前些天，armis爆出了一系列蓝牙的漏洞，无接触无感知接管系统的能力有点可怕，而且基本上影响所有的蓝牙设备，危害不可估量，可以看这里来了解一下它的逆天能力：只要手机开启了蓝牙，就可能被远程控制。现在手机这么多，利用这个漏洞写出蠕虫化的工具，那么可能又是一个手机版的低配wannacry了。我们360Vulpecker Team在了解到这些相关信息后，快速进行了跟进分析。 armis给出了他们的whitepaper，对蓝牙架构和这几个漏洞的分析可以说非常详尽了，先膜一发。不过他们没有给出这些漏洞的PoC或者是exp，只给了一个针对Android的“BlueBorne检测app"，但是逆向这个发现仅仅是检测了系统的补丁日期。于是我来拾一波牙慧，把这几个漏洞再分析一下，然后把poc编写出来：
CVE-2017-1000250 Linux bluetoothd进程信息泄露
CVE-2017-1000251 Linux 内核栈溢出
CVE-2017-0785 Android com.android.bluetooth进程信息泄露
CVE-2017-0781 Android com.android.bluetooth进程堆溢出
CVE-2017-0782 Android com.android.bluetooth进程堆溢出
以上PoC代码均在https://github.com/marsyy/littl_tools/tree/master/bluetooth
由于也是因为这几个漏洞才从零开始搞蓝牙，所以应该有些分析不到位的地方，还请各路大牛斧正。
0x01 蓝牙架构及代码分布
这里首先应该祭出armis的paper里的图：
图上把蓝牙的各个层次关系描述得很详尽，不过我们这里暂时只需要关心这么几层：HCI，L2CAP，BNEP，SDP。BNEP和SDP是比较上层的服务，HCI在最底层，直接和蓝牙设备打交道。而承载在蓝牙服务和底层设备之间的桥梁，也就是L2CAP层了。每一层都有它协议规定的数据组织结构，所有层的数据包组合在一起，就是一个完整的蓝牙包（一个SDP包为例）：
虽然协议规定的架构是图上说的那样，但是具体实现是有不同的，Linux用的BlueZ，而现在的Android用的BlueDroid，也就针对这两种架构说一说代码的具体分布。
BlueZ
在Linux里，用的是BlueZ架构，由bluetoothd来提供BNEP,SDP这些比较上层的服务，而L2CAP层则是放在内核里面。对于BlueZ我们对SDP和L2CAP挨个分析。
1， 实现SDP服务的代码在代码目录的/src/sdp，其中sdp-client.c是它的客户端，sdp-server.c是它的服务端。我们要分析的漏洞都是远程的漏洞，所以问题是出在服务端里面，我们重点关注服务端。而服务端最核心的代码，应该是它对接受到的数据包的处理的过程，这个过程由sdp-request.c来实现。当L2CAP层有SDP数据后，会触发sdp-server.c的io_session_event函数，来获取这个数据包，交由sdp-request.c的handle_request函数处理(怎么处理的，后续漏洞分析的时候再讲)：
static gboolean io_session_event(GIOChannel *chan, GIOCondition cond, gpointer data) { ... len = recv(sk, &hdr, sizeof(sdp_pdu_hdr_t), MSG_PEEK); //获取SDP的头部数据，获得SDP数据大小 if (len < 0 || (unsigned int) len < sizeof(sdp_pdu_hdr_t)) { sdp_svcdb_collect_all(sk); return FALSE; } size = sizeof(sdp_pdu_hdr_t) + ntohs(hdr.plen); buf = malloc(size); if (!buf) return TRUE; len = recv(sk, buf, size, 0); //获得完整数据包 ... handle_request(sk, buf, len); return TRUE; }
2， L2CAP层的代码在内核里，这里我以Linux 4.2.8这份代码为例。l2cap层主要由 /net/bluetooth/l2capcore.c和/net/bluetooth/l2capsock.c来实现。l2capcore.c实现了L2CAP协议的主要内容，l2capsock.c 通过注册sock协议的方式提供了这一层针对userspace的接口。同样的我们关心一个L2CAP对接受到数据包后的处理过程，L2CAP的数据是由HCI层传过来的，在hcicore.c的hcirxwork函数里
static void hci_rx_work(struct work_struct *work) { while ((skb = skb_dequeue(&hdev->rx_q))) { /* Send copy to monitor */ hci_send_to_monitor(hdev, skb); ... switch (bt_cb(skb)->pkt_type) { case HCI_EVENT_PKT: BT_DBG("%s Event packet", hdev->name); hci_event_packet(hdev, skb); break; case HCI_ACLDATA_PKT: BT_DBG("%s ACL data packet", hdev->name); hci_acldata_packet(hdev, skb); break; case HCI_SCODATA_PKT: BT_DBG("%s SCO data packet", hdev->name); hci_scodata_packet(hdev, skb); break; default: kfree_skb(skb); break; } } }
收到数据后，会判断pkt_type，符合L2CAP层的type是HCI_ACLDATA_PKT，函数会走到hci_acldata_packet，这个函数会把HCI的数据剥离之后，把L2CAP数据交给L2CAP层的l2cap_recv_acldata：
static void hci_acldata_packet(struct hci_dev *hdev, struct sk_buff *skb) { ... skb_pull(skb, HCI_ACL_HDR_SIZE); ... if (conn) { hci_conn_enter_active_mode(conn, BT_POWER_FORCE_ACTIVE_OFF); /* Send to upper protocol */ l2cap_recv_acldata(conn, skb, flags); return; } else { BT_ERR("%s ACL packet for unknown connection handle %d", hdev->name, handle); } kfree_skb(skb); }
同样的，对于L2CAP层对数据的细致处理，我们还是等后续和漏洞来一块进行分析。
BlueDroid
在现在的Android里，用的是BlueDroid架构。这个和BlueZ架构有很大不同的一点是：BlueDroid将L2CAP层放在了userspace。SDP，BNEP，L2CAP统统都由com.android.bluetooth这个进程管理。而BlueDroid代码的核心目录在Android源码目录下的 /sytem/bt ，这个目录的核心产物是bluetooth.default.so，这个so集成所有Android蓝牙相关的服务，而且这个so没有导出任何相关接口函数，只导出了几个协议相关的全局变量供使用，所以想根据so来本地检测本机是否有BlueDrone漏洞，是一件比较困难的事情。对于BlueDroid，由于android的几个漏洞出在BNEP服务和SDP服务，所以也就主要就针对这两块。值得注意的是，在Android里，不论是64位还是32位的系统，这个bluetooth.default.so都是用的32位的。文章里这部分代码都基于Android7.1.2的源码。
1，BlueDroid的SDP服务的代码，在/system/bt/stack/sdp 文件夹里，其中sdp服务端对数据包的处理由sdp-server.c实现。SDP连接建立起来后，在收到SDP数据包之后呢，会触发回调函数sdpdataind，这个函数会把数据包交个sdp-server.c的sdpserverhandleclientreq函数进行处理:
static void sdp_data_ind (UINT16 l2cap_cid, BT_HDR *p_msg) { tCONN_CB *p_ccb; if ((p_ccb = sdpu_find_ccb_by_cid (l2cap_cid)) != NULL) { if (p_ccb->con_state == SDP_STATE_CONNECTED) { if (p_ccb->con_flags & SDP_FLAGS_IS_ORIG) sdp_disc_server_rsp (p_ccb, p_msg); else sdp_server_handle_client_req (p_ccb, p_msg); } ... }
2，BlueDroid的BNEP服务的代码主要在/system/bt/stack/bnep/bnepmain.c。BNEP连接建立起来后，再收到BNEP的包，和SDP类似，会触发回调函数bnepdata_ind，这个函数包含了所有对BNEP请求的处理，漏洞也是发生在这里，具体的代码我们后续会分析。
0x02 漏洞分析以及PoC写法
蓝牙的预备知识差不多了，主要是找数据包的入口。我们再基于漏洞和PoC的编写过程来详细分析其中的处理过程，和相关蓝牙操作的代码该怎么写。
CVE-2017-1000251
这个是Linux L2CAP层的漏洞，那么就是内核里面的。先不着急看漏洞，先看L2CAP层如何工作。在一个L2CAP连接的过程中，我们抓取了它的数据包来分析，L2CAP是怎么建立起连接的：
我们注意这么几个包： sentinfomationrequest , sendconnectionrequest, sendconfigurerequest。抓包可以看到，在一次完整的L2CAP连接的建立过程中，发起连接的机器，会主动送出这么几个包。其中infomationrequest是为了得到对方机器的名称等信息，connectionrequest是为了建立L2CAP真正的连接，主要是为了确定双方的CHANNEL ID，后续的数据包传输都要跟着这个channel id 走（图上的SCID, DCID），这个channel也就是我们所说的连接。在connectionrequest处理完毕之后，连接状态将变成 BTCONNECT2 。随后机器会发起configure_request,这一步就到了armis的paper第十页所说的configuration process:
这个过程完成后，整个L2CAP层的连接也就建立完成。
从上述过程看，可以发现L2CAP层连接的建立，主要是对上述三个请求的发起和处理。而我们的漏洞，也其实就发生在configuration process。我们先分析接收端收到这三个请求后，处理的逻辑在哪里，也就是我们前文提到的L2CAP对接受到的数据的处理过程：
1，在l2caprecvacldata接收到数据后，数据包会传给l2cap_recvframe
2，l2caprecvframe会取出检查L2CAP的头部数据，然后检查根据头部里的cid字段，来选择处理逻辑：
static void l2cap_recv_frame(struct l2cap_conn *conn, struct sk_buff *skb) { ... skb_pull(skb, L2CAP_HDR_SIZE); cid = __le16_to_cpu(lh->cid); len = __le16_to_cpu(lh->len); switch (cid) { case L2CAP_CID_SIGNALING: l2cap_sig_channel(conn, skb); break; case L2CAP_CID_CONN_LESS: psm = get_unaligned((__le16 *) skb->data); skb_pull(skb, L2CAP_PSMLEN_SIZE); l2cap_conless_channel(conn, psm, skb); break; case L2CAP_CID_LE_SIGNALING: l2cap_le_sig_channel(conn, skb); break; default: l2cap_data_channel(conn, cid, skb); break; }
3，底层L2CAP的连接，cid固定是L2CAP_CID_SIGNALING，于是会走l2cap_sig_channel，l2cap_sig_channel得到的是剥离了头部的L2CAP的数据，这一部将把数据里的cmd头部解析并剥离，再传给l2cap_bredr_sig_cmd进行处理：
static inline void l2cap_sig_channel(struct l2cap_conn *conn, struct sk_buff *skb) { ... while (len >= L2CAP_CMD_HDR_SIZE) { u16 cmd_len; memcpy(&cmd, data, L2CAP_CMD_HDR_SIZE); //取得cmd头部数据 data += L2CAP_CMD_HDR_SIZE; len -= L2CAP_CMD_HDR_SIZE; cmd_len = le16_to_cpu(cmd.len); //取得cmd的大小 ... err = l2cap_bredr_sig_cmd(conn, &cmd, cmd_len, data); //传给l2cap_bredr_sig_cmd处理 ... data += cmd_len; len -= cmd_len; } drop: kfree_skb(skb); }
到这里，我们应该能得出L2CAP协议的数据结构：
4， 随后数据进入到了l2cap_bredr_sig_cmd函数进行处理。这里也就是处理L2CAP各种请求的核心函数了：
static inline int l2cap_bredr_sig_cmd(struct l2cap_conn *conn, struct l2cap_cmd_hdr *cmd, u16 cmd_len, u8 *data) { int err = 0; switch (cmd->code) { case L2CAP_CONN_REQ: err = l2cap_connect_req(conn, cmd, cmd_len, data); break; case L2CAP_CONN_RSP: case L2CAP_CREATE_CHAN_RSP: l2cap_connect_create_rsp(conn, cmd, cmd_len, data); break; case L2CAP_CONF_REQ: err = l2cap_config_req(conn, cmd, cmd_len, data); break; case L2CAP_CONF_RSP: l2cap_config_rsp(conn, cmd, cmd_len, data); //漏洞函数 break; ... case L2CAP_INFO_REQ: err = l2cap_information_req(conn, cmd, cmd_len, data); break; case L2CAP_INFO_RSP: l2cap_information_rsp(conn, cmd, cmd_len, data); break; ... } return err; }
好了，接下来终于可以分析漏洞了。我们的漏洞发生在对L2CAP_CONFIGRSP（config response）这个cmd的处理上。其实漏洞分析armis的paper已经写的很详尽了，我这里也就权当翻译了吧，然后再加点自己的理解。那么来看l2capconfigrsp:
static inline int l2cap_config_rsp(struct l2cap_conn *conn, struct l2cap_cmd_hdr *cmd, u16 cmd_len, u8 *data) { struct l2cap_conf_rsp *rsp = (struct l2cap_conf_rsp *)data; ... scid = __le16_to_cpu(rsp->scid); //从包中剥离出scid flags = __le16_to_cpu(rsp->flags); //从包中剥离出flag result = __le16_to_cpu(rsp->result); //从包中剥离出result switch (result) { case L2CAP_CONF_SUCCESS: l2cap_conf_rfc_get(chan, rsp->data, len); clear_bit(CONF_REM_CONF_PEND, &chan->conf_state); break; case L2CAP_CONF_PENDING: set_bit(CONF_REM_CONF_PEND, &chan->conf_state); if (test_bit(CONF_LOC_CONF_PEND, &chan->conf_state)) { //判断conf_state是否是CONF_LOC_CONF_PEND char buf[64]; //buf数组大小64字节 len = l2cap_parse_conf_rsp(chan, rsp->data, len, buf, &result); //data仍然是包中数据，len也是包中数据。 ... } goto done; ...
当收到的数据包里，满足result == L2CAP_CONF_PENDING，且自身的连接状态conf_state == CONF_LOC_CONF_PEND的时候，会走到 l2cap_parse_conf_rsp函数里，而且传过去的buf是个长度为64的数据，参数len ，参数rsp->data都是由包中的内容来任意确定。那么在l2cap_parse_conf_rsp函数里：
static int l2cap_parse_conf_rsp(struct l2cap_chan *chan, void *rsp, int len, void *data, u16 *result) { struct l2cap_conf_req *req = data; void *ptr = req->data; int type, olen; unsigned long val; while (len >= L2CAP_CONF_OPT_SIZE) { //len没有被检查，由接收到的包内容控制 len -= l2cap_get_conf_opt(&rsp, &type, &olen, &val); switch (type) { case L2CAP_CONF_MTU: if (val < L2CAP_DEFAULT_MIN_MTU) { *result = L2CAP_CONF_UNACCEPT; chan->imtu = L2CAP_DEFAULT_MIN_MTU; } else chan->imtu = val; l2cap_add_conf_opt(&ptr, L2CAP_CONF_MTU, 2, chan->imtu); break; case ... } } } static void l2cap_add_conf_opt(void **ptr, u8 type, u8 len, unsigned long val) { struct l2cap_conf_opt *opt = *ptr; opt->type = type; opt->len = len; switch (len) { case 1: *((u8 *) opt->val) = val; break; case 2: put_unaligned_le16(val, opt->val); break; case 4: put_unaligned_le32(val, opt->val); break; default: memcpy(opt->val, (void *) val, len); break; } *ptr += L2CAP_CONF_OPT_SIZE + len; }
仔细阅读这个函数的代码可以知道，这个函数的功能就是根据传进来的包，来构造将要发出去的包。而数据的出口就是传进去的64字节大小的buf。但是对传入的包的数据的长度并没有做检验，那么当len很大时，就会一直往出口buf里写数据，比如有64个L2CAP_CONF_MTU类型的opt，那么就会往buf里写上64*(L2CAP_CONF_OPT_SIZE + 2)个字节，那么显然这里就发生了溢出。由于buf是栈上定义的数据结构，那么这里就是一个栈溢出。 不过值得注意的是，代码要走进去，需要conf_state == CONF_LOC_CONF_PEND，这个状态是在处理L2CAP_CONF_REQ数据包的时候设置的：
static int l2cap_parse_conf_req(struct l2cap_chan *chan, void *data) { ... u8 remote_efs = 0; u16 result = L2CAP_CONF_SUCCESS; ... while (len >= L2CAP_CONF_OPT_SIZE) { len -= l2cap_get_conf_opt(&req, &type, &olen, &val); hint = type & L2CAP_CONF_HINT; type &= L2CAP_CONF_MASK; switch (type) { ... case L2CAP_CONF_EFS: remote_efs = 1; //【1】 if (olen == sizeof(efs)) memcpy(&efs, (void *) val, olen); break; ... } done: ... if (result == L2CAP_CONF_SUCCESS) { ... if (remote_efs) { if (chan->local_stype != L2CAP_SERV_NOTRAFIC && efs.stype != L2CAP_SERV_NOTRAFIC && //【2】 efs.stype != chan->local_stype) { ... } else { /* Send PENDING Conf Rsp */ result = L2CAP_CONF_PENDING; set_bit(CONF_LOC_CONF_PEND, &chan->conf_state); //这里设置CONF_LOC_CONF_PEND } } }
当收到L2CAPCONFREQ的包中包含有L2CAPCONFEFS类型的数据【1】，而且L2CAPCONFEFS数据的stype == L2CAPSERVNOTRAFIC【2】的时候，confstate会被置CONFLOCCONFPEND
到这里，这个漏洞触发的思路也就清楚了：
1，建立和目标机器的L2CAP 连接，这里注意socktype的选择要是SOCKRAW，如果不是，内核会自动帮我们完成sentinfomationrequest , sendconnectionrequest, sendconfigurerequest这些操作，也就无法触发目标机器的漏洞了。
2，建立SOCKRAW连接，connect的时候，会自动完成sentinfomationrequest的操作，不过这个不影响。
3，接下来我们需要完成sendconnectionrequest操作，来确定SCID,DCID。完成这个操作的过程是发送合法的 L2CAPCONNREQ数据包。
4，接下来需要发送包含有L2CAPCONFEFS类型的数据，而且L2CAPCONFEFS数据的stype == L2CAPSERVNOTRAFIC的L2CAPCONFREQ包，这一步是为了让目标机器的confstate变成CONFLOCCONFPEND。
5，这里就到了发送cmdlen很长的L2CAPCONNRSP包了。这个包的result字段需要是L2CAPCONFPENDING。那么这个包发过去之后，目标机器就内核栈溢出了，要么重启了，要么死机了。
这个漏洞是这几个漏洞里，触发最难的。
CVE-2017-1000250
这个漏洞是BlueZ的SDP服务里的信息泄露漏洞。这个不像L2CAP层的连接那么复杂，主要就是上层服务，收到数据就进行处理。那么我们也只需要关注处理的函数。 之前说过，BlueZ的SDP收到数据是从iosessionevent开始。之后，数据的流向是：
iosessionevent-->handlerequest-->processrequest
有必要介绍一下SDP协议的数据结构： 它有一个sdppudhdr的头部，头部数据里定义了PUD命令的类型，tid，以及pdu parameter的长度，然后就是具体的parameter。最后一个字段是continuation state，当一个包发不完所要发送的数据的时候，这个字段就会有效。对与这个字段，BlueZ给了它一个定义：
typedef struct { uint32_t timestamp; union { uint16_t maxBytesSent; uint16_t lastIndexSent; } cStateValue; } sdp_cont_state_t;
对于远程的连接，PDU命令类型只能是这三个：SDPSVCSEARCHREQ, SDPSVCATTRREQ, SDPSVCSEARCHATTRREQ。这个漏洞呢，出现在对SDP_SVCSEARCHATTRREQ命令的处理函数里面 servicesearchattrreq 。这个函数有点长，就直接说它干了啥，不贴代码了：
1， extractdes(pdata, dataleft, &pattern, &dtd, SDPTYPEUUID); 解析service search pattern（对应SDP协议数据结构图）
2，max = getbe16(pdata); 获得Maximu Attribute Byte
3，scanned = extractdes(pdata, dataleft, &seq, &dtd, SDPTYPEATTRID);解析Attribute ID list
4，if (sdpcstateget(pdata, dataleft, &cstate) < 0) ;获取continuation state状态cstate，如果不为0，则将包里的continuation state数据复制给cstate.
漏洞发生在对cstate状态不为0的时候的处理，我们重点看这部分的代码：
sdp_buf_t *pCache = sdp_get_cached_rsp(cstate); if (pCache) { uint16_t sent = MIN(max, pCache->data_size - cstate->cStateValue.maxBytesSent); pResponse = pCache->data; memcpy(buf->data, pResponse + cstate->cStateValue.maxBytesSent, sent); //【1】 buf->data_size += sent; cstate->cStateValue.maxBytesSent += sent; if (cstate->cStateValue.maxBytesSent == pCache->data_size) cstate_size = sdp_set_cstate_pdu(buf, NULL); else cstate_size = sdp_set_cstate_pdu(buf, cstate);
sdpgetcachedrsp函数其实是对cstate的timestamp值的检验，如何过这个检验之后再说。当代码走到【1】处的memcpy时，由于cstate->maxBytesSent就是由数据包里的数据所控制，而且没有做任何检验，所以这里可以为任意的uint16t值。那么很明显，这里就出现了一个对pResponse的越界读的操作。而越界读的数据还会通过SDP RESPONSE发送给攻击方，那么一个信息泄露就发生了。
写这个poc需要注意sdpgetcachedrsp的检验的绕过，那么首先需要得到一个timestamp。当一次发送的包不足以发送完所有的数据的时候，会设置cstate状态，所以如果我们发给服务端的包里，max字段非常小，那么服务端就会给我们回应一个带cstate状态的包，这里面会有timestamp:
if (cstate == NULL) { ... if (buf->data_size > max) { //max 可由接收到的包数据指定 sdp_cont_state_t newState; memset((char *)&newState, 0, sizeof(sdp_cont_state_t)); newState.timestamp = sdp_cstate_alloc_buf(buf); //这里得到一个timestamp buf->data_size = max; newState.cStateValue.maxBytesSent = max; cstate_size = sdp_set_cstate_pdu(buf, &newState); //回应的包中，写上cstate状态。 } else cstate_size = sdp_set_cstate_pdu(buf, NULL);
所以，我们的poc应该是这个步骤：
1，建立SDP连接。这里我们的socket需要是SOCK_STREAM类型，而且connet的时候，addr的psm字段要是0x0001。关于连接的PSM：
2，发送一个不带cstate状态的数据包，而且指定Maximu Attribute Byte的值非常小。这一步是为了让服务端给我们返回一个带timestamp的包。
3，接收这个带timestamp的包，并将timestamp提取。
4，发送一个带cstate状态的数据包，cstate的timestamp是指定为提取出来的值，服务端memcpy的时候，则就会把pResponse+maxBytesSent的内容发送给我们，读取这个数据包，则就获取了泄露的数据。
CVE-2017-0785
这个漏洞也是SDP的信息泄露漏洞，不过是BlueDroid的。与BlueZ的那个是有些类似的。我们也从对SDP数据包的处理函数说起。 SDP数据包会通过sdpdataind函数送给sdpserverhandleclientreq。与BlueZ一样，这个函数也会根据包中的pudid来确定具体的处理函数。这个漏洞发生在对SDPPDUSERVICESEARCH_REQ命令的处理，对包内数据的解析与上文BlueZ中的大同小异，不过注意在BlueDroid中，cstate结构与BlueZ中有些不同：
typedef struct { uint16_t cont_offset; } sdp_cont_state_t;
这里主要看漏洞：
①, BE_STREAM_TO_UINT16 (max_replies, p_req);从包中解析出Maximu Attribute Byte ②， for (num_rsp_handles = 0; num_rsp_handles < max_replies; ) { p_rec = sdp_db_service_search (p_rec, &uid_seq); if (p_rec) rsp_handles[num_rsp_handles++] = p_rec->record_handle; else break; } ③, /* Check if this is a continuation request */ if (*p_req) { if (*p_req++ != SDP_CONTINUATION_LEN || (p_req >= p_req_end)) { sdpu_build_n_send_error (p_ccb, trans_num, SDP_INVALID_CONT_STATE, SDP_TEXT_BAD_CONT_LEN); return; } BE_STREAM_TO_UINT16 (cont_offset, p_req); //从包中得到cont_offset if (cont_offset != p_ccb->cont_offset) //对cont_offset的检验 { sdpu_build_n_send_error (p_ccb, trans_num, SDP_INVALID_CONT_STATE, SDP_TEXT_BAD_CONT_INX); return; } rem_handles = num_rsp_handles - cont_offset; /* extract the remaining handles */ } else { rem_handles = num_rsp_handles; cont_offset = 0; p_ccb->cont_offset = 0; } ④， cur_handles = (UINT16)((p_ccb->rem_mtu_size - SDP_MAX_SERVICE_RSPHDR_LEN) / 4); if (rem_handles <= cur_handles) cur_handles = rem_handles; else /* Continuation is set */ { p_ccb->cont_offset += cur_handles; is_cont = TRUE; } ⑤， for (xx = cont_offset; xx < cont_offset + cur_handles; xx++) UINT32_TO_BE_STREAM (p_rsp, rsp_handles[xx]);
①，②中代码可以看出，变量numrsphandles的值，一定程度上可以由包中的Maximu Attribute Byte字段控制。 ③中代码是对带cstate的包的处理，第一步是对大小的检查，第二步是获得contoffset，然后对contoffset进行检查，第三步就到了 remhandles = numrsphandles - contoffset 可以思考一种情况，如果numrsphandles < contoffset，那么这个代码就会发生整数的下溢，而numrsphandles在一定程度上我们可以控制，而且是可以控制它变成０，那么只要contoffset不为０，这里就会发生整数下溢。发生下溢的结果给了remhandles，而这个变量代表的是还需要发送的数据数。 在④中，如果remhandles是发生了下溢的结果，由于它是uint16t类型，那么它将变成一个很大的数，所以会走到 pccb->contoffset += curhandles;,curhandles是一个固定的值，那么如果这个下溢的过程，发生很多次，pccb->contoffset就会变得很大，那么在５处，就会有一个对rsphandles数组的越界读的产生。
下面的操作可以让这个越界读发生：
１，发送一个不带cstate的包， 而且Maximu Attribute Byte字段设置的比较大。那么结果就是remhandles = numrsphandles，而由于maxreplies比较大，所以numrsphandles会成为一个比较大的值。只要在④中保证remhandles > curhandles，那么pccb->contoffset就会成为一个非０值curhandles。这一步是为了使得pccb->contoffset成为一个非０值。
２，接收服务端的回应包，这个回应包里的cstate字段将会含有刚刚的pccb->contoffset值，我们取得这个值。
３，发送一个带cstate的包，contoffset指定为刚刚提取的值，而且设置Maximu Attribute Byte字段为０。那么服务端收到这个包后，就会走到remhandles = numrsphandles - contoffset 从而发生整数下溢，同时pccb->contoffset又递增一个cur_handles大小。
４，重复２和３的过程，那么pccb->contoffset将越来越大，从而在⑤出发生越界读，我们提取服务端返回的数据，就可以获得泄露的信息的内容。
CVE-2017-0781
现在我们到了BNEP服务。BNEP的协议格式，下面两张图可以说明的很清楚：
BlueDroid中BNEP服务对于接受到的数据包的处理也不复杂：
1,解析得到BNEPTYPE，得到extension位。
2,检查连接状态，如果已经连接则后续可以处理非BNEPFRAMECONTROL的包，如果没有建立连接，则后续只处理BNEPFRAMECONTROL的包。
3,去BNEPTYPE对应的处理函数进行处理。
4,对于BNEPTYPE不是BNEPFRAME_CONTROL而且有extension位的，还需要对extension的数据进行处理。
5,调用pan层的回调函数。
值得注意的是，BNEP连接真正建立起来，需要先处理一个合法的BNEPFRAMECONTROL数据包。 CVE-2017-0781正是连接还没建立起来，在处理BNEPFRAMECONTROL时所发生的问题：
case BNEP_FRAME_CONTROL: ctrl_type = *p; p = bnep_process_control_packet (p_bcb, p, &rem_len, FALSE); if (ctrl_type == BNEP_SETUP_CONNECTION_REQUEST_MSG && p_bcb->con_state != BNEP_STATE_CONNECTED && extension_present && p && rem_len) { p_bcb->p_pending_data = (BT_HDR *)osi_malloc(rem_len); memcpy((UINT8 *)(p_bcb->p_pending_data + 1), p, rem_len); p_bcb->p_pending_data->len = rem_len; p_bcb->p_pending_data->offset = 0; }
上述代码中，malloc了一个remlen的大小，这个是和收到的数据包的长度相关的。可是memcpy的时候，却是从pbcb->ppendingdata＋１开始拷贝数据，那么这里会直接溢出一个sizeof(*(pbcb->ppendingdata))大小的内容。这个大小是8.所以只要代码走到这，就会有一个8字节大小的堆溢出。而要走到这，只需要过那个if的判断条件，而这个if其实是对BNEPSETUPCONNECTIONREQUESTMSG命令处理失败后的错误处理函数。那么只要发送一个错误的BNEPSETUP_CONNECTIONREQUESTMSG命令包，就可以进入到这段代码了触发堆溢出了。
所以我们得到poc的编写过程：
１，建立BNEP连接，这个和SDP类似，只是需要指定PSM为BNEP对应的0x000F。
２，发送一个BNEPTYPE为BNEPFRAMECONTROL，extension字段为１，ctrltype为BNEPSETUPCONNECTIONREQUESTMSG的错误的BNEP包：
CVE-2017-0782
这个也是由于BNEP协议引起的漏洞，首先它是个整数溢出，整数溢出导致的后果是堆溢出。 问题出在BNEP对extension字段的处理上：
UINT8 *bnep_process_control_packet (tBNEP_CONN *p_bcb, UINT8 *p, UINT16 *rem_len, BOOLEAN is_ext){ UINT8 control_type; BOOLEAN bad_pkt = FALSE; UINT16 len, ext_len = 0; if (is_ext) { ext_len = *p++; 【１】 *rem_len = *rem_len - 1; } control_type = *p++; *rem_len = *rem_len - 1; switch (control_type) { ... default : bnep_send_command_not_understood (p_bcb, control_type); if (is_ext) { p += (ext_len - 1); *rem_len -= (ext_len - 1); 【２】 } break; } if (bad_pkt) { BNEP_TRACE_ERROR ("BNEP - bad ctl pkt length: %d", *rem_len); *rem_len = 0; return NULL; } return p;}
上述代码中，【１】的ext_len从数据包中获得，没有长度的检查，可为任意值。而当control_type为一个非法值的时候，会走到【２】,那么这里就很有说法了，我们如果设置ext_len比较大，那么这里就会发生一个整数下溢。从而使得rem_len变成一个很大的uint16_t的值。这个值将会影响后续的处理：
while (extension_present && p && rem_len) { ext_type = *p; extension_present = ext_type >> 7; ext_type &= 0x7F; ... p++; rem_len--; p = bnep_process_control_packet (p_bcb, p, &rem_len, TRUE); 【１】 } p_buf->offset += p_buf->len - rem_len; p_buf->len = rem_len; 【２】 ... if (bnep_cb.p_data_buf_cb) { (*bnep_cb.p_data_buf_cb)(p_bcb->handle, p_src_addr, p_dst_addr, protocol, p_buf, fw_ext_present); 【３】 } ... osi_free(p_buf); }
上面的代码中，【１】处将发生整数下溢出，使得rem_len成为一个很大的值（比如0xfffd），【２】处会将这个值赋值给p_buf->len。【３】处是回调函数处理这个p_buf，在BlueDroid中这个函数是pan_data_buf_ind_cb，这个函数会有一条路径调到bta_pan_data_buf_ind_cback，而在这个函数中：
static void bta_pan_data_buf_ind_cback(UINT16 handle, BD_ADDR src, BD_ADDR dst, UINT16 protocol, BT_HDR *p_buf, BOOLEAN ext, BOOLEAN forward) { tBTA_PAN_SCB *p_scb; BT_HDR *p_new_buf; if (sizeof(tBTA_PAN_DATA_PARAMS) > p_buf->offset) { /* offset smaller than data structure in front of actual data */ p_new_buf = (BT_HDR *)osi_malloc(PAN_BUF_SIZE); memcpy((UINT8 *)(p_new_buf + 1) + sizeof(tBTA_PAN_DATA_PARAMS), (UINT8 *)(p_buf + 1) + p_buf->offset, p_buf->len); p_new_buf->len = p_buf->len; p_new_buf->offset = sizeof(tBTA_PAN_DATA_PARAMS); osi_free(p_buf); } else { ... }
memcpy用到了我们传进来的pbuf，而pbuf->len是刚刚下溢之后的很大的值，所以主要保证sizeof(tBTAPANDATAPARAMS) > pbuf->offset，这里就会发生一次很大字节的堆溢出。
代码首先要走到extension的处理，这个的前提是连接状态是BNEPSTATECONNECTED。而这个状态的建立，需要服务端先接收一个正确的BNEPSETUPCONNECTIONREQUESTMSG请求包，同时要想pandatabufindcb调用到bta_pandatabufindcback产生堆溢出，需要在建立连接的时候指定UUID为UUIDSERVCLASSPANU可以阅读这两个函数来找到这样做的原因，这里就不再贴代码了。清楚这一点之后，我们就可以构造我们的poc了：
１，建立BNEP连接，这里只是建立起初步的连接，connstate还不是BNEPSTATECONNECTED，这一步通过connect实现
２，发送一个正确的BNEPSETUPCONNECTIONREQUESTMSG请求包，同时指定UUID为UUIDSERVCLASSPANU。这个包将是这样子：
3，发送一个extension字段可导致整数下溢的包，而且注意控制pbuf->offset变得比较小：
这样PoC就完成了。 CVE-2017-0781和CVE-2017-0782导致了堆溢出，一般会使得com.android.bluetooth崩溃，但是这个进程崩溃系统不会有提醒，需要去logcat来找崩溃的日志。这是两个很有品质的堆溢出漏洞，结合前面的信息泄露漏洞，是完全可以转化为远程代码执行的。
0x03
这篇分析到这里也就结束了，蓝牙出漏洞是个比较危险的事情，希望没有修补的能尽快修补，补丁链接如下：
CVE-2017-1000250
CVE-2017-1000251
CVE-2017-0785
CVE-2017-0781
CVE-2017-0782
确定自己是否有漏洞可以用我们提供的poc呀，关于蓝牙漏洞的研究，也希望能和各位多多交流。
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