Linux堆溢出漏洞利用之unlink

作者:[email protected]

0x00 前言


之前我们深入了解了glibc malloc的运行机制(文章链接请看文末),下面就让我们开始真正的堆溢出漏洞利用学习吧。说实话,写这类文章,我是比较怂的,因为我当前从事的工作跟漏洞挖掘完全无关,学习这部分知识也纯粹是个人爱好,于周末无聊时打发下时间,甚至我最初的目标也仅仅是能快速看懂、复现各种漏洞利用POC而已…鉴于此,后续的文章大致会由两种内容构成:1)各种相关文章的总结,再提炼;2)某些好文章的翻译及拓展。本文两者皆有,主要参考文献见这里

0x01 背景介绍


首先,存在漏洞的程序如下:

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#!c
/*
 Heap overflow vulnerable program.
 */
#include <stdlib.h>
#include <string.h>

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

/*[1]*/ first = malloc( 666 );
/*[2]*/ second = malloc( 12 );
        if(argc!=1)
/*[3]*/         strcpy( first, argv[1] );
/*[4]*/ free( first );
/*[5]*/ free( second );
/*[6]*/ return( 0 );
}

在代码3中存在一个堆溢出漏洞:如果用户输入的argv1的大小比first变量的666字节更大的话,那么输入的数据就有可能覆盖掉下一个chunk的chunk header——这可以导致任意代码执行。而攻击的核心思路就是利用glibc malloc的unlink机制。

上述程序的内存图如下所示:

0x02 unlink技术原理


2.1 基本知识介绍

unlink攻击技术就是利用”glibc malloc”的内存回收机制,将上图中的second chunk给unlink掉,并且,在unlink的过程中使用shellcode地址覆盖掉free函数(或其他函数也行)的GOT表项。这样当程序后续调用free函数的时候(如上面代码[5]),就转而执行我们的shellcode了。显然,核心就是理解glibc malloc的free机制。

在正常情况下,free的执行流程如下文所述:

PS: 鉴于篇幅,这里主要介绍非mmaped的chunks的回收机制,回想一下在哪些情况下使用mmap分配新的chunk,哪些情况下不用mmap?

一旦涉及到free内存,那么就意味着有新的chunk由allocated状态变成了free状态,此时glibc malloc就需要进行合并操作——向前以及(或)向后合并。这里所谓向前向后的概念如下:将previous free chunk合并到当前free chunk,叫做向后合并;将后面的free chunk合并到当前free chunk,叫做向前合并。

一、向后合并:

相关代码如下:

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#!c
    /*malloc.c  int_free函数中*/
/*这里p指向当前malloc_chunk结构体,bck和fwd分别为当前chunk的向后和向前一个free chunk*/
/* consolidate backward */
    if (!prev_inuse(p)) {
      prevsize = p->prev_size;
size += prevsize;
//修改指向当前chunk的指针,指向前一个chunk。
      p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
      unlink(p, bck, fwd);
}  

//相关函数说明:
/* Treat space at ptr + offset as a chunk */
#define chunk_at_offset(p, s)  ((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))

/*unlink操作的实质就是:将P所指向的chunk从双向链表中移除,这里BK与FD用作临时变量*/
#define unlink(P, BK, FD) {                                            \
    FD = P->fd;                                   \
    BK = P->bk;                                   \
    FD->bk = BK;                                  \
    BK->fd = FD;                                  \
    ...
}

首先检测前一个chunk是否为free,这可以通过检测当前free chunk的PREV_INUSE(P)比特位知晓。在本例中,当前chunk(first chunk)的前一个chunk是allocated的,因为在默认情况下,堆内存中的第一个chunk总是被设置为allocated的,即使它根本就不存在。

如果为free的话,那么就进行向后合并:

1)将前一个chunk占用的内存合并到当前chunk;
2)修改指向当前chunk的指针,改为指向前一个chunk。
3)使用unlink宏,将前一个free chunk从双向循环链表中移除(这里最好自己画图理解,学过数据结构的应该都没问题)。

在本例中由于前一个chunk是allocated的,所以并不会进行向后合并操作。

二、向前合并操作:

首先检测next chunk是否为free。那么如何检测呢?很简单,查询next chunk之后的chunk的 PREV_INUSE (P)即可。相关代码如下:

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#!c
……
/*这里p指向当前chunk*/
nextchunk = chunk_at_offset(p, size);
……
nextsize = chunksize(nextchunk);
……
if (nextchunk != av->top) {
      /* get and clear inuse bit */
      nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);//判断nextchunk是否为free chunk
      /* consolidate forward */
      if (!nextinuse) { //next chunk为free chunk
            unlink(nextchunk, bck, fwd); //将nextchunk从链表中移除
          size += nextsize; // p还是指向当前chunk只是当前chunk的size扩大了,这就是向前合并!
      } else
            clear_inuse_bit_at_offset(nextchunk, 0);    

      ……
    }

整个操作与”向后合并“操作类似,再通过上述代码结合注释应该很容易理解free chunk的向前结合操作。在本例中当前chunk为first,它的下一个chunk为second,再下一个chunk为top chunk,此时 top chunk的 PREV_INUSE位是设置为1的(表示top chunk的前一个chunk,即second chunk, 已经使用),因此first的下一个chunk不会被“向前合并“掉。

介绍完向前、向后合并操作,下面就需要了解合并后(或因为不满足合并条件而没合并)的chunk该如何进一步处理了。在glibc malloc中,会将合并后的chunk放到unsorted bin中(还记得unsorted bin的含义么?)。相关代码如下:

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#!c
/*
 Place the chunk in unsorted chunk list. Chunks are not placed into regular bins until after they have been given one chance to be used in malloc.
*/  

bck = unsorted_chunks(av); //获取unsorted bin的第一个chunk
/*
  /* The otherwise unindexable 1-bin is used to hold unsorted chunks. */
    #define unsorted_chunks(M)          (bin_at (M, 1))
*/
      fwd = bck->fd;
      ……
      p->fd = fwd;
      p->bk = bck;
      if (!in_smallbin_range(size))
        {
          p->fd_nextsize = NULL;
          p->bk_nextsize = NULL;
        }
      bck->fd = p;
      fwd->bk = p;  

      set_head(p, size | PREV_INUSE);//设置当前chunk的size,并将前一个chunk标记为已使用
set_foot(p, size);//将后一个chunk的prev_size设置为当前chunk的size
/*
   /* Set size/use field */
   #define set_head(p, s)       ((p)->size = (s))
   /* Set size at footer (only when chunk is not in use) */
   #define set_foot(p, s)       (((mchunkptr) ((char *) (p) + (s)))->prev_size = (s))
*/

上述代码完成的整个过程简要概括如下:将当前chunk插入到unsorted bin的第一个chunk(第一个chunk是链表的头结点,为空)与第二个chunk之间(真正意义上的第一个可用chunk);然后通过设置自己的size字段将前一个chunk标记为已使用;再更改后一个chunk的prev_size字段,将其设置为当前chunk的size。

注意:上一段中描述的”前一个“与”后一个“chunk,是指的由chunk的prev_size与size字段隐式连接的chunk,即它们在内存中是连续、相邻的!而不是通过chunk中的fd与bk字段组成的bin(双向链表)中的前一个与后一个chunk,切记!。

在本例中,只是将first chunk添加到unsorted bin中。

2.2 开始攻击

现在我们再来分析如果一个攻击者在代码3中精心构造输入数据并通过strcpy覆盖了second chunk的chunk header后会发生什么情况。

假设被覆盖后的chunk header相关数据如下:

1) prev_size = 一个偶数,这样其PREV_INUSE 位就是0 了,即表示前一个chunk为free。
2) size = -4
3) fd = free 函数的got表地址address – 12;(后文统一简称为“free addr – 12”)
4) bk = shellcode的地址

那么当程序在[4]处调用free(first)后会发生什么呢?我们一步一步分析。

一、向后合并

鉴于first的前一个chunk非free的,所以不会发生向后合并操作。

二、向前合并

先判断后一个chunk是否为free,前文已经介绍过,glibc malloc通过如下代码判断:

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#!c
nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);
这里inuse_bit_at_offset宏定义如下:
/* check/set/clear inuse bits in known places */
#define inuse_bit_at_offset(p, s)                         \
  (((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->size & PREV_INUSE)

PS:在本例中next chunk即second chunk,为了便于理解后文统一用next chunk。

从上面代码可以知道,它是通过将nextchunk + nextsize计算得到指向下下一个chunk的指针,然后判断下下个chunk的size的PREV_INUSE标记位。在本例中,此时nextsize被我们设置为了-4,这样glibc malloc就会将next chunk的prev_size字段看做是next-next chunk的size字段,而我们已经将next chunk的prev_size字段设置为了一个偶数,因此此时通过inuse_bit_at_offset宏获取到的nextinuse为0,即next chunk为free!既然next chunk为free,那么就需要进行向前合并,所以就会调用unlink(nextchunk, bck, fwd);函数。真正的重点就是这个unlink函数!

在前文2.1节中已经介绍过unlink函数的实现,这里为了便于说明攻击思路和过程,再详细分析一遍,unlink代码如下:

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#!c
#define unlink(P, BK, FD) {                                            \
    FD = P->fd;                                   \
    BK = P->bk;                                   \
    FD->bk = BK;                                  \
    BK->fd = FD;                                  \
    ...
}

此时P = nextchunk, BK = bck, FD = fwd。

1)首先FD = nextchunk->fd = free地址 – 12;
2)然后BK = nextchunk->bk = shellcode起始地址;
3)再将BK赋值给FD->bk,即(free地址 – 12)->bk = shellcode起始地址;
4)最后将FD赋值给BK->fd,即(shellcode起始地址)->fd = free地址 – 12。

前面两步还好理解,主要是后面2步比较迷惑。我们作图理解:

结合上图就很好理解第3,4步了。细心的朋友已经注意到,free addr -12和shellcode addr对应的prev_size等字段是用虚线标记的,为什么呢?因为事实上它们对应的内存并不是chunk header,只是在我们的攻击中需要让glibc malloc在进行unlink操作的时候将它们强制看作malloc_chunk结构体。这样就很好理解为什么要用free addr – 12替换next chunk的fd了,因为(free addr -12)->bk刚好就是free addr,也就是说第3步操作的结果就是将free addr处的数据替换为shellcode 的起始地址。

由于已经将free addr处的数据替换为了shellcode的起始地址,所以当程序在代码[5]处再次执行free的时候,就会转而执行shellcode了。

至此,整个unlink攻击的原理已经介绍完毕,剩下的工作就是根据上述原理,编写shellcode了。只不过这里需要注意一点,glibc malloc在unlink的过程中会将shellcode + 8位置的4字节数据替换为free addr – 12,所以我们编写的shellcode应该跳过前面的12字节。

0x03 对抗技术


当前,上述unlink技术已经过时了(但不代表所有的unlink技术都失效,详情见后文),因为glibc malloc对相应的安全机制进行了加强,具体而言,就是添加了如下几条安全检测机制。

3.1 Double Free检测

该机制不允许释放一个已经处于free状态的chunk。因此,当攻击者将second chunk的size设置为-4的时候,就意味着该size的PREV_INUSE位为0,也就是说second chunk之前的first chunk(我们需要free的chunk)已经处于free状态,那么这时候再free(first)的话,就会报出double free错误。相关代码如下:

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#!c
/* Or whether the block is actually not marked used. */
    if (__glibc_unlikely (!prev_inuse(nextchunk)))
      {
            errstr = "double free or corruption (!prev)";
            goto errout;
      }

3.2 next size非法检测

该机制检测next size是否在8到当前arena的整个系统内存大小之间。因此当检测到next size为-4的时候,就会报出invalid next size错误。相关代码如下:

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#!c
nextsize = chunksize(nextchunk);
if (__builtin_expect (nextchunk->size <= 2 * SIZE_SZ, 0)
             || __builtin_expect (nextsize >= av->system_mem, 0)){
        errstr = "free(): invalid next size (normal)";
        goto errout;
}

3.3 双链表冲突检测

该机制会在执行unlink操作的时候检测链表中前一个chunk的fd与后一个chunk的bk是否都指向当前需要unlink的chunk。这样攻击者就无法替换second chunk的fd与fd了。相关代码如下:

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#!c
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0))             \
      malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P);      \

0x04 另一种unlink攻击技术


经过上述3层安全检测,是否意味着所有unlink技术都失效了呢?答案是否定的,因为进行漏洞攻击的人脑洞永远比天大!之前刚好看到一篇好文(强烈推荐),主讲在Android4.4上利用unlink机制实现堆溢出攻击。众所周知,Android内核基于linux,且其堆内存管理也是使用的glibc malloc,虽然在一些细节上有些许不同,但核心原理类似。该文介绍的攻击方式就成功绕过了上述三层检测。

0x05 总结


本文详细介绍了unlink攻击技术的核心原理,虽然上述介绍的unlink漏洞利用技术已经失效,而其他的unlink技术难度也越来越大,但是我们还是有必要认真学习,因为它一方面可以进一步加深我们对glibc malloc的堆栈管理机制的理解,另一方面也为后续的各种堆溢出攻击技术提供了思路。

从上文的分析可以看出,unlink主要还是利用的glibc malloc中隐式链表机制,通过覆盖相邻chunk的数据实现攻击,那么我们能不能在显示链表中也找到攻击点呢?请关注下一篇文章:基于fastbin的堆溢出漏洞利用介绍。

Comment

评论:楼主写的好.我为楼主点赞.

评论:其实我觉得1楼说的也不无道理,凡事不能一棒子打死,这些应该是已经有一套体系的,也许早年间就已经在圈内流传学习了,但是因为安全圈壁垒太高,很多东西并不是入门者唾手可得的,也很容易因为自身或非自身的原因半途而废,所以造成一部分的信息不对等,明白人跟糊涂人看的可能就是不一样,但是如果能成为一个有敬畏之心的明白人,这才是我敬佩的

评论:人家开头就说:”说实话,写这类文章,我是比较怂的,因为我当前从事的工作跟漏洞挖掘完全无关,学习这部分知识也纯粹是个人爱好,于周末无聊时打发下时间,甚至我最初的目标也仅仅是能快速看懂、复现各种漏洞利用POC而已…” 某些人看都不看就开喷,真是一点教养都没有。难道说大腿抱的好就有装B资本了?

评论:现在国内的安全圈给人的感觉就是离“计算机科学”渐行渐远,离“娱乐圈”渐行渐近。国内不乏对安全技术特别感兴趣的人,但却缺乏对安全技术充满敬畏的人。能来看这篇文章的人肯定对安全技术充满兴趣,但却不一定都充满敬畏。很容易看出作者对安全技术是很敬畏的,所以用很低的姿态用心写了这一系列文章(我想这个应该没人否认吧)。别人写文章的目的在文中也明确说明了——写给跟他一样对漏洞挖掘充满兴趣“新人”。所以,奉劝各位喷子,你要觉得文章内容过于浅显,请忽略,当然你要有心,跪请给我们这些新人写出NB的文章,是骡子是马拉出来溜溜。
说句题外话,看过很多领域的文章,别人都是一片感激,就安全圈的喷子最多,是因为我们安全圈牛人真的太多,还是安全圈太浮躁?这是个值得深思的问题啊。

评论:@Moonight 同意您的观点。非常有价值

评论:@小花 论坛里的大牛都是从新人一步一步成长起来的,作为一个新人我觉得把技术细节剖析的如此清楚应该是一个很有价值的事情,对于其他入门的新人也非常有启发。不给予支持和鼓励,兄弟要不要发几篇文章让大家看看先进的技术是什么样的,正好也可以帮助业界的白帽子更快的入门和成长,坐等大牛高见

评论:把陈年技术翻出来水一篇的感觉,没有新意

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