ctf-HITCON-2016-houseoforange学习

堆溢出点

利用步骤

　　创建第一个house，修改top_chunk的size

　　创建第二个house，触发sysmalloc中的_int_free

　　创建第三个house，泄露libc和heap的地址

　　创建第四个house，触发异常

一点疑惑

参考资料

堆溢出点

图1　　堆溢出点

　　edit函数中没有对那么长度进行校验。

利用步骤

创建第一个house，修改top_chunk的size

　　　　top_chunk的size也不是随意更改的，因为在sysmalloc中对这个值还要做校验

  assert ((old_top == initial_top (av) && old_size == 0) ||((unsigned long) (old_size) >= MINSIZE &&prev_inuse (old_top) &&((unsigned long) old_end & (pagesize - 1)) == 0));/* Precondition: not enough current space to satisfy nb request */assert ((unsigned long) (old_size) < (unsigned long) (nb + MINSIZE));

　　　　所以要满足：

大于MINSIZE(0X10)
小于所需的大小 + MINSIZE
prev inuse位设置为1
old_top + oldsize的值是页对齐的

创建第二个house，触发sysmalloc中的_int_free

　　　　如果要触发sysmalloc中_int_free，那么本次申请的堆大小也不能超过mp_.mmap_threshold，因为代码中也会根据请求值来做出不同的处理。

 if (av == NULL|| ((unsigned long) (nb) >= (unsigned long) (mp_.mmap_threshold)&& (mp_.n_mmaps < mp_.n_mmaps_max)))

　　　　如果请求的堆块大小nb大于等于mp_.mmap_threshold就可能走mmap分支，而不是扩展原来heap的大小了。

　　　　触发_int_free后，top_chunk就被释放到unsortbin中了。以下将它称作old_top。之所以要这样操作，是因为程序本身的限制，让我们不能分配到想要的内存区。

　　　　本身的限制：　　　

一次操作的对象只能是最近一次创建的house指针
没有释放操作

　　　　通过这种方式，在空闲区有了堆块，也就存在了链表指针，通过一定的方式就拿到想要的数据了。

创建第三个house，泄露libc和heap的地址

　　　　本次创建house分配的堆块从unsortbin中分配，指定的大小要小于old_top，系统会将old_top切分成两块。

　　　　在把old_top从unsortbin链中取下后，会将其插入相应的largebin中

/* remove from unsorted list */
unsorted_chunks (av)->bk = bck;//将old_top从unsortbin中取下
bck->fd = unsorted_chunks (av);…
victim_index = largebin_index (size);//计算old_top大小在largebin那个层次
bck = bin_at (av, victim_index);
fwd = bck->fd;
…victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;//将old_top的fd_nextsize和bk_nextsize都指向old_top本身
…
mark_bin (av, victim_index);
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;//将old_top加入largebin链表中
bck->fd = victim;

　　　　在后面分割堆块后，保存有指针信息的堆块会被分配给用户，而且这些信息malloc不会擦除。

图2　　old_top加入largebin链表中

　　　　剩下的堆块(下文依然称之为为old_top)又被加入到unsortbin中了。

　　　　然后输入8个字节，调用see函数，那么bk处保存的指针信息就得到了。这个就是unsortbin的地址，这个地址处于libc中，减掉一个偏移就是libc的起始地址了。

　　　　重新输入24个字节，调用see函数，那么bk_nextsize处保存的指针信息就得到了。这个是本次分割前的old_top块起始地址。减掉一个偏移就是heap的起始地址了。

为第四步触发异常布局内存。

　　　　　　本题的利用思路，是通过修改IO_list_all指针来控制异常处理的流程到我们指定的函数。如何触发异常，第四步会说。

while ((victim = unsorted_chunks (av)->bk) != unsorted_chunks (av))
{
bck = victim->bk;
…
unsorted_chunks (av)->bk = bck;
bck->fd = unsorted_chunks (av);

　　　　　　IO_list_all的地址需要拿到libc.so后才能确定。通过覆盖此时的old_top的size域和bk指针，来重写IO_list_all。

　　　　　　将bk指针覆盖为&IO_list_all -0x10，因此IO_list_all被重写为unsortbin-0x10。

　　　　　　将size域设置为0x60。为什么是0x60而不是70、80呢？

　　　　　　先来看看，设置为0x60后会给后续的malloc造成什么影响。

unsorted_chunks (av)->bk = bck;
bck->fd = unsorted_chunks (av);
…
if (in_smallbin_range (size))
{
victim_index = smallbin_index (size);// victim_index=6
bck = bin_at (av, victim_index);//bck=&av->bins[10]-0x10
fwd = bck->fd;
}
…
mark_bin (av, victim_index);
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;//old_top被加入av->bins[10]的链表中了。
bck->fd = victim;

　　0x60属于smallbin的范围了，所以此时的old_top被加入到smallbin[4]的链表中。又为何要加入到smallbin[4]中呢？此时IO_list_all=&unsortbin-0x10，距离smallbin[4]的偏移是0x60，再来看看IO_FILE的结构体

struct _IO_FILE {int _flags;           /* High-order word is _IO_MAGIC; rest is flags. */
#define _IO_file_flags _flags/* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. *//* Note:  Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */char* _IO_read_ptr;   /* Current read pointer */char* _IO_read_end;   /* End of get area. */char* _IO_read_base;  /* Start of putback+get area. */char* _IO_write_base; /* Start of put area. */char* _IO_write_ptr;  /* Current put pointer. */char* _IO_write_end;  /* End of put area. */char* _IO_buf_base;   /* Start of reserve area. */char* _IO_buf_end;    /* End of reserve area. *//* The following fields are used to support backing up and undo. */char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */char *_IO_backup_base;  /* Pointer to first valid character of backup area */char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */struct _IO_marker *_markers;struct _IO_FILE *_chain;
…

　　可以看到，IO_FILE偏移0x60的字段是struct _IO_marker *_markers，偏移0x68的字段是struct _IO_FILE *_chain。而这两个的值恰恰是old_top的起始地址。

　　原来改为0x60是为了将old_top加入smallbin[4]，而smallbin[4]的fd和bk指针恰好对应于IO_FILE结构体中的_markers和_chain字段。这个时候，算是明白参考文章所说，无法控制main_arena中的数据，但是通过chain链，将控制转移到我们到我们能控制的地方。

图3　　IO_list_all被重写后

　　　　　　那如何使用chain字段呢？

while (fp != NULL)
{
…fp = fp->_chain;

　　　　　　当fp指向old_top的时候，那一切都好说了。为了使用vtable，我们还要过一段校验代码。

      if (((fp->_mode <= 0 && fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_write_base)
#if defined _LIBC || defined _GLIBCPP_USE_WCHAR_T|| (_IO_vtable_offset (fp) == 0&& fp->_mode > 0 && (fp->_wide_data->_IO_write_ptr> fp->_wide_data->_IO_write_base))
#endif)&& _IO_OVERFLOW (fp, EOF) == EOF)

fp->_mode <= 0不成立，所以
_IO_vtable_offset (fp) == 0、fp->_mode > 0和fp->_wide_data->_IO_write_ptr> fp->_wide_data->_IO_write_base必须成立
我们将vtable的值改写成我们构造的vtable起始地址
将_wide_data字段改写成IO_FILE中字段_IO_read_ptr的地址 //此处错误，在参考的利用脚本中并不是改成_IO_read_ptr的地址。而是vtable前0x28个字节，这些字节恰好能满足fp->_wide_data->_IO_write_ptr> fp->_wide_data->_IO_write_base。当然，也可以改成IO_FILE中字段_IO_read_ptr的地址，但是在payload中需要额外构造一些数据来满足条件了

　　　　　　而传递给over函数的参数是fp，fp指向old_top，起始处被写为”/bin/sh\0x00”

创建第四个house，触发异常

　　如上面第三步所述，old_top的size被改写为0x60，本次分配的时候，会先从unsortbin中取下old_top，加入到smallbin[4]，同时，unsortbin.bk也被改写成了&IO_list_all-0x10，所以此时的victim->size=0那么不会通过校验，进入malloc_printerr，触发异常。

一点疑惑

　　关于前面调用_int_free将old_top释放到unsortbin我是一笔带过。但是这个地方有一点问题。

old_size = (old_size - 4 * SIZE_SZ) & ~MALLOC_ALIGN_MASK;
set_head (old_top, old_size | PREV_INUSE);
chunk_at_offset (old_top, old_size)->size = (2 * SIZE_SZ) | PREV_INUSE;
chunk_at_offset (old_top, old_size + 2 * SIZE_SZ)->size = (2 * SIZE_SZ) | PREV_INUSE;
if (old_size >= MINSIZE){
_int_free (av, old_top, 1);

　　old_top被释放之前，用最后的0x20个字节构造了两个chunk的header信息。size都设置为2 * SIZE_SZ。但是就是这里有问题。

nextchunk = chunk_at_offset(p, size);
nextsize = chunksize(nextchunk);
if (__builtin_expect (nextchunk->size <= 2 * SIZE_SZ, 0)
|| __builtin_expect (nextsize >= av->system_mem, 0))
{
errstr = "free(): invalid next size (normal)";
goto errout;

　　这个校验会不通过。但是事实却是通过了。很困惑。不知道自己哪点理解出现了偏差。

　　近来才想起来还有这个问题没处理，其实代码已经告诉我答案了。

　　chunk_at_offset (old_top, old_size)->size = (2 * SIZE_SZ) | PREV_INUSE;

　　此时size设置了prev_inuse位，自然在后面的校验中大于2 * SIZE_SZ

　　__builtin_expect (nextchunk->size <= 2 * SIZE_SZ

参考资料

[1] CTF Pwn之创造奇迹的Top Chunk

http://bobao.360.cn/ctf/detail/178.html

[2] HITCON CTF Qual 2016 - House of Orange Write up

http://4ngelboy.blogspot.jp/2016/10/hitcon-ctf-qual-2016-house-of-orange.html

[3] glibc-2.23源码

转载于:https://www.cnblogs.com/shangye/p/6268981.html