hacktricks/binary-exploitation/libc-heap/off-by-one-overflow.md

# Estouro por um byte

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## Informações Básicas

Ter apenas acesso a um estouro de 1 byte permite a um atacante modificar o campo `size` do próximo chunk. Isso permite manipular quais chunks são realmente liberados, potencialmente gerando um chunk que contém outro chunk legítimo. A exploração é semelhante a um [double free](double-free.md) ou chunks sobrepostos.

Existem 2 tipos de vulnerabilidades de estouro por um byte:

* Byte arbitrário: Esse tipo permite sobrescrever esse byte com qualquer valor
* Byte nulo (off-by-null): Esse tipo permite sobrescrever esse byte apenas com 0x00
* Um exemplo comum dessa vulnerabilidade pode ser visto no código a seguir, onde o comportamento de `strlen` e `strcpy` é inconsistente, o que permite definir um byte 0x00 no início do próximo chunk.
* Isso pode ser explorado com o [House of Einherjar](house-of-einherjar.md).
* Se estiver usando Tcache, isso pode ser aproveitado para uma situação de [double free](double-free.md). 

<details>

<summary>Off-by-null</summary>
```c
// From https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off_by_one/
int main(void)
{
char buffer[40]="";
void *chunk1;
chunk1 = malloc(24);
puts("Get Input");
gets(buffer);
if(strlen(buffer)==24)
{
strcpy(chunk1,buffer);
}
return 0;
}
```
</details>

Entre outras verificações, agora sempre que um chunk é liberado, o tamanho anterior é comparado com o tamanho configurado no chunk de metadados, tornando esse ataque bastante complexo a partir da versão 2.28.

### Exemplo de código:

* [https://github.com/DhavalKapil/heap-exploitation/blob/d778318b6a14edad18b20421f5a06fa1a6e6920e/assets/files/shrinking\_free\_chunks.c](https://github.com/DhavalKapil/heap-exploitation/blob/d778318b6a14edad18b20421f5a06fa1a6e6920e/assets/files/shrinking\_free\_chunks.c)
* Este ataque não está mais funcionando devido ao uso de Tcaches.
* Além disso, se você tentar abusar dele usando chunks maiores (para que as tcaches não estejam envolvidas), você receberá o erro: `malloc(): invalid next size (unsorted)`

### Objetivo

* Fazer com que um chunk esteja contido dentro de outro chunk, de modo que o acesso de escrita sobre esse segundo chunk permita sobrescrever o contido

### Requisitos

* Estouro de buffer por um para modificar as informações de metadados de tamanho

### Ataque geral de off-by-one

* Aloque três chunks `A`, `B` e `C` (digamos tamanhos 0x20), e outro para evitar a consolidação com o chunk superior.
* Libere `C` (inserido na lista de liberação Tcache de 0x20).
* Use o chunk `A` para transbordar em `B`. Abusa do off-by-one para modificar o campo `size` de `B` de 0x21 para 0x41.
* Agora temos `B` contendo o chunk livre `C`
* Libere `B` e aloque um chunk de 0x40 (ele será colocado aqui novamente)
* Podemos modificar o ponteiro `fd` de `C`, que ainda está livre (envenenamento de Tcache)

### Ataque off-by-null

* 3 chunks de memória (a, b, c) são reservados um após o outro. Em seguida, o do meio é liberado. O primeiro contém uma vulnerabilidade de estouro por um e o atacante a abusa com um 0x00 (se o byte anterior fosse 0x10, faria com que o chunk do meio indicasse que é 0x10 menor do que realmente é).
* Em seguida, 2 chunks menores são alocados no meio do chunk liberado (b), no entanto, como `b + b->size` nunca atualiza o chunk c porque o endereço apontado é menor do que deveria.
* Em seguida, b1 e c são liberados. Como `c - c->prev_size` ainda aponta para b (agora b1), ambos são consolidados em um único chunk. No entanto, b2 ainda está dentro entre b1 e c.
* Finalmente, é feito um novo malloc para recuperar esta área de memória que na verdade vai conter b2, permitindo ao proprietário do novo malloc controlar o conteúdo de b2.

Esta imagem explica perfeitamente o ataque:

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (1247).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks">https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks</a></p></figcaption></figure>

## Outros Exemplos e Referências

* [**https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking\_free\_chunks**](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking\_free\_chunks)
* [**Bon-nie-appetit. HTB Cyber Apocalypse CTF 2022**](https://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/bon-nie-appetit/)
* Off-by-one devido ao `strlen` considerando o campo `size` do próximo chunk.
* Tcache está sendo usado, então ataques gerais de off-by-one funcionam para obter um primitivo de escrita arbitrário com envenenamento de Tcache.
* [**Asis CTF 2016 b00ks**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off\_by\_one/#1-asis-ctf-2016-b00ks)
* É possível abusar de um off-by-one para vazar um endereço do heap porque o byte 0x00 do final de uma string está sendo sobrescrito pelo próximo campo.
* A escrita arbitrária é obtida abusando do off-by-one para fazer o ponteiro apontar para outro lugar onde uma estrutura falsa com ponteiros falsos será construída. Em seguida, é possível seguir o ponteiro desta estrutura para obter escrita arbitrária.
* O endereço do libc é vazado porque se o heap for estendido usando mmap, a memória alocada por mmap tem um deslocamento fixo do libc.
* Finalmente, a escrita arbitrária é abusada para escrever no endereço de \_\_free\_hook com um one gadget.
* [**plaidctf 2015 plaiddb**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off\_by\_one/#instance-2-plaidctf-2015-plaiddb)
* Existe uma vulnerabilidade de off-by-one NULL na função `getline` que lê linhas de entrada do usuário. Esta função é usada para ler a "chave" do conteúdo e não o conteúdo.
* No writeup, 5 chunks iniciais são criados:
* chunk1 (0x200)
* chunk2  (0x50)
* chunk5 (0x68)
* chunk3 (0x1f8)
* chunk4 (0xf0)
* chunk de defesa (0x400) para evitar a consolidação com o chunk superior
* Em seguida, os chunks 1, 5 e 3 são liberados, então:
* ```python
[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
* Em seguida, abusando do chunk3 (0x1f8), o off-by-one NULL é abusado escrevendo o prev\_size para `0x4e0`.
* Observe como os tamanhos dos chunks inicialmente alocados 1, 2, 5 e 3 mais os cabeçalhos de 4 desses chunks somam `0x4e0`:  `hex(0x1f8 + 0x10 + 0x68 + 0x10 + 0x50 + 0x10 + 0x200) = 0x4e0`
* Em seguida, o chunk 4 é liberado, gerando um chunk que consome todos os chunks até o início:
* ```python
[ 0x4e0 Chunk 1-2-5-3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 (corrupted) ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
* ```python
[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
* Em seguida, são alocados `0x200` bytes preenchendo o chunk original 1
* E mais 0x200 bytes são alocados e o chunk2 é destruído e, portanto, não há vazamento e isso não funciona? Talvez isso não devesse ser feito
* Em seguida, é alocado outro chunk com 0x58 "a"s (sobrescrevendo o chunk2 e alcançando o chunk5) e modifica o ponteiro `fd` do chunk de fast bin de chunk5 apontando para `__malloc_hook`
* Em seguida, é alocado um chunk de 0x68 para que o chunk de fast bin falso em `__malloc_hook` seja o seguinte chunk de fast bin
* Finalmente, um novo chunk de fast bin de 0x68 é alocado e `__malloc_hook` é sobrescrito com um endereço `one_gadget`
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