环境： win7 x86
一、 概要
前面的文章写了，要实现一个exploit的编写，分析的方向就要放在漏洞点的下半部分，
本文写的是通过IOCL对象进行的池溢出，参考的是b2ahex的文章，因为别的都是利用是BITMAP进行布局。
二、 自己对Exploit的理解
要写一个Exploit，首先就要梳理以下几点：
1. 目前该漏洞的利用方向是什么（好像大多数都是提权）。
2. 根据利用方向再寻找利用的位置，以及该位置的元素（参数）是否可控。
因为CVE-2018-8120的利用点是任意读写，最大利用就是提权。因此我们从提权的角度开始研究。
1. 首先要明白的事情是何为提权？
用语言描述就是权限提升，从普通用户权限提升到了管理员权限。那么对应到代码的世界是什么呢？其实就是cs、ss、EIP和ESP（也诠释了各种门的设计）（微观角度），如果在加上一条那便是ACL机制-常用就是TOKEN）（宏观角度）的控制。
举个列子：
从应用层代码到了内核层，但是由于通过漏洞我们控制了cs、ss、EIP和ESP，从而执行了我们预先安排好的代码，创建了CMD进程，并进行了token的替换，在用户层使用whoami指令查看用户，就会发现是管理员权限。
(1) 从上面自己的看法中，因此编写这个程序分为两点去考虑。
① 微观的把控，其实就是寻找可以任意读写的位置，通过这个位置，执行指定位置的shellcode。
② 宏观的把控，修改ACL的规则，常用的就是替换Token。
(2) 通过中断门实验看待这2点，我觉得可以得出，宏观的把控是为了上层更好的利用，以及简便的考虑，其实微观的把控才是最重要的。因为中断门就是把控了微观的角度，从而让R3某个函数具有R0的权限。
2. 简而言之，exploit就是对微观和宏观控制的诠释。
三、 分析
1. 找到可以利用的位置
从漏洞点的位置出发，可以看到敏感函数 qmemcpy，那么它是否就是利用点呢？还要看它的参数是否能被我们控制。
从上图不难看出，它的第一个参数V4的来源于V3，V2的参数来源于这个函数本身的参数。于是焦点就变成了这个函数的两个参数是否可控，那便就要看上一层。
这个函数的v2来源于GetProcessWindowStation函数，对于分析过这个漏洞的人，应该知道这个是可控的，而V4来源于V1。此时我们可以可以断定qmemcpy就是利用位置。
2. 顺序分析注意的点
为什么要进行这一步呢？这是因为为了保证构造的数据要走到漏洞利用的位置。
由上图可知，参数1+0x14(为NULL)+0x2c(填充目的位置)+0x48(为NULL)，满足这几个条件才可以走到我们的利用点的位置。
3. 总体流程图
由于可以控制读写的位置，所以控制这个位置到池的位置，覆盖池的某些位置来达到触发shellcode代码。
其实主要是为了溢出池中对象头的TypeIndex。通过构造TypeIndex=0（这里涉及到使用零页面），通过对象执行某些回调函数，来达到执行shellcode的目的。
常见的方法就是通过closehandle来执行相应的回调。
四、 代码编写思路
采用的方式是池溢出：
池喷射最重要的就是构造池的布局，为了稳定性，可以选择泄漏内核地址（NtQuerySystemInformation）
其次池的布局已经构造完毕，但是由于只能拷贝0x15c个字节，所以我们要计算从相邻的空闲池的哪个位置开始复制。
推导公式:
开始复制的地址 +0x15c = 泄露的内核地址 -0xC +1(+1是为了将这个地址重写了，而不是刚好到这里)
公式: 开始复制的地址 = 泄露的内核地址 - 0xC +1 - 0x15c = 泄露的地址-0xC-0x15b
由于要覆盖 POOL_HEADER + OBJECT_HEADER_QUOTA_INFO + OBJECT_HEADER（中的TypeIndex） ，计算大小为 0x23个字节， 因此需要构造UserBuffer最后0x23 个字节。
代码见附件1
五、 BUG调试
刚开始我的代码是构造了一个裸函数来进行残根函数调用，但是总是堆栈总是会少一个值，需要自己push一下，才可以堆栈平衡。这是因为裸函数外部也会实现一个 add esp,4。
后来我也尝试了一下b2ahex的方法，但是发现他会push两次，比较好奇，我尝试了push一次，那么就直接BSOD。为什么会导致这个问题呢？其实可以通过分析系统写的函数来观察这个堆栈。
以ZwOpenProcess为例：
堆栈是这样的：
但是如果少压入一个值的话，堆栈就会变成：
其实这样的堆栈只会影响R0拷贝R3的参数：
在KiFastCallEntry的时候会将参数拷贝过去，但是会从残根函数返回地址+8（esp）的位置进行拷贝，如果我们不压入一个值，那么拷贝的就是随机值，就会导致蓝屏。
验证这个结论：
这是拷贝一个参数的过程。
从下图可以看出来，esp+8，才等于参数。
从上面的KiFastSystemCall函数可以看出，进入内核给edx备份一下esp,方便后续使用edx进行拷贝参数。此时的esp指向残根函数的返回地址。
通过分析，我们会发现进行拷贝的时候会将edx+8，这也告诉我们微软在设计的时候，就指定了R3进入内核前存放参数的位置。
通过源码再探池管理机制
如果想了解内核池的管理和分配，那么就要分析一下InitializePool、MiAllocatePoolPages和ExAllocatePoolWithTag的函数了。
由于ExAllocatePoolWithTag比较长，后续给出完整的流程。这个函数主要就是网上写的分配的流程，先从Lookaside、再ListHead，其次才分配大页。
先看InitializePool初始化池的函数。
此函数为指定的池类型初始化池描述符。一旦初始化，该池可用于分配和释放。
在系统初始化期间，应针对每种基本池类型调用一次此函数。
每个池描述符包含一个用于空闲块的列表头数组。每个列表头保存的块是POOL_BLOCK_SIZE的倍数。列表[0]上的第一个元素将大小为POOL_BLOCK_SIZE的空闲条目链接在一起，第二个元素[1]将POOL_BLOCK_SIZE * 2，第三个POOL_BLOCK_SIZE * 3等的条目链接在一起，最多可容纳一个页面的块数。
首先会计算PoolTrackTableSize的大小，获取的办法有两种，一种是注册表指定，一种是使用默认的值。
计算完大小后，就为其分配内存空间。
其次会使用Hash算法为这块内存初始化tag标签。
接下来，使用同样的算法，申请PoolBigPageTable表，PoolBigPageTable申请后，会有一个初始化过程。也就是将其中va成员置为0x1，以表示空闲。
其次插入到PoolTrackTable中，这个表通过分析，其实就是用来记录非分页和分页池的使用情况。也可以通过结构观察到其用途。
最后一步就是初始化非分页池的描述符，用来管理非分页池的使用情况。
总结一下：
InitializePool函数就是先初始化了一个空间用来管理各种池的分配情况，接下来就是初始化了PoolBigPageTable结构，最后就是初始化了非分页的描述符。PoolBigPageTable结构的用途目前还不清楚。
MiAllocatePoolPages函数的分析：
这个函数主要是用来分配池页面的。
首先会对输入的大小进行向上取整并+1。
BASE_POOL_TYPE_MASK = 1，说明了 0 和 1才是基础的池类型，同时也验证，只有非分页池和分页池才是基础类型。
当要分配的页面小于1（页）时，首先是从单链表中获取。
如果需要的空间 大于4096（1页），那么就在空闲的非分页池链表中分配，
MmNonPagedPoolFreeListHead链表有四个，要从哪个链表中开始分配是由 需要的页数决定的。（注意：这里是开始分配）
找到指定的链表后，判断其大小，如果满足就开始进行分配
得出的结构就是 这个池的 开始地址为 0x825c900。
从这个算法可以看出，池页面是从最后一个地址开始分配的（也可以反向推导），分配完之后有一个摘链和插链的操作。这一步操作其实是调整链表，因为4个链表是1、2、3为同一个类型，分配对应的大小，当大于等于4时，就会从最后一个链表分配。所以有种情况就是当第4个链表分配后所剩的页数不足4页时，那么就要将其插入到前面的三个链表中。
分配完毕后，调整一下记录空闲非分页池的全局变量。
虚拟地址分配了也要在物理地址（PFN）标识一下，这里可以看出在PFN中标识了起始分配置位，以及结束分配位置。
总结一下：
MiAllocatePoolPages函数就是找到空闲的结点，通过这结点计算分配的位置，最后在物理地址（PFN）上标记一下。
