萌新带你开车上p站（番外篇）

2020-04-24 本文已影响0人蚁景科技

前言

这道题目应该是pwnable.kr上Toddler's Bottle最难的题目了，涉及到相对比较难的堆利用的问题，所以拿出来分析。

看看源程序

程序中有几点要注意的地方：

1．定义的OBJ结构体中一个指针4字节，buf[]数组8字节

2． Unlink()的过程其实就是双向链表中摘下中间那一块的过程

3．主函数中malloc了三个结构体，并通过指针连成了双向链表A<->B<->C

4．打印出A的栈地址，堆地址，这两个地址这里记做stack,hep，待会儿在分析中会用到

5．漏洞在于gets函数会造成溢出，同时通过随后的unlink()进行利用

具体而言什么是unlink呢？

unlinked 是堆溢出中的一种常见形式，通过将双向列表中的空闲块拿出来与将要free的物理相邻的块进行合并。（将双向链表上的chunk卸载下来与物理chunk合并）。Unlink漏洞的利用条件就是有3个以上的空闲chunk链表，其中最前面的chunk存在有堆溢出。没错我们这次的题目就存在这个情况。解链的原理相信学过数据结构的师傅们都清楚了

对照着这次的程序，BK相当于A,P相当于B，FD相当于C

这次需要用到的漏洞溢出漏洞技术称为Dword shoot。在进行双向链表的操作过程中，有溢出等的情况下，删除的chunk的fd、bk两个指针被恶意的改写的话，就会在链表删除的时候发生的漏洞。

对应到本题的程序，将被删除的chunk为B,而我们可以通过溢出A来修改B的fd，bk，修改后会引发什么漏洞呢？我们接下来详细说明。

把二进制文件下到本地分析

要我们攻击的最终是目的是劫持返回地址，写入shellcode的地址，以及为了能够溢出A，修改B的指针等操作，我们都需要看看汇编中一些关键量的地址

关键的地方：

1. A在栈上的地址是ebp-0x14，即ebp-0x14=stack=&A

2. 最后的ret，作用是赋值给eip寄存器，而我们要做的就是修改esp寄存器的内容为shellcode的地址

3. 通过lea esp,[ecx-0x4]可以知道esp的值来自[ecx-4]

4. leave指令对esp没影响

5. mov ecx,DWORD PTR[ebp-0x4]，可知，ecx的值来自[ebp-4]

6. 综上，我们只需要把shellcode的地址写到[ebp-8]地址（事实上这样很不方便，我们下面实际上是把shellcode地址+4写到[ebp-4]地址,这样的话，shellcode地址+4-4，传给esp的时候恰好就是shellcode的地址）

推论：

（1）由1得，ebp-4等于stack+0x14-0x4

（2）heap_是A在堆中的地址，加上在buf前有fd，bk链各个指针共8个字节，所以shellcode的地址是写到了heap+0x8处，所以 (shellcode地址+4)=（heap+0x8）+0x4

只要实现了* (ebp-4)=&shellcode+4，则ecx就被覆盖成了&shellcode+4,然后执行了

我们就拿到shell了

我们前面留下了一个问题：被删除的chunk为B,修改B的fd，bk，修改后会引发什么漏洞

先举个简单的例子看看，设我们修改了B->fd=!!!!,B->bk=@@@@，在调用unlink(B)时，

通过红色字体的关系，我们知道，修改了B的fd,bk之后，就可以在进行覆盖操作

这里我们设修改了B->bk=[ebp-4],B->fd=&shellcode+4

则进过unlink(B)之后会有

*(&shellcode+4+4)=[ebp-4] //这个结果无影响

* (ebp-4)=&shellcode+4 //实现了* (ebp-4)=&shellcode+4，因为*(ebp-4)覆给ecx，则ecx就被覆盖成了&shellcode+4,然后就可以拿到shell了

接下来具体看看怎么布局

我们知道

shellcode地址+4=heap+0x8+0x4=heap+12,来修改B->fd

ebp-4=stack+0x14-0x4=stack+16,来修改B->bk

A的buf大小是8字节，写了shellcode地址花了4字节，因为最小单位为16字节，所以还剩16-4=12字节需要填充，我们填充12个A

综上，得到了如下的布局

shellcode的地址是什么呢

而heap和stack的地址每次运行时都会打印出来的

综上，写出exp：

上传到服务器

执行得到shell

值得注意的是，本题的unlink利用是比较古老的方式了，现在的glibc已经加入了很多新的保护措施

包括：

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：

#!c