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Linux堆溢出漏洞利用之unlink

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

作者:走位@阿里聚安全

0 前言

之前我们深入了解了glibc malloc的运行机制 (文章链接请看文末 ), 下面就让我们开始真正的堆溢出漏洞利用学习吧。说实话,写这类文章,我是比较怂的,因为我当前从事的工作跟漏洞挖掘完全无关,学习这部分知识也纯粹是个人爱好,于周末无聊时打发下时间,甚至我最初的目标也仅仅是能快速看懂、复现各种漏洞利用POC而已…鉴于此,后续的文章大致会由两种内容构成:1)各种相关文章的总结,再提炼;2)某些好文章的翻译及拓展。本文两者皆有,主要参考文献见 这里

1 背景介绍

首先,存在漏洞的程序如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

在代码[3]中存在一个堆溢出漏洞:如果用户输入的argv[1]的大小比first变量的666字节更大的话,那么输入的数据就有可能覆盖掉下一个chunk的chunk header——这可以导致任意代码执行。而攻击的核心思路就是利用glibc malloc的unlink机制。

上述程序的内存图如下所示:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

2 unlink技术原理

2.1 基本知识介绍

unlink攻击技术就是利用”glibc malloc”的内存回收机制,将上图中的second chunk给unlink掉,并且,在unlink的过程中使用shellcode地址覆盖掉free函数(或其他函数也行)的GOT表项。这样当程序后续调用free函数的时候(如上面代码[5]),就转而执行我们的shellcode了。显然,核心就是理解glibc malloc的free机制。

在正常情况下,free的执行流程如下文所述:

PS: 鉴于篇幅,这里主要介绍非mmaped的chunks的回收机制,回想一下在哪些情况下使用mmap分配新的chunk,哪些情况下不用mmap?

一旦涉及到free内存,那么就意味着有新的chunk由allocated状态变成了free状态,此时glibc malloc就需要进行合并操作——向前以及(或)向后合并。这里所谓向前向后的概念如下:将previous free chunk合并到当前free chunk,叫做向后合并;将后面的free chunk合并到当前free chunk,叫做向前合并。

一、向后合并:

相关代码如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

首先检测前一个chunk是否为free,这可以通过检测当前free chunk的PREV_INUSE(P)比特位知晓。在本例中,当前chunk(first chunk)的前一个chunk是allocated的,因为在默认情况下,堆内存中的第一个chunk总是被设置为allocated的,即使它根本就不存在。

如果为free的话,那么就进行向后合并:

1)将前一个chunk占用的内存合并到当前chunk;

2)修改指向当前chunk的指针,改为指向前一个chunk。

3)使用unlink宏,将前一个free chunk从双向循环链表中移除(这里最好自己画图理解,学过数据结构的应该都没问题)。

在本例中由于前一个chunk是allocated的,所以并不会进行向后合并操作。

二、向前合并操作:

首先检测next chunk是否为free。那么如何检测呢?很简单,查询next chunk之后的chunk的PREV_INUSE (P)即可。相关代码如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

整个操作与”向后合并“操作类似,再通过上述代码结合注释应该很容易理解free chunk的向前结合操作。在本例中当前chunk为first,它的下一个chunk为second,再下一个chunk为top chunk,此时top chunk的 PREV_INUSE位是设置为1的(表示top chunk的前一个chunk,即second chunk,已经使用),因此first的下一个chunk不会被“向前合并“掉。

介绍完向前、向后合并操作,下面就需要了解合并后(或因为不满足合并条件而没合并)的chunk该如何进一步处理了。在glibc malloc中,会将合并后的chunk放到unsorted bin中(还记得unsorted bin的含义么?)。相关代码如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

上述代码完成的整个过程简要概括如下:将当前chunk插入到unsorted bin的第一个chunk(第一个chunk是链表的头结点,为空)与第二个chunk之间(真正意义上的第一个可用chunk);然后通过设置自己的size字段将前一个chunk标记为已使用;再更改后一个chunk的prev_size字段,将其设置为当前chunk的size。

注意:上一段中描述的”前一个“与”后一个“chunk,是指的由chunk的prev_size与size字段隐式连接的chunk,即它们在内存中是连续、相邻的!而不是通过chunk中的fd与bk字段组成的bin(双向链表)中的前一个与后一个chunk,切记!。

在本例中,只是将first chunk添加到unsorted bin中。

2.2 开始攻击

现在我们再来分析如果一个攻击者在代码[3]中精心构造输入数据并通过strcpy覆盖了second chunk的chunk header后会发生什么情况。

假设被覆盖后的chunk header相关数据如下:

1) prev_size =一个偶数,这样其PREV_INUSE位就是0了,即表示前一个chunk为free。

2) size = -4

3) fd = free函数的got表地址address – 12;(后文统一简称为“free addr – 12”)

4) bk = shellcode的地址

那么当程序在[4]处调用free(first)后会发生什么呢?我们一步一步分析。

一、向后合并

鉴于first的前一个chunk非free的,所以不会发生向后合并操作。

二、向前合并

先判断后一个chunk是否为free,前文已经介绍过,glibc malloc通过如下代码判断:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

PS:在本例中next chunk即second chunk,为了便于理解后文统一用next chunk。

从上面代码可以知道,它是通过将nextchunk + nextsize计算得到指向下下一个chunk的指针,然后判断下下个chunk的size的PREV_INUSE标记位。在本例中,此时nextsize被我们设置为了-4,这样glibc malloc就会将next chunk的prev_size字段看做是next-next chunk的size字段,而我们已经将next chunk的prev_size字段设置为了一个偶数,因此此时通过inuse_bit_at_offset宏获取到的nextinuse为0,即next chunk为free!既然next chunk为free,那么就需要进行向前合并,所以就会调用unlink(nextchunk, bck, fwd);函数。真正的重点就是这个unlink函数!

在前文2.1节中已经介绍过unlink函数的实现,这里为了便于说明攻击思路和过程,再详细分析一遍,unlink代码如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

此时P = nextchunk, BK = bck, FD = fwd。

1)首先FD = nextchunk->fd = free地址– 12;

2)然后BK = nextchunk->bk = shellcode起始地址;

3)再将BK赋值给FD->bk,即(free地址– 12)->bk = shellcode起始地址;

4)最后将FD赋值给BK->fd,即(shellcode起始地址)->fd = free地址– 12。

前面两步还好理解,主要是后面2步比较迷惑。我们作图理解:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

结合上图就很好理解第3,4步了。细心的朋友已经注意到,free addr -12和shellcode addr对应的prev_size等字段是用虚线标记的,为什么呢?因为事实上它们对应的内存并不是chunk header,只是在我们的攻击中需要让glibc malloc在进行unlink操作的时候将它们强制看作malloc_chunk结构体。这样就很好理解为什么要用free addr – 12替换next chunk的fd了,因为(free addr -12)->bk刚好就是free addr,也就是说第3步操作的结果就是将free addr处的数据替换为shellcode的起始地址。

由于已经将free addr处的数据替换为了shellcode的起始地址,所以当程序在代码[5]处再次执行free的时候,就会转而执行shellcode了。

至此,整个unlink攻击的原理已经介绍完毕,剩下的工作就是根据上述原理,编写shellcode了。只不过这里需要注意一点,glibc malloc在unlink的过程中会将shellcode + 8位置的4字节数据替换为free addr – 12,所以我们编写的shellcode应该跳过前面的12字节。

3 对抗技术

当前,上述unlink技术已经过时了(但不代表所有的unlink技术都失效,详情见后文),因为glibc malloc对相应的安全机制进行了加强,具体而言,就是添加了如下几条安全检测机制。

3.1 Double Free检测

该机制不允许释放一个已经处于free状态的chunk。因此,当攻击者将second chunk的size设置为-4的时候,就意味着该size的PREV_INUSE位为0,也就是说second chunk之前的first chunk(我们需要free的chunk)已经处于free状态,那么这时候再free(first)的话,就会报出double free错误。相关代码如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

3.2 next size非法检测

该机制检测next size是否在8到当前arena的整个系统内存大小之间。因此当检测到next size为-4的时候,就会报出invalid next size错误。相关代码如下:

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3.3 双链表冲突检测

该机制会在执行unlink操作的时候检测链表中前一个chunk的fd与后一个chunk的bk是否都指向当前需要unlink的chunk。这样攻击者就无法替换second chunk的fd与fd了。相关代码如下:

Linux堆溢出漏洞利用之unlink

4 另一种unlink攻击技术

经过上述3层安全检测,是否意味着所有unlink技术都失效了呢?答案是否定的,因为进行漏洞攻击的人脑洞永远比天大!之前刚好看到一篇 好文 (强烈推荐),主讲在Android4.4上利用unlink机制实现堆溢出攻击。众所周知,Android内核基于linux,且其堆内存管理也是使用的glibc malloc,虽然在一些细节上有些许不同,但核心原理类似。该文介绍的攻击方式就成功绕过了上述三层检测。

5 总结

本文详细介绍了unlink攻击技术的核心原理,虽然上述介绍的unlink漏洞利用技术已经失效,而其他的unlink技术难度也越来越大,但是我们还是有必要认真学习,因为它一方面可以进一步加深我们对glibc malloc的堆栈管理机制的理解,另一方面也为后续的各种堆溢出攻击技术提供了思路。

从上文的分析可以看出,unlink主要还是利用的glibc malloc中隐式链表机制,通过覆盖相邻chunk的数据实现攻击,那么我们能不能在显示链表中也找到攻击点呢?请关注下一篇文章:基于fastbin的堆溢出漏洞利用介绍。

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