House of Spirit学习调试验证与实践
作家:Bug制造机
SRE实战 互联网时代守护先锋,助力企业售后服务体系运筹帷幄!一键直达领取阿里云限量特价优惠。House of Spirit和其他的堆的利用手段有所不同。它是将存在的指针改写指向我们伪造的块(这个块可以位于堆、栈、bss任何一个位置)并且free掉欺骗glibc达到把伪造块回收到bins中不过在free之前,需要设置当前伪造块和下一个伪造块的size字段,满足free()的安全检测机制,从而欺骗glibc。
下面是一个demo小程序先感性的体会下:
#include<stdio.h> #include<stdlib.h> struct fast_chunk { size_t pre_size; size_t size; struct fast_chunk *fd; struct fast_chunk *bk; char buf[0x20]; }; int main(void) { struct fast_chunk fake_chunks[2]; void *ptr,*victim; ptr=malloc(0x30); fake_chunks[0].size=sizeof(struct fast_chunk); fake_chunks[1].size=sizeof(struct fast_chunk); ptr=(void *)&fake_chunks[0].fd; free(ptr); victim=malloc(0x30); }
调试验证
所以:
&fake_chunks[0]=0x7fffffffdda0
&fake_chunks[1]=0x7fffffffdde0
因为是fd的地址,所以是:0x7fffffffddb0
free之后,伪造的块已经加入到了fastbin的链表中去了
此时再申请和伪造的块大小一样的块
返回了和之前free的伪造块一样的块。
至于地址为什么是&fake_chunks[0]+0x10是因为返回的可用memory就是位于pre_size和size字段之后。这个和chunk的结构有关
为什么当前构造块和下一个构造块要填充size字段?
分析下free的源码就知道了:
void public_fRE(Void_t* mem) { mstate ar_ptr; mchunkptr p; // mem相应的chunk ... p = mem2chunk(mem); //将 mem转换为chunk地址 if (chunk_is_mmapped(p)) //检查chunk的mmp位 { munmap_chunk(p); //用unmmap的方式直接取消映射 return; } ... ar_ptr = arena_for_chunk(p); //找到chunk对应的area ... _int_free(ar_ptr, mem); //调用init_free()函数进入正常的free块并检测以及回收的流程 }
为了让伪造的块进入到正常的free流程,所以要使得构造的当前chunk的size字段的mmp对应位是0就行了。
接下来是_init_free函数:
void _int_free(mstate av, Void_t* mem) { mchunkptr p; // mem相应的chunk INTERNAL_SIZE_T size; //size,大小 mfastbinptr* fb; //联系fast bin ... p = mem2chunk(mem); //memory转换为chunk size = chunksize(p); //获得chunksize ... if ((unsigned long)(size) <= (unsigned long)(av->max_fast)) //当前chunk的size字段的比较,不能超过fastbin的最大值 { if (chunk_at_offset(p, size)->size <= 2 * SIZE_SZ || __builtin_expect(chunksize(chunk_at_offset(p, size)) >= av->system_mem, 0)) //比较下一个chunk的size字段,2*SIZE_ZE<chunksize<av->system_mem { errstr = "free(): invalid next size (fast)"; goto errout; } ... fb = &(av->fastbins[fastbin_index(size)]); ... p->fd = *fb; *fb = p; } }
所以要设置好下个chunk的size字段。
看懂了,在网上找了道题练练手:
xdctf2016的pwn200:
虽然存在另外的解法,这里不管,只是为了学习HouseOfSpirit。
先分析流程:
存在offbyone,只要完整的输入48个字节,就会泄露出ebp的值,因此是可以使用shellcode的,至于怎么触发shellcode,肯定需要修改返回地址,由于程序在每个函数返回前会进入下一个函数执行,因此在开始的函数里面想要直接写入返回地址,得避免破坏掉调用的子函数的栈帧才行,不太可能
执行测试就知道:
划线的就是泄露的ebp的值。
输入id的值。
然后进入:
申请了一个块,然后先通过buff获得输入,然后再通过strcpy复制到申请的块当中,并将块的地址赋值到全局变量的指针ptr中去,并且这个ptr是可以被覆盖重写的。
然后进入:
这个函数的内容和经典的菜单题没什么区别。
checkout函数是把块给free掉
checkin则是申请块,并填充块的内容:
仔细调试分析可以发现,在提示输入who are u?的函数里边,id是我们可以控制的,然后进入了函数400A29
然后分配了money局部变量,也是我们可控的,stack的图大致如下
=============stack===================
money
...
返回地址
...
id =====================================
money和id都是可控的。就返回地址不可控,再结和文章开始houseofspirit的使用条件是两个可控的chunk。
那其实这道题是HouseOfSpirit,已经很明显了。
解题思路
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从程序流程开始,先在栈中布置shellcode,并泄露出ebp的值,从而计算出shellcode在栈中的值。
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输入id作为下一个chunk的size字段的id的值
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将局部分量money伪造成一个chunk,构造好大小并且使得大小把返回地址包括在内,把ptr的值溢出覆盖为构造的chunk的地址,这个地址可以通过泄露的ebp计算出来
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free掉伪造的chunk
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重新申请大小和伪造的chunk一致的块,使得系统将伪造的chunk分配给我们
- 申请回来之后,返回地址就是我们可控的了,再将shellcode的地址写入返回地址处,控制程序返回就可以getshell
栈中布置图
调试关键:
[md]0x400ac7处打断点,查看泄露ebp以及shellcode布置相关
0x400b26处打断点,查看id在栈中的位置
0x400a5f处打断点,伪造chunk
exp
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