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* Encontre um exemplo em [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc\_2.23/house\_of\_orange.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc\_2.23/house\_of\_orange.c)
* A técnica de exploração foi corrigida neste [patch](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blobdiff;f=stdlib/abort.c;h=117a507ff88d862445551f2c07abb6e45a716b75;hp=19882f3e3dc1ab830431506329c94dcf1d7cc252;hb=91e7cf982d0104f0e71770f5ae8e3faf352dea9f;hpb=0c25125780083cbba22ed627756548efe282d1a0) então isso não está mais funcionando (funcionando em versões anteriores a 2.26)
* Mesmo exemplo **com mais comentários** em [https://guyinatuxedo.github.io/43-house\_of\_orange/house\_orange\_exp/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/43-house\_of\_orange/house\_orange\_exp/index.html)
Algumas informações de fundo necessárias dos comentários de [**este exemplo**](https://guyinatuxedo.github.io/43-house\_of\_orange/house\_orange\_exp/index.html)**:**
A questão é que, em versões mais antigas da libc, quando a função `malloc_printerr` era chamada, ela **iterava através de uma lista de structs `_IO_FILE` armazenadas em `_IO_list_all`**, e na verdade **executava** um ponteiro de instrução naquela struct.\
Este ataque irá forjar uma **struct `_IO_FILE` falsa** que escreveremos em **`_IO_list_all`**, e fará com que `malloc_printerr` seja executado.\
Então, ele irá **executar qualquer endereço** que tenhamos armazenado na tabela de saltos das structs **`_IO_FILE`**, e obteremos execução de código.
O ataque começa conseguindo obter o **top chunk** dentro do **unsorted bin**. Isso é alcançado chamando `malloc` com um tamanho maior que o tamanho atual do top chunk, mas menor que **`mmp_.mmap_threshold`** (o padrão é 128K), que de outra forma acionaria a alocação `mmap`. Sempre que o tamanho do top chunk é modificado, é importante garantir que o **top chunk + seu tamanho** esteja alinhado à página e que o bit **prev\_inuse** do top chunk esteja sempre definido.
Para obter o top chunk dentro do unsorted bin, aloque um chunk para criar o top chunk, mude o tamanho do top chunk (com um overflow no chunk alocado) para que **top chunk + tamanho** esteja alinhado à página com o bit **prev\_inuse** definido. Em seguida, aloque um chunk maior que o novo tamanho do top chunk. Note que `free` nunca é chamado para colocar o top chunk no unsorted bin.
O antigo top chunk agora está no unsorted bin. Supondo que possamos ler dados dentro dele (possivelmente devido a uma vulnerabilidade que também causou o overflow), é possível vazar endereços da libc a partir dele e obter o endereço de **\_IO\_list\_all**.
Um ataque de unsorted bin é realizado abusando do overflow para escrever `topChunk->bk->fwd = _IO_list_all - 0x10`. Quando um novo chunk é alocado, o antigo top chunk será dividido, e um ponteiro para o unsorted bin será escrito em **`_IO_list_all`**.
O próximo passo envolve reduzir o tamanho do antigo top chunk para caber em um small bin, especificamente definindo seu tamanho para **0x61**. Isso serve a dois propósitos:
1.**Inserção no Small Bin 4**: Quando `malloc` escaneia o unsorted bin e vê este chunk, ele tentará inseri-lo no small bin 4 devido ao seu pequeno tamanho. Isso faz com que o chunk termine na cabeça da lista do small bin 4, que é a localização do ponteiro FD do chunk de **`_IO_list_all`** já que escrevemos um endereço próximo em **`_IO_list_all`** via ataque de unsorted bin.
2.**Acionando uma Verificação de Malloc**: Essa manipulação do tamanho do chunk fará com que `malloc` execute verificações internas. Quando ele verifica o tamanho do chunk falso de avanço, que será zero, isso aciona um erro e chama `malloc_printerr`.
A manipulação do small bin permitirá que você controle o ponteiro de avanço do chunk. A sobreposição com **\_IO\_list\_all** é usada para forjar uma estrutura **\_IO\_FILE** falsa. A estrutura é cuidadosamente elaborada para incluir campos-chave como `_IO_write_base` e `_IO_write_ptr` definidos para valores que passam nas verificações internas da libc. Além disso, uma tabela de saltos é criada dentro da estrutura falsa, onde um ponteiro de instrução é definido para o endereço onde código arbitrário (por exemplo, a função `system`) pode ser executado.
* **Reduzir o Antigo Top Chunk**: Ajustar o tamanho do antigo top chunk para **0x61** para caber em um small bin.
* **Configurar a Estrutura Falsa `_IO_FILE`**: Sobrepor o antigo top chunk com a estrutura falsa **\_IO\_FILE** e definir os campos adequadamente para sequestrar o fluxo de execução.
O próximo passo envolve forjar uma estrutura falsa **\_IO\_FILE** que se sobrepõe ao antigo top chunk atualmente no unsorted bin. Os primeiros bytes desta estrutura são elaborados cuidadosamente para incluir um ponteiro para um comando (por exemplo, "/bin/sh") que será executado.
Campos-chave na estrutura falsa **\_IO\_FILE**, como `_IO_write_base` e `_IO_write_ptr`, são definidos para valores que passam nas verificações internas da libc. Além disso, uma tabela de saltos é criada dentro da estrutura falsa, onde um ponteiro de instrução é definido para o endereço onde código arbitrário pode ser executado. Normalmente, este seria o endereço da função `system` ou outra função que pode executar comandos de shell.
O ataque culmina quando uma chamada para `malloc` aciona a execução do código através da estrutura manipulada **\_IO\_FILE**. Isso efetivamente permite a execução de código arbitrário, resultando tipicamente em um shell sendo gerado ou outro payload malicioso sendo executado.
1.**Configurar o top chunk**: Alocar um chunk e modificar o tamanho do top chunk.
2.**Forçar o top chunk para o unsorted bin**: Alocar um chunk maior.
3.**Vazar endereços da libc**: Usar a vulnerabilidade para ler do unsorted bin.
4.**Realizar o ataque de unsorted bin**: Escrever em **\_IO\_list\_all** usando um overflow.
5.**Reduzir o antigo top chunk**: Ajustar seu tamanho para caber em um small bin.
6.**Configurar uma estrutura falsa \_IO\_FILE**: Forjar uma estrutura de arquivo falsa para sequestrar o fluxo de controle.
7.**Acionar a execução de código**: Alocar um chunk para executar o ataque e rodar código arbitrário.
Essa abordagem explora mecanismos de gerenciamento de heap, vazamentos de informações da libc e overflows de heap para alcançar a execução de código sem chamar diretamente `free`. Ao elaborar cuidadosamente a estrutura falsa **\_IO\_FILE** e colocá-la na localização correta, o ataque pode sequestrar o fluxo de controle durante operações padrão de alocação de memória. Isso permite a execução de código arbitrário, resultando potencialmente em um shell ou outras atividades maliciosas.
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