Linu 堆溢出漏洞利用之 unlink

2016-07-06 00:39:00

0 前言

之前我们深入了解了glibc malloc的运行机制（文章链接请看文末▼），下面就让我们开始真正的堆溢出漏洞利用学习吧。说实话，写这类文章，我是比较怂的，因为我当前从事的工作跟漏洞挖掘完全无关，学习这部分知识也纯粹是个人爱好，于周末无聊时打发下时间，甚至我最初的目标也仅仅是能快速看懂、复现各种漏洞利用POC而已…鉴于此，后续的文章大致会由两种内容构成：1)各种相关文章的总结，再提炼；2)某些好文章的翻译及拓展。本文两者皆有，主要参考文献见这里。

1 背景介绍

首先，存在漏洞的程序如下：

在代码[3]中存在一个堆溢出漏洞：如果用户输入的argv[1]的大小比first变量的666字节更大的话，那么输入的数据就有可能覆盖掉下一个chunk的chunk header——这可以导致任意代码执行。而攻击的核心思路就是利用glibc malloc的unlink机制。

上述程序的内存图如下所示：

2 unlink技术原理

2.1 基本知识介绍

unlink攻击技术就是利用”glibc malloc”的内存回收机制，将上图中的second chunk给unlink掉，并且，在unlink的过程中使用shellcode地址覆盖掉free函数(或其他函数也行)的GOT表项。这样当程序后续调用free函数的时候(如上面代码[5])，就转而执行我们的shellcode了。显然，核心就是理解glibc malloc的free机制。

在正常情况下，free的执行流程如下文所述：

PS：鉴于篇幅，这里主要介绍非mmaped的chunks的回收机制，回想一下在哪些情况下使用mmap分配新的chunk，哪些情况下不用mmap？

一旦涉及到free内存，那么就意味着有新的chunk由allocated状态变成了free状态，此时glibc malloc就需要进行合并操作——向前以及(或)向后合并。这里所谓向前向后的概念如下：将previous free chunk合并到当前free chunk，叫做向后合并；将后面的free chunk合并到当前free chunk，叫做向前合并。

一、向后合并

2.2 开始攻击

现在我们再来分析如果一个攻击者在代码[3]中精心构造输入数据并通过strcpy覆盖了second chunk的chunk header后会发生什么情况。

假设被覆盖后的chunk header相关数据如下：

prev_size = 一个偶数，这样其PREV_INUSE位就是0了，即表示前一个chunk为free。
size = -4
fd = free函数的got表地址address – 12；(后文统一简称为“free addr – 12”)
bk = shellcode的地址

那么当程序在[4]处调用free(first)后会发生什么呢？我们一步一步分析。

一、向后合并

鉴于first的前一个chunk非free的，所以不会发生向后合并操作。

二、向前合并

先判断后一个chunk是否为free，前文已经介绍过，glibc malloc通过如下代码判断：

PS：在本例中next chunk即second chunk，为了便于理解后文统一用next chunk。

从上面代码可以知道，它是通过将nextchunk + nextsize计算得到指向下下一个chunk的指针，然后判断下下个chunk的size的PREV_INUSE标记位。在本例中，此时nextsize被我们设置为了-4，这样glibc malloc就会将next chunk的prev_size字段看做是next-next chunk的size字段，而我们已经将next chunk的prev_size字段设置为了一个偶数，因此此时通过inuse_bit_at_offset宏获取到的nextinuse为0，即next chunk为free！既然next chunk为free，那么就需要进行向前合并，所以就会调用unlink(nextchunk, bck, fwd);函数。真正的重点就是这个unlink函数！

在前文2.1节中已经介绍过unlink函数的实现，这里为了便于说明攻击思路和过程，再详细分析一遍，unlink代码如下：

此时 P = nextchunk, BK = bck, FD = fwd。

首先FD = nextchunk->fd = free地址– 12;
然后BK = nextchunk->bk = shellcode起始地址；
再将BK赋值给FD->bk，即（free地址– 12）->bk = shellcode起始地址；
最后将FD赋值给BK->fd，即(shellcode起始地址)->fd = free地址– 12。

前面两步还好理解，主要是后面2步比较迷惑。我们作图理解：

结合上图就很好理解第3，4步了。细心的朋友已经注意到，free addr -12和shellcode addr对应的prev_size等字段是用虚线标记的，为什么呢？因为事实上它们对应的内存并不是chunk header，只是在我们的攻击中需要让glibc malloc在进行unlink操作的时候将它们强制看作malloc_chunk结构体。这样就很好理解为什么要用free addr – 12替换next chunk的fd了，因为(free addr -12)->bk刚好就是free addr，也就是说第3步操作的结果就是将free addr处的数据替换为shellcode的起始地址。

由于已经将free addr处的数据替换为了shellcode的起始地址，所以当程序在代码[5]处再次执行free的时候，就会转而执行shellcode了。

至此，整个unlink攻击的原理已经介绍完毕，剩下的工作就是根据上述原理，编写shellcode了。只不过这里需要注意一点，glibc malloc在unlink的过程中会将shellcode + 8位置的4字节数据替换为free addr – 12，所以我们编写的shellcode应该跳过前面的12字节。

3 对抗技术

当前，上述unlink技术已经过时了(但不代表所有的unlink技术都失效，详情见后文)，因为glibc malloc对相应的安全机制进行了加强，具体而言，就是添加了如下几条安全检测机制。

3.1 Double Free检测

该机制不允许释放一个已经处于free状态的chunk。因此，当攻击者将second chunk的size设置为-4的时候，就意味着该size的PREV_INUSE位为0，也就是说second chunk之前的first chunk(我们需要free的chunk)已经处于free状态，那么这时候再free(first)的话，就会报出double free错误。相关代码如下：

3.2 next size非法检测

该机制检测next size是否在8到当前arena的整个系统内存大小之间。因此当检测到next size为-4的时候，就会报出invalid next size错误。相关代码如下：

3.3 双链表冲突检测

该机制会在执行unlink操作的时候检测链表中前一个chunk的fd与后一个chunk的bk是否都指向当前需要unlink的chunk。这样攻击者就无法替换second chunk的fd与fd了。相关代码如下：

4 另一种unlink攻击技术

经过上述3层安全检测，是否意味着所有unlink技术都失效了呢？答案是否定的，因为进行漏洞攻击的人脑洞永远比天大！之前刚好看到一篇好文][15，主讲在Android4.4上利用unlink机制实现堆溢出攻击。众所周知，Android内核基于linux，且其堆内存管理也是使用的glibc malloc，虽然在一些细节上有些许不同，但核心原理类似。该文介绍的攻击方式就成功绕过了上述三层检测。