雪城大学信息安全讲义 4.3~4.4

3 对抗措施

3.1 应用安全工程原则

使用强类型语言，例如 Java、C#，以及其他。使用这些语言，可以避免缓冲区溢出。
使用安全的库函数
- 可能拥有缓冲区溢出问题的函数：gets、strcpy、strcat、sprintf。
- 这些函数更加安全：fgets、strncpy、strncat以及snprintf。

3.2 系统化代码修改

StackShield：分离控制（返回地址）和数据。
- 它是保护返回地址的 GCC 编译器扩展。
- 当函数调用时，StackShield 将返回地址复制到不能覆盖的区域。
- 从函数返回时，返回地址被存储。因此，即使栈上的返回地址发生改变，也没有效果，因为原始的返回地址在返回地址用于跳转之前复制了回来。

StackGuard：标记缓冲区的边界

观察：一个人需要覆盖返回地址之前的内存，来覆盖返回地址。换句话说，攻击者很难治修改返回地址，而不修改返回地址之前的栈内存。
无论函数什么时候调用，都可以将一个哨兵值放在返回地址的旁边。
如果函数返回值，哨兵值发生改变，就代表发生了缓冲区溢出。
StackGuard 也内建于 GCC。
我们可以理解 StackGuard 如何工作，通过下面的程序（我们模拟了编译器，手动将保护代码添加到函数中）。处于明显的原因，我们在这个例子中使用整数作为哨兵值，它还不够强大。我们可以使用多个整数作为哨兵值。

/* This program has a buffer overflow vulnerability. */
/* However, it is protected by StackGuard */ #include <stdlib.h> #include <stdio.h> #include <string.h>int func (char *str) {int canaryWord = secret; char buffer[12];/* The following statement has a buffer overflow problem */ strcpy(buffer, str);if (canaryWord == secret) // Return address is not modified return 1; else { // Return address is potentially modified ... error handling ... }
}
static int secret; // a global variable
int main(int argc, char **argv) { // getRandomNumber will return a random number secret = getRandomNumber();char str[517]; FILE *badfile;badfile = fopen("badfile", "r"); fread(str, sizeof(char), 517, badfile); func (str); printf("Returned Properly\n"); return 1;
}

3.3 操作系统方法

地址空间随机化（ASLR）：猜测恶意代码的地址空间是一个缓冲区溢出的关键步骤。如果我们可以使恶意代码的地址难以预测，攻击就能变得更困难。多种 Linux 发行版都已经使用了 ASLR 来随机化堆和栈的起始地址。这使得猜测准确地址变得困难。下面的命令（只能由 Root 运行）开启或禁用 ASLR：
```
# sysctl -w kernel.randomize_va_space=2 // Enable Randomization # sysctl -w kernel.randomize_va_space=0 // Disable Randomization
```
不幸的是，在 32 位机器上，即使地址空间随即化了，熵依然不是非常大，来放置猜测。实际上，如果你尝试多次，你的成功率就会非常高。我们的经验表明，几分钟的尝试足以成功利用 Intel 2GHz 的机器。
不可执行栈：从攻击中，我们可以观察到，攻击者将恶意代码放置在栈上，并跳转到它。由于栈是数据而不是代码的地方，我们可以将栈配置为不可执行，因此防止了恶意代码的执行。

这个保护机制叫做 ExecShield，多种 Linux 发行版已经实现了该机制。ExecShield 本质上禁止了储存在栈上的任意代码的执行。下面的代码（只能由 Root 执行）开启或禁用了 ExecShield。
```
# sysctl -w kernel.exec-shield=1 // Enable ExecShield # sysctl -w kernel.exec-shield=0 // Disable ExecShield
```
在下一节中，我们可以看到，这种保护模式并没有解决缓冲区溢出问题，因为另一种类型的攻击，叫做 Return-to-Libc 攻击不需要可执行的栈。

4 不可执行栈和 Return-to-Libc 攻击

为了利用基于栈的缓冲区溢出漏洞，攻击者需要将代码段注入到用户的栈上，之后执行栈上的代码。如果我们使栈的内存段不可执行，即使代码注入到了栈中，代码也不能够执行。这样，我们就可以放置缓冲区溢出攻击。严格来说，这易于实现，因为现代 CPU 架构（例如 x86）的确允许操作系统来将一块内存变为不可执行。但是，还是没有那么简单：许多操作系统，例如 Linux，将代码保存到栈中，因此需要可执行的栈。例如，Linux 为了处理信号，需要在用户栈中放置代码序列。这个序列会在处理信号时执行。

新版本的 Linux 已经使栈只存放数据了。因此，栈可以配置成不可执行。在 Fedora 中，我们可以执行下列命令来使栈不可执行：

# /sbin/sysctl -w kernel.exec-shield=1

不幸的是，使栈不可执行不能完全放置缓冲区溢出。它使运行栈上的代码变得不可能，但是还有其它方法来利用缓冲区溢出漏洞，不需要执行栈上的任意代码。Return-to-Libc 攻击就是这种攻击。

为了理解这种新型攻击，让我们回忆从栈中执行恶意代码的主要目的。我们知道它为了调用 Shell。问题就是，我们是否能够不实用输入的代码来调用 Shell？这实际上是可行的：我们可以使用操作系统自身的代码来调用 Shell。更加具体来讲，我们可以使用操作系统的库函数来完成我们的目标。在类 Unix 系统中，叫做 Libc 的共享库提供了 C 运行时。这个库是多数 C 程序的基础，因为它定义了系统调用，以及其他基本的设施，例如open、malloc、printf、system，以及其他。Libc 的代码已经作为共享运行时库在内存中了，并且他可以被所有应用访问。

函数system是 Libc 中的函数之一。如果我们可以使用参数/bin/sh调用这个函数，我们就可以获得 Shell。这是 Return-to-Libc 攻击的基本原理。攻击的第一部分类似于使用 Shellcode 的攻击，它溢出了缓冲区，并修改了栈上的返回地址。第二部分所有不同。不像 Shellcode 方式，返回地址不指向任何注入的代码。它指向 Libc 中函数system的入口。如果我们执行正确，我们就可以强迫目标程序执行system("/bin/sh")，它会加载 Shell。

挑战：为了完成 Return-to-Libc 攻击，我们需要客服如下困难：

如何寻找system的位置？
如何寻找字符串/bin/sh的位置？
如何将字符串/bin/sh的地址传递给system函数？

4.1 寻找`system`函数的位置

在多数 Unix 操作系统中， Libc 库始终加载到固定内存地址中。为了寻找 Libc 函数的地址，我们可以使用下面的 GDB 命令（假设a.out是任意程序）：

$ gdb a.out
(gdb) b main
(gdb) r
(gdb) p system $1 = {<text variable, no debug info>} 0x9b4550 <system>
(gdb) p exit $2 = {<text variable, no debug info>} 0x9a9b70 <exit>

从上面的 GDB 命令，我们可以发现，system函数的地址是0x9b4550，函数exit的返回地址是0x9a9b70。你系统中的实际地址可能不同。

我们也可以调用函数dlopen和dlsym来寻找 Libc 中函数的地址。

#include <dlfcn.h>#define LIBCPATH "/lib/libc.so.6" /* on Fedora */void *libh, *sys;if ((libh = dlopen(LIBCPATH, RTLD_NOW)) == NULL){ // report error
}if (( sys = dlsym (libh, "system")) == NULL){ // report error
}
printf("system @ %p\n", sys);

4.2 寻找`/bin/sh`的地址

有几种方式来寻找这种字符串的地址：

使用缓冲区溢出问题，直接将地址插入栈中，之后猜测它的地址。
在执行漏洞程序之前，创建环境变量，值为/bin/sh。当 C 程序从 Shell 执行时，它就会从 Shell 继承所有环境变量。下面，我们定义了新的 Shell 变量MYSHELL，并使它的值为/bin/sh。
```
$ export MYSHELL=/bin/sh
```
我们使用这个变量的地址作为system调用的参数。这个变量在内存中的位置可以使用下面的程序轻易在内存中找到：
```
void main() { char* shell = getenv("MYSHELL"); if (shell) printf("%x\n", shell);
}
```
如果站地址没有随机化，我们会发现打印出了相同地址。但是，当我们运行另一个程序时，环境变量的地址可能和你刚刚运行的程序不一样。这种地址在你修改程序名称时就可能改变（因为文件名称的字符数量不同了）。好消息是，Shell 的地址会很接近你是用上一个程序打印出来的东西。因此，你可能需要尝试几次直到成功。
我们也知道，函数system在自己的代码中使用/bin/sh。因此，字符串必然存在于 Libc。如果我们能够寻找字符串的位置，我们就可以直接使用这个字符串。你可以在 LIBC 库文件（/lib/libc.so.6）中搜索字符串rodata：
```
$ readelf -S /lib/lib.so.6 | egrep ’rodata’
[15] .rodata PROGBITS 009320e0 124030 ......
```
上面命令的结果表明，.rodata段起始于0x009320e0。.rodata段用于储存不变数据，字符串常量/bin/sh应该储存在这一段内。你可以编写程序来在起始于0x00932030的内存中搜索字符串。

4.3 将`/bin/sh`的地址传给`system`

为了让system执行命令/bin/sh，我们需要将命令字符串的地址作为参数传给system。就像调用任何函数那样，我们需要通过栈传递参数。因此，我们需要将参数放到栈上的正确位置。为了执行正确，我们需要清晰理解调用函数的时候，函数的栈帧如何构建。我们使用小型的 C 程序来理解函数调用在栈上的影响：

/* foobar.c */
#include<stdio.h>
void foo(int x) { printf("Hello world: %d\n", x);
}
int main() { foo(1); return 0;
}

我们可以使用gcc -S foobar.c来将这个程序编译为汇编代码。产生的文件foobar.s像这样：

   ...... 8 foo: 9 pushl %ebp
10 movl %esp, %ebp
11 subl $8, %esp
12 movl 8(%ebp), %eax
13 movl %eax, 4(%esp)
14 movl $.LC0, (%esp) : string "Hello world: %d\n"
15 call printf
16 leave
17 ret ......
21 main:
22 leal 4(%esp), %ecx
23 andl $-16, %esp
24 pushl -4(%ecx)
25 pushl %ebp
26 movl %esp, %ebp
27 pushl %ecx
28 subl $4, %esp
29 movl $1, (%esp)
30 call foo
31 movl $0, %eax
32 addl $4, %esp
33 popl %ecx
34 popl %ebp
35 leal -4(%ecx), %esp
36 ret

调用和进入foo。让我们专注于调用foo时的栈。我们可以忽略之前的栈。要注意，行号而不是指令地址用于解释。

28~29 行：两个语句将值 1，也就是foo的参数压入栈。这个操作使%esp增加了 4。两个豫剧之后的栈由图 3(a) 描述：

图 3：foo的进入的返回
30 行：call foo：这个语句将call语句的下一条语句的地址压入了栈（也就是返回地址），并跳到foo的代码。当前的栈由图 3(b) 描述。
9~10 行：函数foo的第一行将%ebp压入了栈，来保存上一个帧指针。第二行让%ebp指向当前的帧。当前的栈由图 3(c) 描述。
11 行：subl $8, %esp：栈指针发生改变，来为局部变量和两个传给printf的参数分配空间（8 个字节）。所以函数foo中没有局部变量，8 字节全部用于参数。请见图 3(d)。

离开foo：现在控制流传给了函数foo。让我们看看当函数返回时，栈上发生了什么。

16 行：leave：这个指令隐式执行两条指令（在早期 x86 发行版中它是一个宏，但是后来做成了一个指令）：
```
mov %ebp, %esp
pop %ebp
```
第一条语句释放了为函数分配的栈空间，之后跳到了返回地址。当前的栈由图 3(e) 描述。
17 行：ret：这个指令只是弹出栈的返回地址，之后跳到返回地址，当前的栈图 3(f) 描述。

4.4 `/bin/bash`中的保护

如果/bin/sh指向了/bin/bash，即使我们可以在权限的 Set-UID 程序中调用 Shell，我们也不能获得 Root 权限。这是因为 Bash 会自动降低它的权限，如果它执行在 Set-UID Root 上下文中。

但是，有几种方式来绕过这个保护模式。虽然/bin/bash限制了 Set-UID 程序的运行，它的确允许以真实的 Root 权限运行 Shell。所以，如果我们可以将当前的 Set-UID 进程转换为真实的 Root 进程，在我们调用/bin/bash之前，我们就可以绕过这个 Bash 的限制。setuid(0)系统调用可以帮助你实现它。因此，我们首先需要调用setuid(0)，之后调用system("/bin/sh")。所有这些可以使用 Return-to-Libc 机制来实现。

基本上，我们需要两次 Return-to-Libc。我们首先让目标程序返回到 Libc 的setuid函数。当这个函数返回时，它会从栈上抓取返回地址，并跳到该地址。如果我们可以让这个返回地址指向system，我们就可以让函数setuid强制返回到system的入口。在执行这个过程时，我们需要十分小心，因为我们需要将合理的参数放到栈的正确位置。