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3.1.7 Linux 堆利用（二）

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how2heap

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poison_null_byte

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <stdint.h>
#include <malloc.h>

int main() {
    uint8_t *a, *b, *c, *b1, *b2, *d;

    a = (uint8_t*) malloc(0x10);
    int real_a_size = malloc_usable_size(a);
    fprintf(stderr, "We allocate 0x10 bytes for 'a': %p\n", a);
    fprintf(stderr, "'real' size of 'a': %#x\n", real_a_size);

    b = (uint8_t*) malloc(0x100);
    c = (uint8_t*) malloc(0x80);
    fprintf(stderr, "b: %p\n", b);
    fprintf(stderr, "c: %p\n", c);

    uint64_t* b_size_ptr = (uint64_t*)(b - 0x8);
    *(size_t*)(b+0xf0) = 0x100;
    fprintf(stderr, "b.size: %#lx ((0x100 + 0x10) | prev_in_use)\n\n", *b_size_ptr);

    // deal with tcache
    // int *k[10], i;
    // for (i = 0; i < 7; i++) {
    //     k[i] = malloc(0x100);
    // }
    // for (i = 0; i < 7; i++) {
    //     free(k[i]);
    // }
    free(b);
    uint64_t* c_prev_size_ptr = ((uint64_t*)c) - 2;
    fprintf(stderr, "After free(b), c.prev_size: %#lx\n", *c_prev_size_ptr);

    a[real_a_size] = 0; // <--- THIS IS THE "EXPLOITED BUG"
    fprintf(stderr, "We overflow 'a' with a single null byte into the metadata of 'b'\n");
    fprintf(stderr, "b.size: %#lx\n\n", *b_size_ptr);

    fprintf(stderr, "Pass the check: chunksize(P) == %#lx == %#lx == prev_size (next_chunk(P))\n", *((size_t*)(b-0x8)), *(size_t*)(b-0x10 + *((size_t*)(b-0x8))));
    b1 = malloc(0x80);
    memset(b1, 'A', 0x80);
    fprintf(stderr, "We malloc 'b1': %p\n", b1);
    fprintf(stderr, "c.prev_size: %#lx\n", *c_prev_size_ptr);
    fprintf(stderr, "fake c.prev_size: %#lx\n\n", *(((uint64_t*)c)-4));

    b2 = malloc(0x40);
    memset(b2, 'A', 0x40);
    fprintf(stderr, "We malloc 'b2', our 'victim' chunk: %p\n", b2);

    // deal with tcache
    // for (i = 0; i < 7; i++) {
    //     k[i] = malloc(0x80);
    // }
    // for (i = 0; i < 7; i++) {
    //     free(k[i]);
    // }
    free(b1);
    free(c);
    fprintf(stderr, "Now we free 'b1' and 'c', this will consolidate the chunks 'b1' and 'c' (forgetting about 'b2').\n");

    d = malloc(0x110);
    fprintf(stderr, "Finally, we allocate 'd', overlapping 'b2': %p\n\n", d);

    fprintf(stderr, "b2 content:%s\n", b2);
    memset(d, 'B', 0xb0);
    fprintf(stderr, "New b2 content:%s\n", b2);
}

该技术适用的场景需要某个 malloc 的内存区域存在一个单字节溢出漏洞。通过溢出下一个 chunk 的 size 字段，攻击者能够在堆中创造出重叠的内存块，从而达到改写其他数据的目的。再结合其他的利用方式，同样能够获得程序的控制权。

对于单字节溢出的利用有下面几种：

  • 扩展被释放块：当溢出块的下一块为被释放块且处于 unsorted bin 中，则通过溢出一个字节来将其大小扩大，下次取得次块时就意味着其后的块将被覆盖而造成进一步的溢出

  • 扩展已分配块：当溢出块的下一块为使用中的块，则需要合理控制溢出的字节，使其被释放时的合并操作能够顺利进行，例如直接加上下一块的大小使其完全被覆盖。下一次分配对应大小时，即可取得已经被扩大的块，并造成进一步溢出

  • 收缩被释放块：此情况针对溢出的字节只能为 0 的时候，也就是本节所说的 poison-null-byte，此时将下一个被释放的块大小缩小，如此一来在之后分裂此块时将无法正确更新后一块的 prev_size 字段，导致释放时出现重叠的堆块

  • house of einherjar：也是溢出字节只能为 0 的情况，当它是更新溢出块下一块的 prev_size 字段，使其在被释放时能够找到之前一个合法的被释放块并与其合并，造成堆块重叠

首先分配三个 chunk，第一个 chunk 类型无所谓，但后两个不能是 fast chunk，因为 fast chunk 在释放后不会被合并。这里 chunk a 用于制造单字节溢出，去覆盖 chunk b 的第一个字节，chunk c 的作用是帮助伪造 fake chunk。

首先是溢出，那么就需要知道一个堆块实际可用的内存大小（因为空间复用，可能会比分配时要大一点），用于获得该大小的函数 malloc_usable_size 如下：

所以 real_a_size = chunksize(a) - 0x8 == 0x18。另外需要注意的是程序是通过 next chunk 的 PREV_INUSE 标志来判断某 chunk 是否被使用的。

为了在修改 chunk b 的 size 字段后，依然能通过 unlink 的检查，我们需要伪造一个 c.prev_size 字段，字段的大小是很好计算的，即 0x100 == (0x111 & 0xff00)，正好是 NULL 字节溢出后的值。然后把 chunk b 释放掉，chunk b 随后被放到 unsorted bin 中，大小是 0x110。此时的堆布局如下：

最关键的一步，通过溢出漏洞覆写 chunk b 的数据：

这时，根据我们上一篇文字中讲到的计算方法：

  • chunksize(P) == *((size_t*)(b-0x8)) & (~ 0x7) == 0x100

  • prev_size (next_chunk(P)) == *(size_t*)(b-0x10 + 0x100) == 0x100

可以成功绕过检查。另外 unsorted bin 中的 chunk 大小也变成了 0x100。

接下来随意分配两个 chunk，malloc 会从 unsorted bin 中划出合适大小的内存返回给用户：

这里有个很有趣的东西，分配堆块后，发生变化的是 fake c.prev_size，而不是 c.prev_size。所以 chunk c 依然认为 chunk b 的地方有一个大小为 0x110 的 free chunk。但其实这片内存已经被分配给了 chunk b1。

接下来是见证奇迹的时刻，我们知道，两个相邻的 small chunk 被释放后会被合并在一起。首先释放 chunk b1，伪造出 fake chunk b 是 free chunk 的样子。然后释放 chunk c，这时程序会发现 chunk c 的前一个 chunk 是一个 free chunk，然后就将它们合并在了一起，并从 unsorted bin 中取出来合并进了 top chunk。可怜的 chunk 2 位于 chunk b1 和 chunk c 之间，被直接无视了，现在 malloc 认为这整块区域都是未分配的，新的 top chunk 指针已经说明了一切。

chunk 合并的过程如下，首先该 chunk 与前一个 chunk 合并，然后检查下一个 chunk 是否为 top chunk，如果不是，将合并后的 chunk 放回 unsorted bin 中，否则，合并进 top chunk：

接下来，申请一块大空间，大到可以把 chunk b2 包含进来，这样 chunk b2 就完全被我们控制了。

还有个事情值得注意，在分配 chunk d 时，由于在 unsorted bin 中没有找到适合的 chunk，malloc 就将 unsorted bin 中的 chunk 都整理回各自的 bins 中了，这里就是 small bins。

最后，继续看 libc-2.26 上的情况，还是一样的，处理好 tchache 就可以了，把两种大小的 tcache bin 都占满。

heap-buffer-overflow，但不知道为什么，加了内存检测参数后，real size 只能是正常的 0x10 了。

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house_of_lore

在前面的技术中，我们已经知道怎样去伪造一个 fake chunk，接下来，我们要尝试伪造一条 small bins 链。

首先创建两个 chunk，第一个是我们的 victim chunk，请确保它是一个 small chunk，第二个随意，只是为了确保在 free 时 victim chunk 不会被合并进 top chunk 里。然后，在栈上伪造两个 fake chunk，让 fake chunk 1 的 fd 指向 victim chunk，bk 指向 fake chunk 2；fake chunk 2 的 fd 指向 fake chunk 1，这样一个 small bin 链就差不多了：

molloc 中对于 small bin 链表的检查是这样的：

即检查 bin 中第二块的 bk 指针是否指向第一块，来发现对 small bins 的破坏。为了绕过这个检查，所以才需要同时伪造 bin 中的前 2 个 chunk。

接下来释放掉 victim chunk，它会被放到 unsoted bin 中，且 fd/bk 均指向 unsorted bin 的头部：

这时，申请一块大的 chunk，只需要大到让 malloc 在 unsorted bin 中找不到合适的就可以了。这样原本在 unsorted bin 中的 chunk，会被整理回各自的所属的 bins 中，这里就是 small bins：

接下来是最关键的一步，假设存在一个漏洞，可以让我们修改 victim chunk 的 bk 指针。那么就修改 bk 让它指向我们在栈上布置的 fake small bin：

我们知道 small bins 是先进先出的，节点的增加发生在链表头部，而删除发生在尾部。这时整条链是这样的：

fake chunk 2 的 bk 指向了一个未定义的地址，如果能通过内存泄露等手段，拿到 HEAD 的地址并填进去，整条链就闭合了。当然这里完全没有必要这么做。

接下来的第一个 malloc，会返回 victim chunk 的地址，如果 malloc 的大小正好等于 victim chunk 的大小，那么情况会简单一点。但是这里我们不这样做，malloc 一个小一点的地址，可以看到，malloc 从 small bin 里取出了末尾的 victim chunk，切了一块返回给 chunk p3，然后把剩下的部分放回到了 unsorted bin。同时 small bin 变成了这样：

最后，再次 malloc 将返回 fake chunk 1 的地址，地址在栈上且我们能够控制。同时 small bin 变成这样：

于是我们就成功地骗过了 malloc 在栈上分配了一个 chunk。

最后再想一下，其实最初的 victim chunk 使用 fast chunk 也是可以的，其释放后虽然是被加入到 fast bins 中，而不是 unsorted bin，但 malloc 之后，也会被整理到 small bins 里。自行尝试吧。

heap-use-after-free，所以上面我们用于修改 bk 指针的漏洞，应该就是一个 UAF 吧，当然溢出也是可以的：

最后再给一个 libc-2.27 版本的：

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overlapping_chunks

这个比较简单，就是堆块重叠的问题。通过一个溢出漏洞，改写 unsorted bin 中空闲堆块的 size，改变下一次 malloc 可以返回的堆块大小。

首先分配三个堆块，然后释放掉中间的一个：

chunk 2 被放到了 unsorted bin 中，其 size 值为 0x90。

接下来，假设我们有一个溢出漏洞，可以改写 chunk 2 的 size 值，比如这里我们将其改为 0x111，也就是原本 chunk 2 和 chunk 3 的大小相加，最后一位是 1 表示 chunk 1 是在使用的，其实有没有都无所谓。

这时 unsorted bin 中的数据也更改了。

接下来 malloc 一个大小的等于 chunk 2 和 chunk 3 之和的 chunk 4，这会将 chunk 2 和 chunk 3 都包含进来：

这样，相当于 chunk 4 和 chunk 3 就重叠了，两个 chunk 可以互相修改对方的数据。就像上面的运行结果打印出来的那样。

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overlapping_chunks_2

同样是堆块重叠的问题，前面那个是在 chunk 已经被 free，加入到了 unsorted bin 之后，再修改其 size 值，然后 malloc 一个不一样的 chunk 出来，而这里是在 free 之前修改 size 值，使 free 错误地修改了下一个 chunk 的 prev_size 值，导致中间的 chunk 强行合并。另外前面那个重叠是相邻堆块之间的，而这里是不相邻堆块之间的。

我们需要五个堆块，假设第 chunk 1 存在溢出，可以改写第二个 chunk 2 的数据，chunk 5 的作用是防止释放 chunk 4 后被合并进 top chunk。所以我们要重叠的区域是 chunk 2 到 chunk 4。首先将 chunk 4 释放掉，注意看 chunk 5 的 prev_size 值：

free chunk 4 被放入 unsorted bin，大小为 0x90。

接下来是最关键的一步，利用 chunk 1 的溢出漏洞，将 chunk 2 的 size 值修改为 chunk 2 和 chunk 3 的大小之和，即 0x90+0x90+0x1=0x121，最后的 1 是标志位。这样当我们释放 chunk 2 的时候，malloc 根据这个被修改的 size 值，会以为 chunk 2 加上 chunk 3 的区域都是要释放的，然后就错误地修改了 chunk 5 的 prev_size。接着，它发现紧邻的一块 chunk 4 也是 free 状态，就把它俩合并在了一起，组成一个大 free chunk，放进 unsorted bin 中。

现在 unsorted bin 里的 chunk 的大小为 0x1b0，即 0x90*3。咦，所以 chunk 3 虽然是使用状态，但也被强行算在了 free chunk 的空间里了。

最后，如果我们分配一块大小为 0x1b0-0x10 的大空间，返回的堆块即是包括了 chunk 2 + chunk 3 + chunk 4 的大 chunk。这时 chunk 6 和 chunk 3 就重叠了，结果就像上面运行时打印出来的一样。

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