标 题: 【原创】windows堆溢出利用方式总结
作 者: riusksk
时 间: 2010-11-27,20:38:25
链 接: http://bbs.pediy.com/showthread.php?t=125591

Title ：windows堆溢出利用方式总结
Author：riusksk(泉哥)
Blog  ：http://riusksk.blogbus.com

一、利用VEH

向量化异常处理（VEH，Vectored Exception Handling）最初是在XP中公布，它的优先级高于SEH，并且VEH是存在堆中的，它是你在代码中明确添加的，并不伴随try/catch之类的语句而产生，它也需要通过API（AddVectoredExceptionHandler）来注册回调函数，并可注册多个VEH，各个VEH结构体之间串成双向链表，因此比SEH多了一个前后指针，其它更详细的信息可参考《Windows XP中的向量化异常处理》一文：http://bbs.pediy.com/showthread.php?t=49868。每一个VEH结构均存储在堆上，其结构如下：

struct _VECTORED_EXCEPTION_NODE
{
    DWORD   m_pNextNode;    //指向下一个_VECTORED_EXCEPION_NODE结构,因此可用伪造的指针来覆盖它
    DWORD   m_pPreviousNode;    //指向上一个_VECTORED_EXCEPION_NODE结构
    PVOID   m_pfnVectoredHandler;  //异常处理函数
}

负责分发_VECTORED_EXCEPION_NODE的代码如下：

77F7F49E   8B35 1032FC77    MOV ESI,DWORD PTR DS:[77FC3210]  ;赋值后ESI指向_VECTORED_EXCEPION_NODE结构，即m_pNextNode
77F7F4A4   EB 0E            JMP SHORT ntdll.77F7F4B4
77F7F4A6   8D45 F8          LEA EAX,DWORD PTR SS:[EBP-8]
77F7F4A9   50               PUSH EAX
77F7F4AA   FF56 08          CALL DWORD PTR DS:[ESI+8]    ;可用shellcode-0x8去覆盖m_pNextNode指针

接着我们在堆中确定shellcode地址，可先用垃圾字符去填充，比如'0x41'，然后在堆中搜索它。当发生堆溢出时，堆块的前向指针和后向指针就会被篡改，比如异常出现在：

MOV DWORD PTR DS:[ECX],EAX  ;EAX = Flink = 写入的内容
MOV DWORD PTR DS:[EAX+4],ECX  ;ECX = Blink = 写入的地址

那么我们就可以用m_pNextNode-4来覆盖ECX，然后用shellcode-8去覆盖EAX。关于m_pNextNode指针的获取，我们只需在触发异常后，按shift+F7步过异常即可找到此指针，比如以下代码：

77F60C2C   BF 1032FC77      MOV EDI,ntdll.77FC3210    ;m_pNextNode指针
77F60C31   393D 1032FC77    CMP DWORD PTR DS:[77FC3210],EDI
77F60C37   0F85 48E80100    JNZ ntdll.77F7F485

关于EAX和ECX的偏移地址可通过pattern_create和pattern_offset来获取。这样当触发异常时就会调用VEH，而此时下一个VEH结构即是我们特意构造的shellcode，这样我们的恶意代码就有可以被执行了。

二、利用UEF

系统默认异常处理函数（UEF，Unhandler Exception Filter）是系统处理异常时最后调用的一个异常处理例程，在堆溢出中，只需将这一地址覆盖为我们的shellcode地址即可。获取UEF地址的方法可以通过查看SetUnhandledExceptionFilter()的代码来定位，接着再找到操作UnhandledExceptionFilter指针的MOV指令，比如以下代码：

77E93114   A1 B473ED77      MOV EAX,DWORD PTR DS:[77ED73B4]  ;UnhandledExceptionFilter指针
77E93119   3BC6             CMP EAX,ESI
77E9311B   74 15            JE SHORT kernel32.77E93132
77E9311D   57               PUSH EDI
77E9311E   FFD0             CALL EAX

现在我们只需找到shellcode地址，或者看是否有某一寄存器reg刚好指向shellcode或其附近，然后用shellcode地址或者类似call [reg + offset]的指令地址来覆盖UnhandledExceptionFilter指针，比较常用的指令如：

call dword ptr ds:[edi+74]
call dword ptr ds:[esi+4c]

其它eax,ebx也有可能指向堆，亦可作为跳板来用。

三、利用PEB

由于当UEF被调用后，它最终会调用ExitProcess()来结束程序，而它在清理现场时需要进入临界区以同步线程，因此会调用RtlEnterCriticalSection()t和RtlLeaveCriticalSection()。ExitProcess是通过存放在PEB中的一对指针来调用这两个函数的，如果能够利用DWORD SHOOT把这对指针篡改成shellcode入口地址，那么在程序结束调用ExitProcess()就会执行shellcode。下面是在Windows XP SP3下PEB的情况：

0:000> dt _PEB
ntdll!_PEB
   +0x000 InheritedAddressSpace : UChar
   +0x001 ReadImageFileExecOptions : UChar
   +0x002 BeingDebugged    : UChar
   +0x003 SpareBool        : UChar
   +0x004 Mutant           : Ptr32 Void
   +0x008 ImageBaseAddress : Ptr32 Void
   +0x00c Ldr              : Ptr32 _PEB_LDR_DATA
   +0x010 ProcessParameters : Ptr32 _RTL_USER_PROCESS_PARAMETERS
   +0x014 SubSystemData    : Ptr32 Void
   +0x018 ProcessHeap      : Ptr32 Void
   +0x01c FastPebLock      : Ptr32 _RTL_CRITICAL_SECTION  //根据此指针来间接进入临界区 
   +0x020 FastPebLockRoutine : Ptr32 Void
   +0x024 FastPebUnlockRoutine : Ptr32 Void
   +0x028 EnvironmentUpdateCount : Uint4B
   ……

但在WinXP SP2之后微软就加入了PEB random保护，不再使用固定的PEB基址，而使用具有一定随机性的PEB基址，以提高利用的难度。

四、Heap Spary

Heap Spary技术最早是由SkyLined于2004年为IE的iframe漏洞写的exploit而使用到新技术，目前主要作为浏览器***的经典方法，被大量网马所使用。Heap Spary技术是使用js分配内存，所分配的内存均放入堆中，然后用各带有shellcode的堆块去覆盖一大片内存地址，Javascript分配内存从低址向高址分配，申请的内存空间超出了200M，即大于了0x0C0C0C0C时，0x0C0C0C0C就会被覆盖掉，因此只要让IE执行到0x0C0C0C0C（有时也会用0x0D0D0D0D这一地址）就可以执行shellcode，这些堆块可以用NOP + shellcode 来填充，每块堆构造1M大小即可，当然这也不是固定。这样当nop区域命中0x0c0c0c0c时，就可执行在其后面的shellcode。下面是一个简单模板：



 




五、Bitmap Flipping Attack

在 Heap Management 结构中包含有Freelist Bitmap标志位，它是一个4字节的DWORD值，当对应的FreeList[n]被填充时，bitmap就将被设置。当请求分配堆块时，它会先搜索与之大小合适的FreeList[n]，然后检测对应的bitmap，若上面为0就表示上面是块未使用的空闲块，则对应的FreeList[n]将用于分配配块，接着返回到对应的请求块FreeList[n]指向的地址。因此如果我们可以控制Bitmap，并能够覆盖freelist[n]中的值，那么我们就可以通过它来执行任意代码。更多信息可参见Ruxcon 2008大会上面的文章《Heaps About Heaps》

六、Heap Cache Attack

Heap Cache主要用于降低频繁遍历FreeList[0]的性能消耗，以提高性能。它主要是为FreeList[0]中的堆块创建扩展索引，更重要的是，Heap Manager并没有将任何空闲块移动缓存中，这些空闲块一直保存在FreeList[0]中，但缓存中保存着一些指针，它们指向FreeList[0]中的某些节点，以此来提升访问FreeList[0]的速度。堆缓存是一个bucket数组，每一个bucket包含有intptr_t字节用于存储大小，还有一个NULL指针或者FreeList[0]上的堆块指针。默认情况下，数组包括有896个bucket，其大小在1024和8192之间，但大小是可配置的，我们可指定最大的缓存索引号。在堆缓存***技术中又存在各种利用方式，比如De-synchronization Attack（通过覆写堆块头信息中的大小域，使每次请求同等大小堆块时都指向同一块已经使用的内存块，如果***者可能控制这一内存块中的内容，就有可能导致任意代码执行），Insert Attack、Existing Attacks、Malicious Cache Entry Attack……这些方法有很大的局限性，在实际运用上很难派上用场，若想获取更多关于这方面的信息可以参见BlackHat USA 2009上面的文章《Practical Windows XP/2003 Heap Exploitation》。

七、Bitmap XOR Attack

Bitmap XOR Attack 是通过异或操作来更改 freelist bitmap，如果系统尝试清除这一错误的标志位，那么就可能从一个空闲位（free bit）切换到设置位(set bit)，进而实现类似上文提到的bitmap attack。这个可以通过篡改堆块头信息中的大小域（CurSize），使其小于0x80，接着再使对应堆块中的前向指向与后向指针相等（flink == blink），并保证其指向的地址是可读的。更多信息可以参见BlackHat USA 2009上面的文章《Practical Windows XP/2003 Heap Exploitation》。后面这几种方法实际利用价值不大，权当了解，学习思路更为重要。