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# El laboratorio `wosuid` — RCE root **sin** bit setuid
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foowosd un demonio deliberadamente vulnerable que es root porque fue
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*INICIADO* como root (puerto 2344, solo loopback por defecto)
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foowosc el exploit: convierte un desbordamiento de pila en un **shell**
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root ejecutando shellcode — los mismos 23 bytes que rompieron el
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demonio user-level `food` del laboratorio principal
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Este es el tercer laboratorio de la serie. La misma cadena de herramientas de
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exploit, el mismo estilo, una diferencia fundamental:
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| Laboratorio | cómo el proceso objetivo se vuelve root | ¿shell `uid=0(root)`? |
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| food/fooc | nunca — es un demonio de usuario normal | no |
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| foosd/foosc | el bit SUID (`chmod u+s`) — euid 0, ruid 1000 | sí (exige `setreuid` en el shellcode, porque bash resetea euid→ruid) |
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| **foowosd/foowosc** | **ninguno — root *inicia* el demonio** (sudo / systemd `User=root`) | **sí (shellcode `execve` normal)** |
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El bit setuid es un *medio de transporte* de privilegios — no los privilegios
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mismos. Un demonio iniciado por root tiene uids real, efectivo y guardado todos
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iguales a 0. Para el kernel es root, punto; no puede ni quiere saber si el
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proceso llegó ahí vía `+s` en un archivo o vía `sudo ./foowosd`. El
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desbordamiento de un demonio iniciado por root es por tanto un exploit root —
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*"no tengo binarios SUID" no es lo mismo que "no soy explotable".*
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Esa es toda la lección de este laboratorio. Todo lo demás es el mecanismo.
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## Inicio rápido (lo que pidió el usuario)
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cd wosuid
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make # compila el demonio, el exploit y el harness de prueba
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### Lo auténtico — ejecuta el demonio como **root**
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sudo make run-root # inicia foowosd como uid 0 (proceso, no estado de archivo)
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make test-root # cada técnica debe dar ahora uid=0(root)
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### ¿Sin sudo? El camino de kernel idéntico vía un user namespace
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make run-root-ns # uid 0 en un user namespace — no se necesita contraseña
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make test-root # los mismos veredictos; lo usa la CI y todo el que no tenga sudo
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### Referencia — demonio como tu usuario normal (root en ninguna parte)
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make run # foowosd corre con tus uids
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make test # los exploits aterrizan shells, pero se espera que `root` sea MISSING
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### Rito de limpieza (siempre: esto es un laboratorio de shell root)
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make stop
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`foowosd` *no* es setuid, y nada en este directorio hace nunca `chmod +s` —
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ese es el punto. El estado peligroso es **el proceso**, no el archivo.
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## Cuando te digan que pongas el bit SUID
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No te lo van **a** decir. Este laboratorio no tiene deliberadamente ningún bit
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SUID:
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- `foowosd` se compila, te pertenece y tiene permisos normales como cualquier
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otro programa.
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- Se vuelve root como hacen los demonios reales — siendo *iniciado* por root.
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- `make run-root` usa `sudo` para exactamente eso, y `make run-root-ns`
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consigue un proceso uid 0 real sin nada de eso.
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El bit Suid pertenece al laboratorio *hermano* (`foosd`). El contraste entre los
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dos es el plan de estudios:
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1. Laboratorio SUID: el bit da **euid 0, pero ruid 1000** → `execve("/bin/sh")`
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es degradado por el guardián de bash (`euid != ruid` → reset) → el shellcode
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debe llamar primero a `setreuid(0,0)` (payload de 32 bytes).
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2. Este laboratorio: root **inicia** el proceso → **ruid == euid == 0** → el
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guardián no tiene nada que resetear → el shellcode `execve` normal de 23
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bytes conserva root.
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El mismo desbordamiento. La misma técnica. *Origen* de privilegios diferente,
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forma de payload distinta. Esa es la lección en miniatura.
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## El protocolo
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Sea cual sea el tipo de cliente que se conecta, foowosd lo saluda con:
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FOOWOSD 1.0 ids=0/0 leak stack=0x7ffd… libc=0x7f… (el banner + las fugas)
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BUF=0x7ffd… (la dirección del búfer)
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`ids=euid/ruid` es el canal *"¿soy root?"*. foowosc imprime una advertencia
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fuerte cuando euid no es 0 (es decir, iniciaste el demonio como usuario
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normal): el payload sigue aterrizando, pero el shell se convierte en un shell
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de usuario, y llamar al exploit "roto" sería falso — solo que no escala.
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> Nota ortográfica: `ids=`, no `euid=`/`ruid=`. El harness de prueba prueba un
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> `id` vivo haciendo match de la forma literal `uid=NNN(`, así que el banner
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> nunca debe contener una subcadena que satisfaga ella misma la comprobación.
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> (En el laboratorio SUID, exactamente esa trampa produjo un falso positivo
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> espectacular.)
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## Las técnicas de exploit (`foowosc -t …`)
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Las cuatro rutas de exploit de abajo funcionan contra foowosd. Cuando el demonio
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es root, **todo lo que hace spawn de algo da root** — a diferencia del
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laboratorio SUID, donde ret2win/ret2libc eran degradados silenciosamente a uid
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1000 por el guardián de bash. Aquí no hay desajuste que vigilar.
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| `-t` | qué ocurre | cuando el demonio es root |
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| `shellcode` | `execve("/bin/sh", NULL, NULL)` de 23 bytes corre en la pila. | **shell root** (por defecto) |
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| `ret2win` | salto a `win()` → `execl("/bin/sh")` | **shell root** |
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| `ret2libc` | ROP: `pop rdi; ret` → `"/bin/sh"` → `system()` | **shell root** |
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| `demo` | solo desbordamiento de basura — espera un SIGSEGV en el log del demonio | crash, por diseño |
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| `leak` | solo imprime fugas, no envía payload | n/a |
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./foowosc -t shellcode # interactivo; objetivo por defecto 127.0.0.1:2344
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./foowosc -t shellcode -n # enviar y reportar, sin sesión interactiva
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Una sesión interactiva exitosa retransmite tu terminal al shell *en la víctima*
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— hay exactamente un shell en el cuadro, y es `/bin/sh` corriendo como root
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dentro de foowosd. Escribe `id` para ver `uid=0(root)`.
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### Por qué no hay una técnica `ret2win-root` aquí
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foosc tenía una — saltaba a un `win_root()` que llamaba a `setreuid(0,0)`
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antes del exec, porque un proceso setuid corría con un uid real que todavía
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decía 1000. Un proceso *iniciado* por root ya tiene el uid real en 0; no hay
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nada que limpiar, así que la función y la técnica extra no enseñarían nada.
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Eliminada.
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## Qué hace foowosc, paso a paso
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1. **Análisis estático** — `objdump -d` de `./foowosd`. Encuentra
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`vulnerable_handler`, `win()`, el `lea -0x50(%rbp)` que direcciona `buf`, y
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el primer `ret` desnudo. A partir del desplazamiento calcula
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`rip_off = 80 + 8 = 88`. Nada está hardcodeado; sobrevive a una
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recompilación.
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2. **Auto-introspección** — lee su propio `/proc/self/maps` y hace `dlsym()` de
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`system`/`read` para aprender los *offsets* de libc. La base libc del
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objetivo es `leaked_read − off_read`, luego `system = base + off_system`,
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etc. Esa aritmética de delta es la razón por la que los exploits sobreviven
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a las versiones de libc.
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3. **Conecta** — lee el banner/las fugas (`ids=`, `stack=`, `libc=`, `BUF=`).
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4. **Construye el payload** — para `shellcode`: 23 bytes de código máquina,
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basura hasta `rip_off`, luego la RIP guardada = `buf` (para que el `ret`
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salte dentro del código). Para `ret2win`/`ret2libc`: direcciones calculadas
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del análisis — no se necesita ejecución de pila.
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5. **El fix de alineación** — un `ret` desnudo secuestrado da a la callee
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`rsp ≡ 8 (mod 16)`, y el código SSE2 de glibc falla con `movaps` en una pila
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mal alineada (el crash-reporter registra `si_addr=(nil)` — la pista).
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foowosc inserta un gadget `ret` extra antes del objetivo real y restaura la
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invariante. Una técnica de guante de seda en un laboratorio de shellcode,
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pero es la diferencia entre un payload que "a veces funciona" y uno que
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siempre funciona.
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6. **Envía, luego retransmite** — el proceso víctima *es* el shell; este
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proceso solo splissea bytes. Sin shell local, sin otro lector — el bug del
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cursor de lectura único (un byte comido por trozo) está documentado en
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`become_shell()`.
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## Los errores deliberados del demonio (todos en `foowosd.c`, todas clases CWE reales)
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| # | error | CWE | nota |
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| 1 | `read(fd, buf, 512)` en un búfer de pila de 64 bytes | CWE-120 | el desbordamiento: 448 bytes más allá de `buf`, RIP guardada en +88 |
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| 2 | solo `snprintf(line, …, "%.*s", …)`; pero `%` del atacante en el camino de eco | CWE-134 | la fuga es aquí el payload real; un `%n` en un proceso *root* sería write-what-where como root |
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| 3 | los hijos conservan root mientras manejan entradas no confiables | CWE-271 | el `drop_privs()` correcto (setgroups→setgid→setuid, en ese orden, con verificación) está en el archivo, comentado, *deliberadamente nunca llamado* |
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| 4 | `ids=`, `stack=`, `libc=`, `BUF=` revelados a cualquier cliente | CWE-200 | sin estas fugas, las técnicas de shellcode y ret2libc no podrían calcular direcciones (ASLR las vencería) |
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El handler tiene exactamente la misma forma `buf[64]`/`read(512)` que los otros
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dos laboratorios, así que el pipeline común de reconocimiento basado en objdump
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funciona sin cambios.
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## Cómo inspeccionar el demonio (camino de aprendizaje)
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make status # ¿corre? ¿como qué uid? se muestra el estado del archivo
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make run-root # o run / run-root-ns
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./foowosc -t leak # mira el banner y las fugas, no envíes nada
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./foowosc -t demo # desbordamiento de basura -> SIGSEGV, registrado con RIP/rsp
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./foowosc -t shellcode # el shell root interactivo
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make test-root # matriz completa, todas las técnicas, --must-root
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```
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Crash-reporter: En SIGSEGV, el demonio registra la dirección de error, RIP y
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RSP. Un `ret` dentro de un `0x4141…` no canónico falla en el `ret` mismo (RIP
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como `0x4028xx`, `si_addr=(nil)`) — bueno saberlo antes de leer mal una línea
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de log como desreferencia NULL.
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## Por qué el shellcode es de 23 bytes, no de 32
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31 f6 xor esi, esi ; argv = NULL
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31 d2 xor edx, edx ; envp = NULL
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48 bf 2f62696e2f736800 movabs rdi, "/bin/sh\0"
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57 push rdi
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48 89 e7 mov rdi, rsp
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6a 3b push 0x3b ; 59 = execve
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58 pop rax
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0f 05 syscall
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```
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El laboratorio SUID necesita `setreuid(0,0)` delante de esto. Este laboratorio
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no, por la razón repetida en todas partes: **ruid ya es 0**, porque root inició
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el proceso. `make verify` prueba que los bytes en `foowosc.c` son, byte a byte,
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lo que `shellcode.S` ensambla.
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## Mitigaciones — qué cambia `make hardened`
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Build endurecida (`-fstack-protector-strong -fPIE -pie -z noexecstack`):
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| técnica | `foowosd` vulnerable | `foowosd_hardened` endurecido |
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| `shellcode` | shell root (pila ejecutable) | SIGSEGV en la comprobación de canary / NX |
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| `ret2win` / `ret2libc` | shell root | la canary aborta el `ret` — pero nota: una build *PIE* también vuelve aleatorias estas direcciones |
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| `demo` | SIGSEGV, registrado | SIGSEGV, registrado |
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`make test-hardened` lo demuestra en vivo. La observación importante no es solo
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que las mitigaciones mataron las técnicas — es que **no** convirtieron al
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demonio en "no-root". Una build endurecida que todavía se *inicia* como root
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sigue siendo un demonio root; la mitigación solo sube el listón para el
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atacante. Mínimo privilegio (`drop_privs()`) y seguridad de memoria son dos
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errores distintos, y un demonio que no necesita root no debería tenerlo.
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## Barandillas de seguridad (la misma política que el laboratorio SUID)
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- **Solo loopback.** foowosd se niega a enlazarse a nada que no sea `127.0.0.1`
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/ `localhost` / `::1`, salvo que des `-L`. Un demonio root en una interfaz
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real es un *servicio root remoto*. `-L` existe solo para mostrar la
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barandilla; no lo uses en algo que importe.
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- **El estado se registra en voz alta.** Al arrancar imprime `ruid/euid` y si
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esto es un proceso root, para que siempre sepas qué resultado de exploit
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esperar.
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- **Los veredictos vienen del código de salida** en `make test*` (el código de
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retorno del harness pty), nunca de hacer grep de su stdout — la salida
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grepable miente.
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- **La pty debe correr en cooked + ECHO off**, si no, el harness ecoa su propia
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línea de comandos y falsifica el marcador. El harness apaga ECHO y mantiene
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ECHONL activo.
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- **Rito de limpieza:** `make stop` después de cada sesión. Si el demonio es
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propiedad de root, `stop` te dice que ejecutes `sudo pkill -x foowosd`.
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- Nunca ejecutes esto en un host que te importe. Existe para repartir shells
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`uid=0` por la interfaz loopback.
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## Ejercicios
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1. Ejecuta `make run` (demonio de usuario), luego `./foowosc -t shellcode`.
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¿Por qué el shell no es root? (Comprueba `ids=` en el banner — foowosc te
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lo dice antes de que siquiera te conectes.)
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2. `make stop && sudo make run-root && make test-root`. Explica a partir de la
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línea del banner por qué las cuatro técnicas dan ahora `uid=0(root)`.
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3. Encuentra `drop_privs()` en `foowosd.c` y lee *por qué el orden* de
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`setgroups → setgid → setuid` importa. Decide dónde en `main()` encajaría, y
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qué se vuelve la superficie de ataque del laboratorio cuando de verdad se
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llama.
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4. Calcula `rip_off` a mano desde `objdump -d foowosd`: encuentra el
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`lea -0xNN(%rbp)` de `buf` dentro de `vulnerable_handler`, luego `NN + 8`.
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foowosc hace exactamente eso; comprueba su cálculo contra el tuyo.
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5. `make hardened && make test-hardened`. ¿Qué técnica cae ante la canary, y
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cuál ante NX? ¿Por qué el endurecimiento no cambia lo que `make status`
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reporta sobre *el proceso*?
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6. Compara los shellcodes de los dos laboratorios: 23 bytes aquí, 32 para
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foosd. ¿Qué hacen los 9 bytes extra, y por qué solo se necesitan en el caso
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SUID?
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7. Lee el comentario de `become_shell()` sobre el cursor de lectura único.
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Reconstruye mentalmente el estado de fallo: dos lectores en un socket
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significa que el shell de login come un byte por trozo — "uid=1000…" llega
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como "id=1000…". ¿Por qué un proceso relay no puede tener nunca este error?
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## Archivos
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foowosd.c el demonio root vulnerable (cada línea comentada)
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foowosc.c el exploit (cada línea comentada)
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shellcode.S el assembly de referencia para el payload de 23 bytes
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tests/pty_wosuid_test.c el harness pty (marcador + comprobación estricta de forma id)
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Makefile build / run / run-root / run-root-ns / test /
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test-root / verify / hardened / clean …
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```
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Laboratorios hermanos: `../food.c`/`../fooc.c` (referencia user-level, puerto
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2342) y `../suid/` (demonio root SUID `foosd`/`foosc`, puerto 2343). Los
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puertos son deliberadamente distintos — puedes ejecutar los tres a la vez y
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cruzar sus líneas `ids=` en el banner. |