堆利用之单字节溢出(off-by-one)

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前言

大家好,今天的话题是迄今为止我最喜欢的堆利用开发技术(就Linux而言)——单字节溢出(off-by-one),该技术非常棒,尽管多年来malloc已经被强化了多次,但是它还是成功的绕过了所有的缓解措施。

为了向你们演示这个技术,我专门写了一个pwnable,环境是Ubuntu 16.04。

 

二进制浏览

在介绍攻击的理论之前,我们先快速浏览一下这个程序的汇编。

1.我们可以新建块对象,块对象的结构如下:

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声明:为了便于区分,后文统一将strunck chunk结构所在的块成为属性块,而char* data指向的块称为数据块,属性块加上数据块称为块对象。

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2.我们可以转储块对象的内容。

3.我们可以释放块对象,这里并不存在bug。

4.我们还可以编辑块对象的内容,有趣的事就在这里。

可以看到,上面的片段最后调用了一个函数,经验丰富的”老鸟”应该一眼就能看出这里有一个很严重的BUG。考虑一下下面的情况:

如果我们对块对象0调用edit()函数,那么它就会根据块对象0的数据块指针找到对应的数据块,然后在数据块的结尾处添加一个NULL字节。

通过简单的计算,我们会发现0x603030+0x88已经跑到块对象1的范围中了,而且恰好是块对象1属性块的size域,所以添加的NULL字节会覆盖size域的最低字节,导致块对象1的大小从0x21变成0x00。这就是传说中的单字节溢出(off-by-one),那如何利用这个BUG呢,别急,听我细细道来。

 

libc泄漏

再利用之前我们需要先做一些准备,比如泄露libc。

此时释放块对象0有以下的效果:

块对象0的数据块大小是0x90,按理说应该放到small bin中去,但堆管理器为了提高效率,会先将其放到unsorted bin中,让它有第二次机会,源码如下:

释放后可以看到块对象0数据块中的前向指针和后向指针都指向了libc中的main arena。他们的值相同是因为此时此刻,该块是该双向链表中的唯一一个空闲块。Main arena的情况如下:

从上图可以看到,块对象0释放后,属性块和数据块分别放到了fastbin和unsorted bin中,根据malloc的源码,如果此时新建一个块对象,那么fastbin中的块会作为新块对象的属性快返回给我们,而如果我们的数据长度不超过0x90,比如0x08,那么unsorted bin中的那个空闲块就会成为新块对象的数据块。同时malloc为了节省内存,会将unsorted bin中的那个块进行切割,返回一个大小对齐后的块,如下:

要想泄漏libc指针,我们只需请求合适的大小(比如0x08)使其刚好能够包含libc指针就可以了。你可能注意到了后向指针的值变成了0x00007ffff7dd3838,至于为什么会这样,就由你自己研究了。

现在我们只要转储这个新块的值,我们就可以获得libc的地址,最后计算得到libc基址(最后获取函数地址会用到)。

 

The whys & hows

我们的总体思路是分配一个新块对象A,然后利用A的数据块去覆盖一个正在使用的块对象B的属性块,然后我们通过编辑A的数据块,将B中的数据块指针换成我们指定的地址(比如GOT表项的地址就是一个不错的选择),再然后,我们就可以通过编辑B的“数据块”从而获得任意地址写的能力。

在此之前我们需要先分配几个块。

我们先忽略参数的具体意义,后面我会详细解释。现在main arena的情况是:

reminder块的大小是0x70,这对我们的分配有什么意义呢?就像前面解释的,每新建一个块对象,我们都需要先用0x20个字节来存放属性(也就是属性块),而0x20很明显比0x70小,所以reminder块又会被分割,最后,reminder块的大小会变成0x50。

而对于我们的数据,由于已经没有空闲块可以承载我们的数据了,所以malloc

只能指望top chunk了,源码如下:

现在来看一下我们的分配操作造成的影响。

可以看到,unsorted bin中的块已经被放到了small bin相应的链表中,而reminder块的地址移到了更远的地方,同时大小变成了0x50,而top chunk为了满足请求,移动了0x210个字节。下面是gdb中的视图:

我们接着再建两个块对象。

准备工作全部完成,注意,块X就是我们前面用“D”填充的那个块,而块Y是用“E”填充的那个,而用“F”填充的那个是用来隔离的。还有一点是,上图的chunk x和chunk y都指的是数据块,他们的属性块是通过刚刚small bin中的那个块分割得到的,所以没有在这里。

 

Previous size 域

当一个块A被释放后,如果它的大小不在fastbin的范畴,邻接块A的块B就需要更新关于A的信息,操作很简单,就是将块B上的IN_USE位设置为0,然后将块B上的Previous size域设置为块A的大小,表示块A已经被释放了。我们结合实际情况来看一下:

可以看到,块X的释放后,块Y的size域的值从0x111变成了0x110。而块Y的Previous size域也从0x00变成了0x210。注意,Previous size只有当前一个块被释放了才会被使用,其他时候都是用来存放前一个块的数据。你可以简单的算一算,0x6033f0(块Y的地址)减去0x210就等于0x6031e0。

为了让你们有更好的直观感受,接下来的操作过程我会进行两次,不同之处在与,第一次的操作不会用NULL覆盖块X的size域,而第二次操作会用NULL覆盖块X的size域,这样通过对比,可以获得更直观的印象。

首先,利用块X释放后留下的空间新建一个块对象(比X小)。

Malloc会执行一下操作:

具体过程总结如下:

  • 用空闲块X的当前大小减去我们请求的大小(0x210-0x110)得到reminder块的大小。
  • 计算reminder块的地址(0x6031e0 + 0x110 )。
  • 将释放后的块X从unsorted bin链表中摘除,准备分割。
  • 将它声明为reminder块(av->last_remainder = remainder)。
  • 用set_head宏更新reminder块的size域。
  • 更新块Y的Previous size域。
  • 将切割好的块返回给用户。

新的内存视图如下:

我们计算一下各值。

看样子,上面的操作没有错。

我们现在来看一下另一种情况——在建新块对象之前用NULL覆盖块X的size域。

 

Null Byte Poisoning

我们将利用前面发现的一个结论:edit()函数会将传入的字符串的末尾加上一个NULL。

(块1紧邻块X)

我们在这里先解释一下前面新建块对象X时的参数:

malloc在从链表中摘除空闲块的时候进行一些检查,我们需要绕过他们:

实际上,我们只需要绕过第一个检查就行了,第二个检查我们符合条件。第一个检查如下:

其实就是检查后一个块的Previous size 域的值是否等于前一个块的大小。由于我们会将块X的大小改为0x200,而地址0x6031e0 + 0x200=0x6033e0还处于块X中,为了绕过检查,我们需要对0x6033e0的值做一定的手脚。

也就是说,我们需要将0x6033e0处的值修改为0x200,否则上面的检查就会检测到内存损坏,然后终止该程序的运行。

接下来进行分配操作。

注意到了吗?块Y的Previous size域并没有被更新为reminder块的大小,而且reminder块的大小比第一种情况少了0x10,通过对比我们可以看到,reminder块的大小实际被写到了0x6033e0,也就是在块Y的Previous size域的基础上往上偏移了0x10的地方,这绝不是偶然,我们计算一下:

可以看到,因为我们前面通过NULL覆盖修改了块X的大小,经过一系列连锁反应,导致了set_foot宏实际更新的地址变成0x6033e0(因为0x6032f0 + 0xf0 = 0x6033e0)。这是一个对我们很有利的条件,因为现在块Y还以为前一个空闲块在它前面0x210处,而不知道,实际上那里已经发生了翻天覆地的变化。

那我们怎么利用这个有利条件呢?我们的主要目标是要想办法覆盖数据块指针。让我们继续探索并见证奇迹的发生。

我们在分配了新块对象W之后,块Y假的Previous size域已被更新为0x40(0xf0 – (0x90 + 0x20)) == 0x40)。我们成功的在块Z和块Y之间放置了一个数据块指针(如果你明白我意思的话),接下来的操作你估计也想到了,我们先释放块Z。

如果现在释放块Y,会发生什么?

从源码可以看到,块Y释放后,malloc会检查它前面是否有空闲块,以便进行合并操作,注意,前面说过,块Y还以为它的前一个块大小为0x210,也就是起始地址在往前偏移0x210的地方,而现在0x210处是什么?是我们刚刚释放的块Z,这样一来,事情就变得很有趣了。

可以看到,先后释放块Z和块Y之后,malloc进行了合并操作,从块Z开始,到块Y结束的整片空间被合并成了一个空闲块。其原因是为块Y检查它前面是否有空闲块时,发现空闲的块Z,但是由于我们的“恶意操作”,导致块Y的Previous size域没有被更新(值一直是0x210),而malloc又没有检查块Z的大小,所以malloc认为块Z的到大小就是0x210,然后整片空间就变成了一个空闲块。但是不要忘了在这个空闲块的空间中,还有一个没有被释放的块W,这就为我们交叠块W创造了条件。

现在来看一下main arena的情况:

如果此时我们再分配一个大小为0x140的块会怎样?我们猜一下:

  • 根据fastbin的后进先出原则,块0x603060应该会被返回给我们作为属性块。
  • 而我们数据的长度是0x140,为了存放我们的数据,块0x6031e0应该会被返回给我们。

可以看到我们已经成功的用atoi()对应的GOT表项的地址覆盖了块对象W的数据块指针,剩下的就是对块对象W调用edit()函数,然后用将atoi()的地址换成其他地址,比如system()。

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