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Para verificar se as chamadas de sistema estão sendo feitas corretamente, o programa anterior deve ser compilado e as chamadas de sistema devem aparecer em **strace ./PROGRAMA\_COMPILADO**
Ao criar shellcodes, um truque pode ser usado. A primeira instrução é um salto para uma chamada. A chamada chama o código original e também coloca o EIP na pilha. Após a instrução de chamada, inserimos a string necessária, para que com esse EIP possamos apontar para a string e continuar executando o código.
Trata-se de um pequeno código que percorre as páginas de memória associadas a um processo em busca da shellcode armazenada lá (procura por alguma assinatura colocada na shellcode). Útil nos casos em que há apenas um pequeno espaço para injetar código.
São shells cifrados que possuem um pequeno código que os descriptografa e salta para ele, usando o truque de Call-Pop, este seria um **exemplo de cifra de César**:
Útil quando não é possível inserir um endereço de pilha no EIP (verifica-se que o EIP não contém 0xbf) ou quando não é possível calcular a localização do shellcode. No entanto, a função vulnerável aceita um parâmetro (o shellcode será colocado aqui).
Dessa forma, ao alterar o EIP por um endereço de um **ret**, a próxima instrução será carregada (que é o endereço do primeiro argumento da função). Ou seja, o shellcode será carregado.
O exploit seria: SHELLCODE + Preenchimento (até o EIP) + **\&ret** (os próximos bytes da pilha apontam para o início do shellcode, pois o endereço do argumento passado é colocado na pilha)
Parece que funções como **strncpy**, uma vez completas, removem da pilha o endereço onde o shellcode estava armazenado, impossibilitando essa técnica. Ou seja, o endereço passado para a função como argumento (que armazena o shellcode) é modificado por um 0x00, então, ao chamar o segundo **ret**, ele encontra um 0x00 e o programa trava.
Observando como a pilha de um novo processo é construída no Linux, é possível desenvolver um exploit de modo que o programa seja iniciado em um ambiente onde a única variável seja o shellcode. O endereço desta variável pode ser calculado como: addr = 0xbfffffff - 4 - strlen(NOME\_do\_executável\_completo) - strlen(shellcode)
Esse tipo de estouro ocorre quando uma variável não está preparada para suportar um número tão grande quanto o que é passado, possivelmente devido a uma confusão entre variáveis com e sem sinal, por exemplo:
Se passarmos um número negativo como o primeiro parâmetro, ele mostrará que len <256epassaráporessefiltro,etambémstrlen(buffer)serámenorquel,poisléumunsignedinteserámuitogrande.
Não se sabe o valor que uma variável não inicializada pode assumir e pode ser interessante observar isso. Pode ser que ela assuma o valor que uma variável da função anterior assumia e que essa variável seja controlada pelo atacante.
Essencialmente, esta é uma estrutura com **funções que serão chamadas** antes do programa terminar. Isso é interessante se você puder chamar seu **shellcode apenas pulando para um endereço**, ou em casos em que você precisa voltar ao main novamente para **explorar a string de formato uma segunda vez**.
Note que isso **não** criará um **loop eterno** porque quando você voltar para o principal, o canário perceberá, o final da pilha pode estar corrompido e a função não será chamada novamente. Portanto, com isso você poderá **ter mais 1 execução** da vulnerabilidade.
Por exemplo, na seguinte situação há uma **variável local na pilha apontando para uma flag**. Se você **encontrar** onde na **memória** o **ponteiro** para a **flag** está, você pode fazer o **printf acessar** esse **endereço** e **imprimir** a **flag**:
Note que seguindo o **exploit anterior** e percebendo que você pode **vazar conteúdo**, você pode **definir ponteiros** para o **`printf`** na seção onde o **executável** está **carregado** e **extrair** ele **inteiramente**!
Geralmente você encontrará a seção **DTOR****entre** os valores `ffffffff` e `00000000`. Portanto, se você apenas ver esses valores, significa que **não há nenhuma função registrada**. Portanto, **sobrescreva** o **`00000000`** com o **endereço** do **shellcode** para executá-lo.
O **sprintf move** uma string formatada **para** uma **variável**. Portanto, você pode abusar da **formatação** de uma string para causar um **estouro de buffer na variável** para onde o conteúdo é copiado.\
**`atexit()`** é uma função para a qual **outras funções são passadas como parâmetros**. Essas **funções** serão **executadas** ao executar um **`exit()`** ou o **retorno** do **main**.\
Se você puder **modificar** o **endereço** de qualquer uma dessas **funções** para apontar para um shellcode, por exemplo, você **obterá controle** sobre o **processo**, mas atualmente isso é mais complicado.\
Atualmente, os **endereços das funções** a serem executadas estão **ocultos** por várias estruturas e, finalmente, o endereço para o qual apontam não são os endereços das funções, mas são **criptografados com XOR** e deslocamentos com uma **chave aleatória**. Portanto, atualmente esse vetor de ataque não é muito útil, pelo menos em x86 e x64\_86.\
A **função de criptografia** é **`PTR_MANGLE`**. **Outras arquiteturas** como m68k, mips32, mips64, aarch64, arm, hppa... **não implementam a função de criptografia** porque ela **retorna o mesmo** que recebeu como entrada. Portanto, essas arquiteturas seriam atacáveis por esse vetor.
No entanto, pelo que li, os outros registradores não são protegidos, **então se houver um `call ebx`, `call esi` ou `call edi`** dentro da função chamada, o controle pode ser assumido. Ou você também poderia modificar EBP para modificar o ESP.
Cada objeto de uma **classe** tem um **VPtr** que é um **ponteiro** para o array de sua classe. O VPtr faz parte do cabeçalho de cada objeto, então se uma **sobrescrita** do **VPtr** for alcançada, ela poderia ser **modificada** para **apontar** para um método fictício para que a execução de uma função vá para o shellcode.
Ele intercepta chamadas para algumas funções inseguras por outras seguras. Não é padronizado. (apenas para x86, não para compilações com -fomit-frame-pointer, não para compilações estáticas, nem todas as funções vulneráveis se tornam seguras e LD\_PRELOAD não funciona em binários com suid).
Consiste em carregar bibliotecas compartilhadas de 0x00000000 a 0x00ffffff para que sempre haja um byte 0x00. No entanto, isso realmente não impede quase nenhum ataque, especialmente em little endian.
Consiste em realizar um ROP de forma que a função strcpy@plt (da plt) seja chamada e aponte para a entrada da GOT e copie o primeiro byte da função que se deseja chamar (system()). Em seguida, o mesmo é feito apontando para GOT+1 e copiando o 2º byte de system()... Por fim, a direção armazenada na GOT que será system() é chamada.
Ao liberar um chunk, se algum dos contíguos estiver livre, eles são fundidos pela macro unlink() e o novo chunk maior é passado para frontlink() para ser inserido no bin apropriado.
Portanto, se conseguirmos modificar o P->bk com o endereço de um shellcode e o P->fd com o endereço de uma entrada na GOT ou DTORS menos 12, é possível:
BK->fd = FD -> \*(\&shellcode + 8) = (&\_\_dtor\_end\_\_ - 12) —> Isso resulta na escrita de 4 bytes a partir do 8º byte do shellcode, então a primeira instrução do shellcode deve ser um jmp para pular isso e chegar a alguns nops que levam ao restante do shellcode.
Após o shellcode, inserimos preenchimento até chegar ao campo prev\_size e size do próximo chunk. Nestes locais, inserimos 0xfffffff0 (para sobrescrever o prev\_size para que tenha o bit que indica que está livre) e “-4” (0xfffffffc) no size (para que, ao verificar no 3º chunk se o 2º estava livre, na verdade vá para o prev\_size modificado que dirá que está livre) -> Assim, quando o free() investigar, ele irá para o size do 3º, mas na verdade irá para o 2º - 4 e pensará que o 2º chunk está livre. Então ele chamará **unlink()**.
Ao chamar unlink(), ele usará os primeiros dados do 2º chunk como P->fd, então o endereço que se deseja sobrescrever - 12 (pois em FD->bk ele adicionará 12 ao endereço armazenado em FD) será inserido lá. E nesse endereço, a segunda direção encontrada no 2º chunk será inserida, que será o endereço do shellcode (falso P->bk).
**shellcode = "\xeb\x0caaaabbbbcccc" #jm 12 + 12bytes de preenchimento**
**fake\_size = pack("\<I”, 0xfffffffc) #-4, para que pense que o "size" do 3º chunk está 4bytes atrás (aponta para prev\_size) onde ele verifica se o 2º chunk está livre**
Assim, o programa pensará que "a" está livre e em um bin, então chamará unlink() para desvinculá-lo. No entanto, como o tamanho PREV\_SIZE é -4, ele pensará que o chunk "a" realmente começa em b+4. Ou seja, fará um unlink() em um chunk que começa em b+4, então em b+12 estará o ponteiro "fd" e em b+16 estará o ponteiro "bk".
Dessa forma, conseguindo sobrescrever em dois mallocs de forma descontrolada e em um de forma controlada, mas apenas um é liberado, podemos fazer um exploit.
Se quisermos reutilizar um, não haverá problemas. Se quisermos usar outro, ele receberá o mesmo espaço, então teremos os ponteiros "fd" e "bk" falsificados com os dados que a reserva anterior escreverá.
Apenas uma chamada para free() é necessária para executar código arbitrário. É interessante procurar um segundo chunk que possa ser estourado por um anterior e liberado.
Em \[1], verifica o campo size do bit NON_MAIN_ARENA, que pode ser alterado para que a verificação retorne verdadeira e execute heap_for_ptr(), que faz um and em "mem", deixando os 2,5 bytes menos significativos como 0 (em nosso caso, de 0x0804a000, deixa 0x08000000) e acessa 0x08000000->ar_ptr (como se fosse um struct heap_info)
Dessa forma, se pudermos controlar um chunk, por exemplo, em 0x0804a000 e um chunk será liberado em **0x081002a0**, podemos chegar ao endereço 0x08100000 e escrever o que quisermos, por exemplo, **0x0804a000**. Quando este segundo chunk for liberado, ele encontrará que heap_for_ptr(ptr)->ar_ptr retorna o que escrevemos em 0x08100000 (pois é aplicado a 0x081002a0 o and que vimos antes e daí é extraído o valor dos primeiros 4 bytes, o ar_ptr)
Portanto, se escrevermos o valor de \_\_DTOR_END\_\_-12 em av->bins\[2], na última instrução, será escrito em \_\_DTOR_END\_\_ o endereço do segundo chunk.
No endereço onde cair o endereço do segundo chunk com os últimos 5 zeros, devemos escrever o endereço deste primeiro chunk para que heap_for_ptr() pense que ar_ptr está no início do primeiro chunk e pegue av->bins\[2] de lá.
Dessa forma, \_int_free(TROÇO1, TROÇO2) será chamado e seguirá as instruções para escrever em \_\_DTOR_END\_\_ o endereço do prev_size do TROÇO2, que saltará para o shellcode.
Para aplicar esta técnica, é necessário que alguns requisitos sejam atendidos, o que complica um pouco mais o payload.
Esta técnica não é mais aplicável, pois foi aplicado quase o mesmo patch que para unlink. Verifica-se se o novo local para onde aponta também está apontando para ele.
Desta forma, se for colocado em "fb", ele aponta para uma função na GOT, onde será colocada a direção do chunk sobrescrito. Para isso, é necessário que a arena esteja próxima das direções de dtors. Mais precisamente, av->max\_fast deve estar na direção que será sobrescrita.
Então, se no campo size for inserido um tamanho de 8 + NON\_MAIN\_ARENA + PREV\_INUSE —> fastbin\_index() retornará fastbins\[-1\], que apontará para av->max\_fast
Além disso, é necessário que o chunk adjacente ao liberado seja maior que 8 -> Como mencionamos que o tamanho do chunk liberado é 8, neste chunk falso só precisamos colocar um tamanho maior que 8 (além disso, a shellcode estará no chunk liberado, então no início teremos que colocar um jmp que caia em nops).
Devido aos nulos de \_DTOR\_END\_ e às poucas direções na GOT, nenhuma direção dessas seções serve para ser sobrescrita, então vejamos como aplicar fastbin para atacar a pilha.
Além disso, é necessário que o chunk adjacente ao liberado seja maior que 8 -> Como mencionamos que o tamanho do chunk liberado é 16, neste chunk falso só precisamos colocar um tamanho maior que 8 (além disso, a shellcode estará no chunk liberado, então no início teremos que colocar um jmp que caia em nops que vêm após o campo size do novo chunk falso).
Neste caso, buscamos ter um ponteiro para um malloc que possa ser alterado pelo atacante (por exemplo, o ponteiro está na pilha abaixo de um possível overflow para uma variável).
Assim, poderíamos fazer com que esse ponteiro apontasse para onde quer que fosse. No entanto, nem todo local é válido, o tamanho do chunk falso deve ser menor que av->max\_fast e mais especificamente igual ao tamanho solicitado em uma chamada futura para malloc()+8. Portanto, se soubermos que após esse ponteiro vulnerável é feita uma chamada para malloc(40), o tamanho do chunk falso deve ser igual a 48.
Por exemplo, se o programa perguntar ao usuário por um número, poderíamos inserir 48 e apontar o ponteiro de malloc modificável para os próximos 4 bytes (que poderiam pertencer ao EBP com sorte, assim o 48 ficaria atrás, como se fosse o cabeçalho size). Além disso, o endereço ptr-4+48 deve atender a várias condições (sendo neste caso ptr=EBP), ou seja, 8 <ptr-4+48<av->system\_mem.
Caso isso seja cumprido, quando a próxima chamada para malloc que dissemos que era malloc(40) for feita, o endereço do EBP será atribuído. Caso o atacante também possa controlar o que é escrito nesse malloc, ele pode sobrescrever tanto o EBP quanto o EIP com o endereço desejado.
Acredito que isso ocorre porque quando o free() é chamado, ele armazenará que no endereço que aponta para o EBP da pilha há um chunk de tamanho perfeito para o novo malloc() que está sendo reservado, então ele atribui esse endereço.
* Um overflow para um chunk que permita sobrescrever o wilderness
* Uma chamada para malloc() com o tamanho definido pelo usuário
* Uma chamada para malloc() cujos dados possam ser definidos pelo usuário
O primeiro passo é sobrescrever o tamanho do chunk wilderness com um valor muito grande (0xffffffff), para que qualquer solicitação de memória grande seja tratada em \_int\_malloc() sem a necessidade de expandir o heap.
O segundo passo é alterar o av->top para apontar para uma área de memória sob o controle do atacante, como a pilha. Em av->top, será colocado \&EIP - 8.
Victim obtém o valor da direção do chunk wilderness atual (o av->top atual) e remainder é exatamente a soma dessa direção mais a quantidade de bytes solicitados por malloc(). Portanto, se \&EIP-8 estiver em 0xbffff224 e av->top contiver 0x080c2788, então a quantidade que precisamos reservar no malloc controlado para que av->top aponte para $EIP-8 para o próximo malloc() será:
É importante que o tamanho do novo chunk wilderness seja maior que a solicitação feita pelo último malloc(). Ou seja, se o wilderness estiver apontando para \&EIP-8, o tamanho ficará exatamente no campo EBP da pilha.
Os chunks liberados são inseridos no bin com base em seu tamanho. Mas antes de serem inseridos, eles são armazenados em unsorted bins. Quando um chunk é liberado, ele não é imediatamente colocado em seu bin, mas permanece em unsorted bins. Em seguida, se um novo chunk for alocado e o anterior liberado puder ser usado, ele será retornado, mas se um chunk maior for alocado, o chunk liberado em unsorted bins será colocado em seu bin apropriado.
Reserve dois mallocs, de modo que o primeiro possa sofrer overflow após o segundo ter sido liberado e inserido em seu bin (ou seja, um malloc maior que o segundo deve ser reservado antes do overflow).
O objetivo é o seguinte: se pudermos fazer um overflow em um heap que tem um pedaço liberado e em seu bin abaixo, podemos alterar seu ponteiro bk. Ao alterar o ponteiro bk e se esse pedaço se tornar o primeiro da lista do bin e for reservado, o bin será enganado e informado de que o próximo pedaço da lista está na falsa direção que definimos (como stack ou GOT, por exemplo). Portanto, se outro pedaço for reservado e o atacante tiver permissões nele, um pedaço na posição desejada será fornecido e poderá ser escrito.
Após liberar o pedaço modificado, é necessário reservar um pedaço maior do que o liberado, para que o pedaço modificado saia dos bins não ordenados e seja inserido em seu bin.
Assim, o bin deve esperar até que malloc() seja chamado várias vezes para que o bin modificado seja usado novamente e engane o bin, fazendo-o acreditar que o próximo pedaço está na direção falsa. Em seguida, o pedaço desejado será fornecido.
Para que a vulnerabilidade seja explorada o mais rápido possível, o ideal seria: reservar o pedaço vulnerável, reservar o pedaço a ser modificado, liberar esse pedaço, reservar um pedaço maior do que o a ser modificado, modificar o pedaço (vulnerabilidade), reservar um pedaço do mesmo tamanho do vulnerado e reservar um segundo pedaço do mesmo tamanho, que apontará para o endereço escolhido.
Para proteger esse ataque, é usada a verificação típica de que o pedaço "não" é falso: verifica-se se bck->fd está apontando para a vítima. Ou seja, no nosso caso, se o ponteiro fd* do pedaço falso apontado na pilha está apontando para a vítima. Para contornar essa proteção, o atacante deve ser capaz de escrever de alguma forma (provavelmente na pilha) no endereço correto da vítima. Para que pareça um pedaço verdadeiro.
São necessários os mesmos requisitos que antes e alguns adicionais, além disso, os pedaços reservados devem ser maiores que 512.
O ataque é semelhante ao anterior, ou seja, é necessário modificar o ponteiro bk e todas essas chamadas para malloc(), mas também é necessário modificar o tamanho do pedaço modificado de forma que esse tamanho - nb seja <MINSIZE.
Por exemplo, é necessário definir o tamanho como 1552 para que 1552 - 1544 = 8 <MINSIZE(asubtraçãonãopodesernegativaporqueécomparadacomumvalornãoassinado).
Basicamente consiste em reservar toda a memória possível para heaps e preenchê-los com um colchão de nops seguido de uma shellcode. Além disso, o colchão é preenchido com 0x0c. A ideia é tentar pular para o endereço 0x0c0c0c0c e, assim, se alguma direção for sobrescrita com esse colchão, o controle será transferido para lá. Basicamente, a tática é reservar o máximo possível para ver se algum ponteiro é sobrescrito e pular para 0x0c0c0c0c, esperando que haja nops lá.
Consiste em, por meio de reservas e liberações, organizar a memória de forma que pedaços reservados fiquem entre pedaços livres. O buffer a ser estourado será colocado em um desses pedaços.
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