655736) & 8) == 0 )                goto LABEL_92;              sub_142E640((unsigned int)v195, 25, 603, 3, 0, 0, 0);              v48 = sub_208CB90(                      LODWORD(v195[0]) + 56,                      1156,                      (unsigned int)”SAML signature validation failed: SignedInfo size (%u bytes) is too large (inline ns)”,                      v73,                      v93,                      v94,                      v164);              v50 = v195[0];              *(_WORD *)(v195[0] + 12LL) = v48;              v51 = v48;              if ( v48

当有人向 NetScaler 发送一条经过签名的 SAML 消息时，NetScaler（毕竟是一台安全设备）需要核验签名是否真实。但它并不签名整条消息。相反，它只签名内部的一个小模块，叫做 SignedInfo。

把 SignedInfo 想象成一张小”收据”，上面写着：这是我要签名的东西，这是签名方法。实际的签名就是在收据上计算的。所以 SignedInfo 才是真正重要的部分；核验了它，就等于核验了签名。

一条签名消息看起来像这样：

     …    …

不过你首先得知道一件事：”规范化”（canonicalization）。

同一个 XML 可以写成许多略有不同的形式——多余的空格、属性顺序不同、换行符等等——但表达的仍旧是同一个意思。这对签名是个问题，因为签名是对准确字节的数学运算：改动一个空格，逻辑上数学就崩了，尽管没有重要内容变化。

所以在哈希 SignedInfo 之前，双方会先把它重写成一个标准的、整洁的形式。这个清理步骤就叫规范化（通常缩写为 c14n）。发送方和 NetScaler 执行相同的清理，因此他们最终哈希到同样的字节。

这个清理步骤就是 bug 所在。为了整理 SignedInfo，NetScaler 必须在一个内存缓冲区中构建清理后的文本，而那个缓冲区大小是固定的。

SignedInfo 里面有什么？

SignedInfo 始终有三个部分：

     …      …      …

• CanonicalizationMethod 指定使用哪条清理规则。它有一个 Algorithm 属性（命名方法的 URL）。当使用某特定方法（”独占”清理）时，它可以包含一个子元素：PrefixList——就是发送方选择的一串单词。
• SignatureMethod 说明使用的签名算法（例如 RSA with SHA-256）。只有一个 Algorithm 属性。
• Reference 指向被签名的真实对象（在 SAML 中通常是 assertion）。它有一个 URI 属性和几个子元素：一组 Transforms（更多处理步骤，也可以包含 PrefixList）、一个 DigestMethod（用哪个哈希）和一个 DigestValue（哈希本身）。

请记住，规范化必须把文本复制到固定大小的缓冲区。所以如果你在问”SignedInfo 的哪部分攻击者能做得特别大？”，答案是……

所以我们……就……炸了……

我们一边乱试一边 fuzz 所有能找到的属性，发现它们大多要么有自己的检查，要么被限制在很小的常数值集合里。

但有个属性表现不大一样——PrefixList。

毫不意外（毕竟是 NetScaler），事情开始变得有趣。

逆向了一下，发现 PrefixList 几乎可以容纳任意字符串。唯一的限制是每个空格分隔的值必须唯一。

所以我们不再使用 AAAA AAAA AAAA AAAA，而是用 N0000 N0001 N0002 N0003 这样的唯一标记：

试着构造这样的东西：

[..SNIP..] prefix_list_overflow = ” “.join(f”N{i}” for i in range(2000)) # -> “N0 N1 N2 N3 … N1999″ inclusive_ns = f'” PrefixList=”{prefix_list_overflow }”/>’ [..SNIP..]

解码后：

Boom——又到了 NetScaler”计划外的预期功能”时间：

Program received signal SIGBUS, Bus error. 0x000000001c6dea0 in ??()

理解”计划外的预期功能”

由于缺少符号，一开始我们根本不知道崩在哪里。恢复了几个符号并加载进 GDB 会话之后，事情逐渐变得清晰起来。

再次触发崩溃给了我们：

Program received signal SIGBUS, Bus error. 0x000000001c6dea0 in ns_memcpy_avx ()

查看崩溃指令，$rax 寄存器即将被解引用，但因为它的值无效，我们得到的是 SIGBUS 错误：

(gdb) x/i $rip => 0x1c6dea0 :   vmovdqu YMMWORD PTR [rax], ymm0 (gdb) p/x $rax $1 = 0x4d4d4d4d4d4d43d3

说一下 SIGBUS，因为我们一开始被它搞懵了。在 FreeBSD 上，这类无效内存访问可能产生 SIGBUS 而不是你在 Linux 上期望的 SIGSEGV。

但重点在这里：那些 0x4d 字节是我们自己的。我们刻意在溢出部分填满 M 字符（0x4d）作为显著标记。在 memcpy 用到的指针里看到 0x4d4d4d4d4d4d4d4d，说明我们的数据已经侵入了分配器元数据。

你可能也注意到低字节是 0x43d3 而不是 0x4d4d。那不是损坏，而是某些算术操作的结局，我们稍后会讲。

从初始崩溃状态和 backtrace 看，崩溃并非发生在溢出点本身。相反，它发生在稍后，当 NetScaler 从 freelist 检索一个 chunk，而那个 chunk 里包含我们已经破坏的元数据：

(gdb) bt

0  ns_memcpy_avx ()

1  0x00000000015d128b in splitPktInner ()

2  0x00000000015d2a40 in splitPkt ()

3  …              in nstcp_send_nsb ()

4  …              in the aaad send path

因为我们在规范化期间砸坏了元数据，程序安然继续运行。直到后来同一块 chunk 从 freelist 被取回，NetScaler 才尝试使用被破坏的元数据并踉跄跌倒。

换句话讲，ns_memcpy_avx 里的崩溃离实际溢出位置远得很。盯着崩溃本身看，没多少收获。

于是开始了一场打地鼠游戏。我们在 backtrace 沿路的函数上设置断点，逐步往回排查。最终找到了 splitPktInner。反编译函数、设断点、再次触发溢出之后，我们发现了有用的东西。

我们控制了传入 rdi 的值：

Program received signal SIGBUS, Bus error. 0x00000000015d128b in splitPktInner () (gdb) p/x $rdi $1 = 0x4d4d4d4d4d4d43d3     # dest = poisoned nsb+0x50, mangled by an internal subtraction

splitPktInner 函数在 0x15D128B 左右调用了 memcpy。在调用前检查参数揭示了一些有趣的东西：

// a3 是我们通过溢出正在破坏其 header 的新分配 chunk // a1 是指向保存规范化数据的 chunk 的指针 memcpy(*(a3 + 0x50),           // DEST  = poisoned data pointer *(a1 + 0x50),           // SRC   = our canon *(a1 + 0xE0) – *(a1 + 0x50));  // LEN = packet length

那 0x43d3 从哪来的？

我们之前说 0x43d3 是数学而不是破坏，现在就来算这笔数学。我们在 a3+0x50 种下了一串 M 字节，但 splitPktInner 并不直接使用原始值。它在交给 memcpy 之前会先按包长度调整它：

dest = *(a3+0x50) – pktlen

我们的包是 0x97A（2426）字节，所以：

0x4D4D4D4D4D4D4D4D      our planted M tag at a3+0x50 (“MMMMMMMM”)

–         0x0000097A      minus the packet length

 0x4D4D4D4D4D4D43D3      the dest ns_memcpy_avx faulted on

所以目标不仅仅是”接近我们数据的某个地方”。它是一个我们完全控制的值，减去一个我们也控制的长度。如果我们想让拷贝落在某个地址 X 上，就调整溢出长度，让减法正好把它放到 X 上。在玩任何花样之前，我们就已经拥有了一个目标地址完全受控的 memcpy。

好，但来源是什么？

目标是好，但 memcpy 需要复制点什么。有一阵子我们以为来源是一些我们无法控制的内部帧头。我们错了，这浪费了不少时间。来源是 *(a1+0x50)，而 a1 正是保存我们规范化 PrefixList 的 chunk。所以来源也是我们的。

我们在 splitPktInner 断点处检查了 a1+0x50，在拷贝执行之前确认了这一点：

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参考资料

[1] https://labs.watchtowr.com/youre-back-in-the-room-citrix-netscaler-pre-auth-rce-cve-2026-8452/

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