<summary><strong>Aprenda hacking na AWS do zero ao herói com</strong><ahref="https://training.hacktricks.xyz/courses/arte"><strong>htARTE (HackTricks AWS Red Team Expert)</strong></a><strong>!</strong></summary>
* Se você deseja ver sua **empresa anunciada no HackTricks** ou **baixar o HackTricks em PDF**, confira os [**PLANOS DE ASSINATURA**](https://github.com/sponsors/carlospolop)!
* Adquira o [**swag oficial do PEASS & HackTricks**](https://peass.creator-spring.com)
* Descubra [**A Família PEASS**](https://opensea.io/collection/the-peass-family), nossa coleção exclusiva de [**NFTs**](https://opensea.io/collection/the-peass-family)
* **Junte-se ao** 💬 [**grupo Discord**](https://discord.gg/hRep4RUj7f) ou ao [**grupo telegram**](https://t.me/peass) ou **siga-nos** no **Twitter** 🐦 [**@hacktricks\_live**](https://twitter.com/hacktricks\_live)**.**
* **Compartilhe seus truques de hacking enviando PRs para os repositórios** [**HackTricks**](https://github.com/carlospolop/hacktricks) e [**HackTricks Cloud**](https://github.com/carlospolop/hacktricks-cloud).
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.
Consiste em um pequeno código que percorre as páginas de memória associadas a um processo em busca da shellcode ali armazenada (procura por alguma assinatura na shellcode). Útil nos casos em que há apenas um pequeno espaço para injetar código.
Consistem em 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**:
De esta forma, se pode modificar o EBP ao sair de uma função (fvuln) que foi chamada por outra função, quando a função que chamou fvuln terminar, seu EIP pode ser modificado.
Em fvuln, pode-se introduzir um EBP falso que aponte para um local onde esteja o endereço da shellcode + 4 (é necessário adicionar 4 por causa do pop). Assim, ao sair da função, o valor de &(\&Shellcode)+4 será colocado em ESP, com o pop, 4 será subtraído de ESP e ele apontará para o endereço da shellcode quando o ret for executado.
Permite modificar apenas o byte menos significativo do EBP. Pode-se realizar um ataque como o anterior, mas a memória que armazena o endereço da shellcode deve compartilhar os 3 primeiros bytes com o EBP.
O ASLR faz com que, em cada execução, as funções sejam carregadas em posições diferentes na memória. Portanto, esse método pode não ser eficaz nesse caso. Para servidores remotos, como o programa está sendo executado constantemente no mesmo endereço, pode ser útil.
É colocado o endereço da instrução system da libc e é passada como argumento a string “/bin/sh”, normalmente de uma variável de ambiente. Além disso, é usada a direção da função exit para que, uma vez que a shell não seja mais necessária, o programa saia sem problemas (e escreva logs).
“A” \* DISTÂNCIA EBP + 4 (EBP: podem ser 4 "A"s, embora seja melhor se for o EBP real para evitar falhas de segmentação) + Endereço do **system** (sobrescreverá o EIP) + Endereço do **exit** (ao sair de system(“/bin/sh”), esta função será chamada, pois os primeiros 4 bytes do stack são tratados como o próximo endereço do EIP a ser executado) + Endereço de “**/bin/sh**” (será o parâmetro passado para system)
Dessa forma, o EIP será sobrescrito com o endereço de system, que receberá a string “/bin/sh” como parâmetro e, ao sair disso, executará a função exit().
É possível encontrar a situação em que algum byte de algum endereço de alguma função seja nulo ou espaço (\x20). Nesse caso, pode-se desmontar os endereços anteriores a essa função, pois provavelmente haverá vários NOPs que permitirão chamar um deles em vez da função diretamente (por exemplo, com > x/8i system-4).
Este método funciona porque, ao chamar uma função como system usando o opcode **ret** em vez de **call**, a função entende que os primeiros 4 bytes serão o endereço **EIP** para retornar.
Uma técnica interessante com este método é chamar **strncpy()** para mover um payload do stack para o heap e, posteriormente, usar **gets()** para executar esse payload.
Outra técnica interessante é o uso de **mprotect()**, que permite atribuir as permissões desejadas a qualquer parte da memória. Funciona ou funcionava no BDS, MacOS e OpenBSD, mas não no Linux (controla que não seja possível conceder permissões de escrita e execução ao mesmo tempo). Com esse ataque, seria possível reconfigurar o stack como executável.
Dessa forma, é possível encadear funções a serem chamadas. Além disso, se desejar usar funções com vários argumentos, pode-se colocar os argumentos necessários (por exemplo, 4) e inserir os 4 argumentos e procurar um endereço com opcodes: pop, pop, pop, pop, ret —> **objdump -d executável**
Essa shellcode pode ser repetida indefinidamente nas partes da memória às quais se tem acesso, de modo que uma shellcode facilmente divisível em pequenos pedaços de memória seja obtida.
Útil quando não se pode inserir um endereço do stack no EIP (verifica-se que o EIP não contém 0xbf) ou quando não se pode calcular a localização da shellcode. No entanto, a função vulnerável aceita um parâmetro (a shellcode irá aqui).
Dessa forma, ao alterar o EIP por um endereço de um **ret**, a próxima direção será carregada (que é o endereço do primeiro argumento da função). Ou seja, a shellcode será carregada.
O exploit seria: SHELLCODE + Preenchimento (até EIP) + **\&ret** (os próximos bytes da pilha apontam para o início da 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 a shellcode estava armazenada, impossibilitando essa técnica. Ou seja, o endereço passado para a função como argumento (que armazena a shellcode) é alterado por um 0x00, então, ao chamar o segundo **ret**, encontra um 0x00 e o programa falha.
Se não tivermos controle sobre o primeiro argumento, mas tivermos sobre o segundo ou terceiro, podemos sobrescrever o EIP com um endereço de pop-ret ou pop-pop-ret, conforme necessário.
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 a shellcode. O endereço dela pode ser calculado como: addr = 0xbfffffff - 4 - strlen(NOME\_do\_executável\_completo) - strlen(shellcode)
Como o ESP sempre aponta para o início da pilha, essa técnica consiste em substituir o EIP pelo endereço de uma chamada a **jmp esp** ou **call esp**. Assim, a shellcode é salva após a sobrescrita do EIP, pois após a execução do **ret**, o ESP estará apontando para o próximo endereço, onde a shellcode foi armazenada.
Caso o ASLR não esteja ativado no Windows ou Linux, é possível chamar **jmp esp** ou **call esp** armazenadas em algum objeto compartilhado. Se o ASLR estiver ativado, pode-se procurar dentro do próprio programa vulnerável.
Além disso, o fato de poder colocar a shellcode após a corrupção do EIP, em vez de no meio da pilha, permite que as instruções push ou pop executadas no meio da função não afetem a shellcode (o que poderia ocorrer se estivesse no meio da pilha da função).
De maneira semelhante, se soubermos que uma função retorna o endereço onde a shellcode está armazenada, é possível chamar **call eax** ou **jmp eax (ret2eax).**
Esse tipo de estouro ocorre quando uma variável não está preparada para suportar um número tão grande quanto o fornecido, possivelmente devido a uma confusão entre variáveis com e sem sinal, por exemplo:
No exemplo anterior, vemos que o programa espera 2 parâmetros. O primeiro é o comprimento da próxima string e o segundo é a string.
Se passarmos um número negativo como primeiro parâmetro, será exibido que len <256epassaremosporessefiltro,etambémstrlen(buffer)serámenorquel,poisléumunsignedinteserámuitogrande.
Esse tipo de overflow não busca escrever algo no processo do programa, mas sim contornar filtros mal projetados para explorar outras vulnerabilidades.
Não se sabe o valor que uma variável não inicializada pode assumir e pode ser interessante observá-la. Pode ser que ela assuma o valor que uma variável da função anterior assumia e que essa variável seja controlada pelo atacante.
Em C, **`printf`** é uma função que pode ser usada para **imprimir** uma string. O **primeiro parâmetro** que essa função espera é o **texto bruto com os formatadores**. Os **parâmetros seguintes** esperados são os **valores** para **substituir** os **formatadores** do texto bruto.
A vulnerabilidade ocorre quando um **texto do atacante é colocado como o primeiro argumento** para essa função. O atacante poderá criar uma **entrada especial abusando** das **capacidades de string de formato do printf** para **escrever qualquer dado em qualquer endereço**. Dessa forma, sendo capaz de **executar código arbitrário**.
**`%n`** **escreve** o **número de bytes escritos** no **endereço indicado. Escrever** tantos **bytes** quanto o número hexadecimal que precisamos **escrever** é como você pode **escrever qualquer dado**.
Em um binário, a GOT tem os **endereços das funções ou** da seção **PLT** que carregará o endereço da função. O objetivo deste exploit é **sobrescrever a entrada da GOT** de uma função que será executada posteriormente **com** o **endereço** do PLT da função **`system`**. Idealmente, você irá **sobrescrever** a **GOT** de uma **função** que está **prestes a ser chamada com parâmetros controlados por você** (assim você poderá controlar os parâmetros enviados para a função do sistema).
Se **`system`** **não for usada** pelo script, a função do sistema **não** terá uma entrada na GOT. Nesse cenário, você precisará **vazar primeiro o endereço** da função `system`.
A **Tabela de Ligação de Procedimentos** é uma tabela **somente leitura** no arquivo ELF que armazena todos os **símbolos necessários que precisam de resolução**. Quando uma dessas funções é chamada, a **GOT** irá **redirecionar** o **fluxo** para a **PLT** para que possa **resolver** o **endereço** da função e gravá-lo na GOT.\
Como explicado anteriormente, o objetivo será **sobrescrever** o **endereço** de uma **função** na **tabela GOT** que será chamada posteriormente. Idealmente, poderíamos definir o **endereço de um shellcode** localizado em uma seção executável, mas é altamente provável que você não consiga escrever um shellcode em uma seção executável.\
Então, uma opção diferente é **sobrescrever** uma **função** que **recebe** seus **argumentos** do **usuário** e **apontá-la** para a **função `system`**.
Para escrever o endereço, geralmente são feitos 2 passos: Você **escreve primeiro 2Bytes** do endereço e depois os outros 2. Para fazer isso, é usado **`$hn`**.
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.
Uma string de formatação também pode ser abusada para **extrair conteúdo** da memória do programa.\
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**!
Normalmente 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 poderia abusar da **formatação** de uma string para causar um **estouro de buffer na variável** para onde o conteúdo é copiado.\
Por exemplo, a carga útil `%.44xAAAA` irá **escrever 44B+"AAAA" na variável**, o que pode causar um estouro de buffer.
**`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** do **processo**, mas isso é atualmente mais complicado.\
Atualmente, os **endereços das funções** a serem executadas estão **ocultos** atrás de 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 **retornam o mesmo** que receberam 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.
É uma técnica para transformar um estouro de buffer em um erro de formatação de string. Consiste em substituir o EIP para apontar para um printf da função e passar uma string de formato manipulada como argumento para obter valores sobre o estado do processo.
As bibliotecas estão em uma posição com 16 bits de aleatoriedade = 65636 possíveis endereços. Se um servidor vulnerável chama fork(), o espaço de endereços de memória é clonado no processo filho e permanece intacto. Portanto, é possível tentar fazer uma força bruta na função usleep() da libc passando "16" como argumento, de modo que quando demorar mais do que o normal para responder, a função será encontrada. Sabendo onde está essa função, é possível obter delta\_mmap e calcular as demais.
**Relro (Read only Relocation)** afeta as permissões de memória de forma semelhante ao NX. A diferença é que, enquanto com o NX torna a pilha executável, o RELRO torna **certas coisas somente leitura**, então **não podemos escrever** nelas. A maneira mais comum que vi isso ser um obstáculo é nos impedindo de fazer uma **sobrescrita da tabela `got`**, que será abordada posteriormente. A tabela `got` contém endereços de funções libc para que o binário saiba quais são os endereços e possa chamá-los. Vamos ver como são as permissões de memória para uma entrada da tabela `got` para um binário com e sem relro.
Para o binário **sem relro**, podemos ver que o endereço da entrada `got` para `fgets` é `0x404018`. Ao analisar os mapeamentos de memória, vemos que ele está entre `0x404000` e `0x405000`, com as **permissões `rw`**, o que significa que podemos ler e escrever nele. Para o binário **com relro**, vemos que o endereço da tabela `got` para a execução do binário (o pie está ativado, então este endereço mudará) é `0x555555557fd0`. Nos mapeamentos de memória desse binário, ele está entre `0x0000555555557000` e `0x0000555555558000`, com a permissão de memória **`r`**, o que significa que só podemos ler dele.
Então, qual é o **bypass**? O bypass típico que eu uso é simplesmente não escrever em regiões de memória que o relro faz ser somente leitura e **encontrar uma maneira diferente de obter a execução de código**.
* Lazy binding: O endereço de uma função é pesquisado na primeira vez que a função é chamada. Portanto, a `GOT` precisa ter permissões de escrita durante a execução.
* Bind now: Os endereços das funções são resolvidos no início da execução e, em seguida, permissões somente leitura são concedidas a seções sensíveis como .got, .dtors, .ctors, .dynamic, .jcr. `` `** ``-z relro`**`y`**`-z now\`\*\*
Cuando o binário é carregado na memória e uma função é chamada pela primeira vez, o salto é feito para a PLT (Procedure Linkage Table), a partir daqui é feito um salto (jmp) para a GOT e descobre-se que essa entrada não foi resolvida (contém um endereço seguinte da PLT). Então, o Runtime Linker ou rtfd é invocado para resolver o endereço e salvá-lo na GOT.
Quando uma função é chamada, a PLT é chamada, ela contém o endereço da GOT onde o endereço da função é armazenado, redirecionando o fluxo para lá e assim a função é chamada. No entanto, se for a primeira vez que a função é chamada, o que está na GOT é a próxima instrução da PLT, portanto o fluxo segue o código da PLT (rtfd) e descobre o endereço da função, salva na GOT e chama.
Ao carregar um binário na memória, o compilador informa em qual offset os dados que devem ser carregados quando o programa é executado devem ser colocados.
Lazy binding —> O endereço da função é procurado apenas na primeira vez que a função é invocada, então a GOT tem permissões de escrita para que, quando for procurado, seja salvo lá e não precise ser procurado novamente.
Bind now —> Os endereços das funções são procurados ao carregar o programa e as permissões das seções .got, .dtors, .ctors, .dynamic, .jcr são alteradas para somente leitura. **-z relro** e **-z now**
O segundo não permite que **%n** venha de uma seção com permissões de escrita. Além disso, o parâmetro para acesso direto de argumentos só pode ser usado se os anteriores forem usados, ou seja, só pode ser usado **%3$d** se **%2$d** e **%1$d** forem usados antes.
Para exibir a mensagem de erro, o argv\[0\] é usado, então se for colocado nele o endereço de outro local (como uma variável global), a mensagem de erro mostrará o conteúdo dessa variável. Página 191
As chamadas para algumas funções inseguras são interceptadas 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 as bibliotecas compartilhadas de 0x00000000 a 0x00ffffff para sempre ter 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 função chamada é a que está armazenada na GOT, que será system().
Para funções que usam o EBP como registro para apontar para os argumentos ao modificar o EIP e apontar para system(), o EBP também deve ser modificado para apontar para uma área de memória que tenha 2 bytes quaisquer e, em seguida, o endereço de &”/bin/sh”.
Ao liberar um chunk, se algum dos chunks contíguos estiver livre, eles são fundidos usando a macro unlink() e o novo chunk maior é passado para frontlink() para ser inserido no bin apropriado.
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 uns nops que levam ao restante do shellcode.
Após a shellcode, é inserido preenchimento até chegar ao campo prev\_size e size do próximo chunk. Nestes locais, são inseridos 0xfffffff0 (para sobrescrever prev\_size e indicar que está livre) e “-4” (0xfffffffc) em 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(), os primeiros dados do 2º chunk são usados como P->fd, então o endereço a ser sobrescrito - 12 (pois em FD->bk, 12 é adicionado ao endereço armazenado em FD) é inserido lá. E nesse endereço, é inserido o segundo endereço encontrado no 2º chunk, que deve ser o endereço da shellcode (falso P->bk).
**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 o "a" está livre e em um bin, então chamará unlink() para desvinculá-lo. No entanto, como o cabeçalho 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".
Assim, conseguimos 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 a free() é necessária para executar código arbitrário. É interessante encontrar um segundo chunk que possa ser sobrecarregado pelo 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 (por exemplo, de 0x0804a000 para 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 um and em 0x081002a0 como vimos antes e daí é extraído o valor dos primeiros 4 bytes, o ar_ptr)
Como vimos antes, podemos controlar o valor de av, pois é o que escrevemos no chunk que será liberado.
Como unsorted_chunks é definido, sabemos que:\
bck = \&av->bins\[2]-8;\
fwd = bck->fd = \*(av->bins\[2]);\
fwd->bk = \*(av->bins\[2] + 12) = p;
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.
Ou seja, no primeiro chunk, no início, devemos colocar várias vezes o endereço de \_\_DTOR\_END\_\_-12, pois é de lá que av->bins\[2] o pegará.
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.
No segundo chunk e graças ao primeiro, sobrescrevemos prev\_size com um jump 0x0c e size com algo para ativar -> NON\_MAIN_ARENA
Em seguida, no chunk 2, colocamos muitos nops e, finalmente, o shellcode
Dessa forma, será chamado \_int\_free(CHUNK1, CHUNK2) e seguirá as instruções para escrever em \_\_DTOR\_END\_\_ o endereço do prev\_size do CHUNK2, que saltará para o shellcode.
Para aplicar essa técnica, alguns requisitos adicionais precisam ser atendidos, o que complica um pouco mais o payload.
Esta técnica já não é aplicável, pois quase o mesmo patch foi aplicado como para unlink. Eles são comparados 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 vamos sobrescrever.
Dado que com The House of Mind vimos que controlávamos a posição do av.
Então, se no campo size colocarmos um tamanho de 8 + NON\_MAIN\_ARENA + PREV\_INUSE —> fastbin\_index() retornará fastbins\[-1], que apontará para av->max\_fast
Neste caso, av->max\_fast será a direção que será sobrescrita (não para onde aponta, mas essa posição será sobrescrita).
Além disso, é necessário que o chunk adjacente ao liberado seja maior que 8 -> Como dissemos 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).
Além disso, esse mesmo chunk falso deve ser menor que av->system\_mem. av->system\_mem está 1848 bytes adiante.
Devido aos nulos de \_DTOR\_END\_ e às poucas direções na GOT, nenhum desses endereços serve para ser sobrescrito, então vejamos como aplicar fastbin para atacar a pilha.
Outra forma de ataque é redirecionar o **av** para a pilha.
Se modificarmos o size para ser 16 em vez de 8, então: fastbin\_index() retornará fastbins\[0] e podemos usar isso para sobrescrever a pilha.
Para isso, não deve haver nenhum canary ou valores estranhos na pilha, na verdade, temos que encontrar isso: 4bytes nulos + EBP + RET
Os 4 bytes nulos são necessários para que o **av** esteja nesse endereço e o primeiro elemento de um **av** é o mutex que deve ser 0.
O **av->max\_fast** será o EBP e será um valor que nos permitirá ignorar as restrições.
No **av->fastbins\[0]** será sobrescrito com o endereço de **p** e será o RET, assim a shellcode será executada.
Além disso, em **av->system\_mem** (1484 bytes acima da posição na pilha) haverá bastante lixo que nos permitirá ignorar a verificação que é feita.
Além disso, é necessário que o chunk adjacente ao liberado seja maior que 8 -> Como dissemos 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).
**The House of Spirit**
Neste caso, procuramos 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 introduzir 48 e apontar o ponteiro de malloc modificável para os próximos 4 bytes (que poderiam pertencer ao EBP com sorte, assim o 48 fica 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.
Se isso for 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 apontado pelo EBP da pilha há um chunk do tamanho perfeito para o novo malloc() que está sendo reservado, então ele atribui esse endereço.
**The House of Force**
É necessário:
* 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.
Precisamos sobrescrever av->top para apontar para a área de memória sob o controle do atacante:
vítima = av->top;
restante = chunck\_at\_offset(vítima, nb);
av->top = restante;
A vítima obtém o valor da direção do chunk wilderness atual (o av->top atual) e o restante 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:
0xbffff224 - 0x080c2788 = 3086207644.
Assim, o valor alterado será armazenado em av->top e o próximo malloc apontará para o EIP e poderá ser sobrescrito.
É importante saber 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.
**The House of Lore**
**Corrupção SmallBin**
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 útil, ele será retornado, mas se for alocado um chunk maior, o chunk liberado em unsorted bins será colocado em seu bin apropriado.
Para alcançar o código vulnerável, a solicitação de memória deve ser maior que av->max\_fast (normalmente 72) e menor que MIN\_LARGE\_SIZE (512).
Se houver um chunk no bin do tamanho adequado ao que está sendo solicitado, ele será retornado após ser desvinculado:
bck = vítima->bk; Aponta para o chunk anterior, é a única informação que podemos alterar.
bin->bk = bck; O penúltimo chunk se torna o último, se bck apontar para a pilha, o próximo chunk alocado receberá esse endereço
bck->fd = bin; A lista é fechada fazendo com que ela aponte para bin
É necessário:
Reserve dois malloc, 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 malloc reservado com o endereço escolhido pelo atacante deve ser controlado pelo atacante.
O objetivo é o seguinte: se pudermos fazer um overflow em um heap que tenha um pedaço liberado abaixo dele e em seu bin, 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 nele.
Após liberar o pedaço modificado, é necessário reservar um pedaço maior do que o liberado, para que o pedaço modificado saia dos unsorted bins e seja inserido em seu bin.
Uma vez no bin, é hora de modificar o ponteiro bk através do overflow para que aponte para o endereço que desejamos sobrescrever.
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 adequado da vítima. Para que pareça um pedaço verdadeiro.
**Corrupção LargeBin**
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).
Além disso, foi introduzido um patch para torná-lo ainda mais complicado.
**Heap Spraying**
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. Assim, tenta-se saltar para o endereço 0x0c0c0c0c e, 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 saltar para 0x0c0c0c0c, esperando que haja nops lá.
**Heap Feng Shui**
Consiste em cimentar a memória por meio de reservas e liberações, de modo que pedaços reservados fiquem entre pedaços livres. O buffer a ser transbordado será colocado em um desses pedaços.
<summary><strong>Aprenda hacking AWS do zero ao herói com</strong><ahref="https://training.hacktricks.xyz/courses/arte"><strong>htARTE (HackTricks AWS Red Team Expert)</strong></a><strong>!</strong></summary>
Outras formas de apoiar o HackTricks:
* Se você deseja ver sua **empresa anunciada no HackTricks** ou **baixar o HackTricks em PDF**, confira os [**PLANOS DE ASSINATURA**](https://github.com/sponsors/carlospolop)!
* Adquira o [**swag oficial PEASS & HackTricks**](https://peass.creator-spring.com)
* Descubra [**The PEASS Family**](https://opensea.io/collection/the-peass-family), nossa coleção exclusiva de [**NFTs**](https://opensea.io/collection/the-peass-family)
* **Junte-se ao** 💬 [**grupo Discord**](https://discord.gg/hRep4RUj7f) ou ao [**grupo telegram**](https://t.me/peass) ou **siga-nos** no **Twitter** 🐦 [**@hacktricks\_live**](https://twitter.com/hacktricks\_live)**.**
* **Compartilhe seus truques de hacking enviando PRs para os repositórios** [**HackTricks**](https://github.com/carlospolop/hacktricks) e [**HackTricks Cloud**](https://github.com/carlospolop/hacktricks-cloud).
