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本文为看雪论坛优秀文章
看雪论坛作者ID：jmpcall
接着啃http://phrack.org/issues/66/10.html，前段时间在论坛发的The House of Mind（https://bbs.pediy.com/thread-271544.htm），已经对其中的4.1节--THE HOUSE OF MIND做了总结。本文接着原文的后续内容，对4.1.1节--FASTBIN METHOD、4.1.2节--av->top NIGHTMARE、4.2节--THE HOUSE OF PRIME，进行总结。
每种THE HOUSE OF XX，各自代表一种利用技术，适用于不同的漏洞形式，每种利用技术，可能又包含多种具体的利用方法，FASTBIN METHOD 和 av->top NIGHTMARE，正是THE HOUSE OF MIND的另外两个子方法，其中av->top NIGHTMARE是一种不成立的方法，作者将它写出来，可能是想表达：不要只想着学习已有的方法，自己也要尝试想想别的路子。漏洞代码已经在4.1节列出，为了方便阅读，这里再来一遍：/**K-sPecial's vulnerable program*/#include <stdio.h>#include <stdlib.h> int main (void) { char *ptr = malloc(1024); /* First allocated chunk */ char *ptr2; /* Second chunk */ /* ptr & ~(HEAP_MAX_SIZE-1) = 0x08000000 */ int heap = (int)ptr & 0xFFF00000; _Bool found = 0; printf("ptr found at %p\n", ptr); /* Print address of first chunk */ // i == 2 because this is my second chunk to allocate for (int i = 2; i < 1024; i++) { /* Allocate chunks up to 0x08100000 */ if (!found && (((int)(ptr2 = malloc(1024)) & 0xFFF00000) == \ (heap + 0x100000))) { printf("good heap allignment found on malloc() %i (%p)\n", i, ptr2); found = 1; /* Go out */ break; } } malloc(1024); /* Request another chunk: (ptr2 != av->top) */ /* Incorrect input: 1048576 bytes */ fread (ptr, 1024 * 1024, 1, stdin); free(ptr); /* Free first chunk */ free(ptr2); /* The House of Mind */ return(0); /* Bye */}
1、chunk2->size = 0x0d，fake_heap->ar_ptr = DTORS_END-4这个漏洞程序分配内存的布局，已经在The House of Mind（https://bbs.pediy.com/thread-271544.htm）这篇帖子中做了说明（由于FASTBIN METHOD不需要使用ptr指向的空间。所以相比于之前的内存布局图，下图将蓝色区域合并到灰色区域一起，这样只是为了让图片简洁，布局并没变化）：仍然欺骗NON_MAIN_ARENA=1，从而诱使glibc认为0x8100000处为chunk2所属heap的管理结构，与之前不同的是，0x0d表示chunk2的大小为8字节。(2) fake_heap->ar_ptr = DTORS_END-4FASTBIN METHOD的目标是欺骗glibc按上图中的流程执行，先假设可以按期望欺骗各个判断条件，最终欺骗glibc执行以下2行代码：fb = &(av->fastbins[fastbin_index(size)]);*fb = p; // av->max_fast = p
av和p分别对应布局图中的fake_arena和chunk2，而max_fast相对fake_arena起始位置偏移4字节，这正是欺骗glibc认为fake_arena位于DTORS_END-4的原因，因为这样就可以将位于DTORS_END处的指针值，修改为chunk2的地址，而不再指向.dtors()函数。另外，这个方法欺骗glibc执行的代码，是直接修改fake_arena这块内存，而之前的方法是欺骗glibc修改fake_arena->bins[2]指向的内存，所以，从布局图上看，这个方法比之前的方法，要少绕个弯。由于可以修改.dtors函数指针指向chunk2，所以很容易就能想到，chunk2处应该构造shell code，只不过为了满足(1)、(2)步骤中的欺骗条件，chunk2->size必须构造为0x0d。为了使"chunk_at_offset(p, size)->size <= 2*SIZE_SZ"判断条件不成立，对ptr处的值也有一定要求，除此之外，glibc执行"p->fd = *fb"这条语句时，还会修改ptr处的值，所以shell code必须往后放，chunk2位置放一条jmp指令跳转过去即可。在步骤(2)中，只是假设可以按期望欺骗各个判断条件，但是按照思路1的构造数据，这个假设是不成立的，主要因为两个原因：.dtors节的内容，是有规范的，由编译器决定（0xFFFFFFFF(DTORS_LIST开始标记) - dtors1()函数地址 - .. - dtorsN()函数地址 - 0x00000000(DTORS_END)）。比如漏洞程序没有设置.dtors()函数，.dtors节中就只有0xFFFFFFFF、0x00000000两个值，这样就导致fake_arena->mutex = 0xFFFFFFFF，进一步导致漏洞程序执行free()函数，调用内部的_int_free()之前，会被lock在外面，另外fake_arena->max_fast = 0，也无法欺骗判断2成立。system_mem偏移malloc_state结构1848字节，一般位于数据段和堆区之间的一块空白区域（程序加载时各个区段之间有对齐空间，不是紧挨着的），这块区域都被加载器填充为0，也就是说fake_arena->system_mem = 0，从而导致"chunksize(chunk_at_offset(p, size)) >= av->system_mem"判断成立。所以，即使能执行到_int_free()函数，也会在判断3处与期望相反。（不过，.got节一般在.dtors节之后，如果漏洞程序比较大，.got节相应也比较大的时候，fake_arena->system_mem就会落于.got节，就大概率不存在这个问题，因为.got节存放的经常是些地址值，当然也就比较大）2、chunk2->size = 0x0d，fake_heap->ar_ptr = &.got[f2]-4即fake_heap->ar_ptr = &.got[f1]，仍然存在与思路1同样的问题，首先，.got[f1]存储的是f1()函数的地址，也会使fake_arena->mutex != 0，另外，.got节和DTORS_LIST位置离的很近，再加上小程序的.got节很小，所以不管f1选择什么函数，&.got[f1]离DTORS_LIST位置一定也不远，这样，两个思路中fake_arena->system_mem的位置其实差不多，一般都为0。3、chunk2->size = 0x0d，fake_heap->ar_ptr = EBP由于main()栈帧上没有EIP（main()函数没有上一层函数可以返回，main()函数中的return会被编译器替换成exit()），所以为了说明后续思路，作者调整了一下漏洞程序：int fvuln(){ // 原漏洞程序main()函数中的代码} int main( int argc, char *argv[] ){ return fvuln();}
思路3的目的是，欺骗glibc认为chunk2所属的arena在EBP处（EBP为执行fvuln()函数时的EBP值，即fvuln()的栈帧起始位置，这个地方存的是main()的栈帧起始位置，往上4个字节存的是main()函数地址）。这样，利用"fake_arene->max_fast = chunk2"，就可以将fvuln()的返回地址修改为chunk2，而不再是main()函数，从而在fvuln()函数返回时，执行shell code。但是，这样仍然存在fake_arena->mutex != 0的问题，因为main()的栈帧起始位置不可能为0。4、chunk2->size = 0x15，fake_heap->ar_ptr = EBP-40x15表示chunk2的大小为16字节，"*fb = p"就会等效于"fake_arena->fast_bins[0] = chunk2"，也就是会修改相对fake_arena偏移8字节处的内容，那么fake_arene也应该位于EIP下方8字节处，即EBP-4，这样fake_arena->mutex的位置就可以与EBP错开了，它的值就可以等于EBP-4处的0。另外，将EBP-4作为fake_arena的起始位置，fake_arena->system_mem往往都是一个比较大的随机值（这个可以认为是经验，可以在gdb中用x/8x $ebp+1848验证），所以，将ptr处构造为0x09，是很容易让判断3不成立的，最终满足所有欺骗条件。但是我对EBP-4处为0这一点，比较疑惑，为此做了一个实验：结论就是EBP-4处为0的条件其实还挺苛刻的，可以理解为对漏洞程序、运行环境，又增加了要求，原文是这样说的：不管怎么说，调整chunk2的大小，至少为FASTBIN METHOD打开了一条新路，如果 EBP-4处仍然不为0，大不了继续调整chunk2的伪造大小，直到fake_arena->system_mem落在一个0值的位置。av->top NIGHTMARE的目标是欺骗glibc按如下流程执行：
但是，为了使判断9不成立，就得将chunk2->size构造为超级大的值（这样nextchunk才可以与被要求指向栈区的av->top相等），然后横跨几乎整个进程空间去构造nextchunk->size，以欺骗之前的其它判断，但是这样肯定会出现段错误，因为当中的大片空间，并没有跟系统分配，所以这个方法不成立。THE HOUSE OF PRIME适用于，可以利用bug控制malloc()返回值，并且漏洞程序中存在往该"分配内存"写用户输入的逻辑（比如先欺骗malloc()返回漏洞函数的EBP，后续通过用户输入，就可以改写漏洞函数的返回地址了），原文中的示范漏洞程序如下：#include <stdio.h>#include <string.h>#include <stdlib.h> void fvuln(char *str1, char *str2, int age){ int local_age; char buffer[64]; char *ptr = malloc(1024); char *ptr1 = malloc(1024); char *ptr2 = malloc(1024); char *ptr3; local_age = age; strncpy(buffer, str1, sizeof(buffer)-1); printf("\nptr found at [ %p ]", ptr); printf("\nptr1ovf found at [ %p ]", ptr1); printf("\nptr2ovf found at [ %p ]\n", ptr2); printf("Enter a description: "); fread(ptr, 1024 * 5, 1, stdin); free(ptr1); printf("\nEND free(1)\n"); free(ptr2); printf("\nEND free(2)\n"); ptr3 = malloc(1024); printf("\nEND malloc()\n"); strncpy(ptr3, str2, 1024-1); printf("Your name is %s and you are %d", buffer, local_age);} int main(int argc, char *argv[]){ if(argc < 4) { printf("Usage: ./hop name last-name age"); exit(0); } fvuln(argv[1], argv[2], atoi(argv[3])); return 0;}
根据The House of Mind的经验，这里就不再过于详细说明了，直接将内存布局、构造数据，以及漏洞程序的执行流程，汇总如下：
伪造chunk1->size，欺骗glibc将main_arena->max_fast修改为chunk1的地址，正常逻辑中，max_fast最大可以等于512字节，表示小于512字节的都是fast chunk，被改成chunk1地址（0x80XXXXX），就表示大小不超过0x80XXXXX的chunk，glibc都会将其当作fast chunk处理。有了步骤(1)的铺垫，chunk2会被glibc当作fast chunk释放，并且归属于main_arena->fastbins[289]，这显然已经在main_arena结构之外了，实际上正好与arena_key全局变量重叠（这是将chunk2->size构造为0x919的原因。可以事先通过objdump，查看arena_key与main_arena之间的偏移，并计算得到），从而又欺骗glibc将arena_key修改为chunk2，这样，通过构造chunk2的内容，就可以控制下一次malloc()返回任意想要的地址。经过步骤(2)后，glibc就会从arena_key分配内存，而arena_key->max_fast与chunk2->size是重叠的，即arena_key->max_fast=0x919，所以1032字节大小的chunk，会被当作fast chunk，从arena_key->fastbins[127]链表中摘取，根据构造数据可知，这个值为EBP。(4) strncpy(ptr3, argv[2], 1024-1)
此时ptr3=EBP，执行strncpy()，就会向上覆盖返回地址的值，并且拷贝内容来自用户输入，显然可以覆盖成shell code的地址，根据布局图可以看见，shell code的位置可以有很多选择，具体构造就不再重复叙述了。用于欺骗判断条件的构造数据，布局图中已经使用虚线标出，都不难理解，这里主要说明一下_int_malloc()中的判断2，要求chunk3->size必须与分配大小匹配（示范漏洞程序的第三个启动参数，是写入栈中的，所以正好可以被利用，满足这一点）。
实际中漏洞程序，逻辑是不受攻击者控制的，比如示范漏洞程序中最后一次malloc()的参数值，使判断1不成立，_ini_free()就会走后续逻辑，从unsorted bin中分配内存：
unsorted bin相当于一种缓存，每次尝试从unsorted bin分配chunk时，glibc总是从unsorted bin链表头依次取出其中的chunk，如果恰好满足分配内存的大小，就返回给调用者，否则转移到相应的fast bin(av->fastbins[x])或者bin(av->bins[x])。上图代码就是从unsorted bin链表头摘除chunk的过程，当中的if用于判断是否为last remainder chunk，构造数据可以很容易使其不成立，因此可以简化成以下4条语句：victim = unsorted_chunks(av)->bk; // victim位置确定，内容xbck = victim->bk; // bck位置x->bk，内容EIP-8unsorted_chunks(av)->bk = bck; ↑bck->fd = unsorted_chunks(av); // bck内容EIP-8
通过最后一条语句可知，如果欺骗bck=EIP-8，就可以将漏洞函数的返回地址，改写为unsorted_chunks(av)，即布局图中&arena_key->bins[0]，再通过第一条和第二条语句可知，如果往unsorted_chunks(av)->bk即&av->bins[0]+12处放入x，并往x->bk处放入EIP-8，就可以使bck=EIP-8。所以，x值其实有很多选择，只要保证通过溢出数据可以覆盖到，并且不与其它关键的构造位置冲突即可，原文中选的是&av->bins[0]+4，那么相应地，往x->bk即&av->bins[0]+16处放入EIP-8，并在&arena_key->bins[0]位置构造shell code，即可实现利用。
本次学习的利用技术，都依赖于可以将chunk大小伪造成8字节，而在较高的glibc版本中，已经增加了对释放chunk大小的检查，要求释放chunk必须满足最基本的大小（32位系统中为16字节，至少具有存放prev_size、size、fd、bk的空间），从而使这些攻击技术失效。所以攻防技术之间是持续博弈的，学习和创新，也需要不断持续，最近总结的两篇文章，只是二进制漏洞利用技术中的冰山一角，但也足以领教到真正计算机大佬的"扭曲"思维，有时候真觉得这些大佬就是"神经病"，自己只能平凡的做个正常人。看雪ID：jmpcall
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*本文由看雪论坛 jmpcall 原创，转载请注明来自看雪社区
文章来源: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MjM5NTc2MDYxMw==&mid=2458437403&idx=1&sn=c4dc698f33dcb90c3ef497bf5fca08e8&chksm=b18ff79186f87e87d635b2f1ead71e8c9172a5e3e243dd1e618712117f1ff110b4e1e42ba90f#rd
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