IO FILE之劫持vtable及FSOP

之前的文章对IO FILE相关功能函数的源码进行了分析,后续将对IO FILE相关的利用进行阐述。

传送门:

经过了前面对于fopen等源码的介绍,知道了IO FILE结构体里面有个很重要的数据结构 - vtable,IO函数的很多功能都是通过它去实现的。接下来主要描述如何通过劫持vtable去实现控制函数执行流以及通过FSOP来进行利用。

虚函数表劫持

本文是基于libc 2.23及之前的libc上可实的,libc2.24之后加入了vtable check机制,无法再构造vtable。

虚表的英文_IO_FILE_plus结构行业释义体育里的一个字段,是一个函数表指针,里面存储着许多和IO相关的函数。

劫持原理

_IO_FILE_plus结构体的定义为:

struct _IO_FILE_plus
{
  _IO_FILE file;
  const struct _IO_jump_t *vtable;
};

vtable的对应结构行业释义体育_IO_jump_t的定义为:

struct _IO_jump_t
{
    JUMP_FIELD(size_t, __dummy);
    JUMP_FIELD(size_t, __dummy2);
    JUMP_FIELD(_IO_finish_t, __finish);
    JUMP_FIELD(_IO_overflow_t, __overflow);
    JUMP_FIELD(_IO_underflow_t, __underflow);
    JUMP_FIELD(_IO_underflow_t, __uflow);
    JUMP_FIELD(_IO_pbackfail_t, __pbackfail);
    /* showmany */
    JUMP_FIELD(_IO_xsputn_t, __xsputn);
    JUMP_FIELD(_IO_xsgetn_t, __xsgetn);
    JUMP_FIELD(_IO_seekoff_t, __seekoff);
    JUMP_FIELD(_IO_seekpos_t, __seekpos);
    JUMP_FIELD(_IO_setbuf_t, __setbuf);
    JUMP_FIELD(_IO_sync_t, __sync);
    JUMP_FIELD(_IO_doallocate_t, __doallocate);
    JUMP_FIELD(_IO_read_t, __read);
    JUMP_FIELD(_IO_write_t, __write);
    JUMP_FIELD(_IO_seek_t, __seek);
    JUMP_FIELD(_IO_close_t, __close);
    JUMP_FIELD(_IO_stat_t, __stat);
    JUMP_FIELD(_IO_showmanyc_t, __showmanyc);
    JUMP_FIELD(_IO_imbue_t, __imbue);
#if 0
    get_column;
    set_column;
#endif
};

这个函数表中有19个函数,分别完成IO相关的功能,由IO函数调用,如fwrite名单最终会调用__write函数,fread会调用__doallocate来分配IO缓冲区等。

给出stdin的IO FILE结构体和它的虚表的值,更直观的看下,首先是stdin的结构体: 可以看到此时的函数表的值是,查看它的函数:

0x7fe23cc576e0 <__GI__IO_file_jumps>

虚表劫持的原理是:如果能够控制FILE结构体,实现对虚表指针的修改,使得虚表指向可控的内存,在该内存中构造好虚函数表,再通过调用相应IO函数,触发虚表函数的调用,即可劫持程序执行流。

从原理中可以看到,劫最关关关;另一种则是伪造整个FILE结构体当然,两种的本质最终都是修改了虚表字段。

demo示例程序可以参考ctf wiki中的示例:

#define system_ptr 0x7ffff7a52390;

int main(void)
{
    FILE *fp;
    long long *vtable_addr,*fake_vtable;

    fp=fopen("123.txt","rw");
    fake_vtable=malloc(0x40);

    vtable_addr=(long long *)((long long)fp+0xd8);     //vtable offset

    vtable_addr[0]=(long long)fake_vtable;

    memcpy(fp,"sh",3);

    fake_vtable[7]=system_ptr; //xsputn

    fwrite("hi",2,1,fp);
}

这个示例通过修改已有FILE结构体的内存的虚函数表,使其指向用户可控内存,劫持实现程序执行system("sh")的过程。

有了前面几篇文章对虚表调用的基础,劫持的原理理解就比较容易了,不再赘述。

IO调用的虚函数表函数

在这里给出fopenfreadfwritefclose四个函数会调用的虚表函数,之前在每篇文章的末尾都已给出,在这里统一总结下,方便后面利用的时候能够较快的找到所需劫持的函数指针。

FOPEN函数是在分配空间,建立FILE结构体,未调用虚函数表中的函数。

FREAD函数中调用的虚函数表函数有:

  • _IO_sgetn函数调用了虚函数表的_IO_file_xsgetn
  • _IO_doallocbuf函数调用了虚函数表的_IO_file_doallocate以初始化输入侧缓冲区。
  • 虚函数表的中_IO_file_doallocate调用虚函数表了的中__GI__IO_file_stat以电子杂志文件信息。
  • __underflow函数调用了虚函数表的中_IO_new_file_underflow实现文件数据读取。
  • 虚函数表的中_IO_new_file_underflow调用虚函数表了__GI__IO_file_read最终去执行系统调用读取。

fwrite函数调用的vtable函数有:

  • _IO_fwrite函数调用了虚函数表的_IO_new_file_xsputn
  • _IO_new_file_xsputn函数调用了虚函数表的中_IO_new_file_overflow实现缓冲区的建立以及刷新缓冲区。
  • 虚函数表的中_IO_new_file_overflow函数调用虚函数表了的_IO_file_doallocate以初始化输入侧缓冲区。
  • 虚函数表的中_IO_file_doallocate调用虚函数表了的中__GI__IO_file_stat以电子杂志文件信息。
  • new_do_write的中_IO_SYSWRITE调用虚函数表了_IO_new_file_write最终去执行系统调用写。

fclose函数调用的虚函数表函数有:

  • 清空在缓冲区的_IO_do_write函数中会调用虚函数表中的函数。
  • 文件描述符关闭_IO_SYSCLOSE函数为虚函数表的中__close函数。
  • _IO_FINISH函数为虚函数表的中__finish函数。

其他的IO函数功能相类似的调用的应该都差不多,可以参考下。

FSOP

FSOP全称是File Stream Oriented Programming,关键点前面在于fopen函数中描述过的_IO_list_all指针。

进程中打开的所有文件结构体使用一个单链表来进行管理,通过即_IO_list_all进行管理,在fopen的分析中,我们知道了的fopen通过的英文_IO_link_in函数将新打开的结构行业释义体育链接展示进入_IO_list_all的,相关的代码如下:

fp->file._flags |= _IO_LINKED;
...
fp->file._chain = (_IO_FILE *) _IO_list_all;
_IO_list_all = fp;

从代码中也可以看出来链表是通过FILE行业释义体育结构的_chain字段来进行链接的。

正常的进行中存在stderr,sdout以及stdin三个IO FILE,此时_IO_list_all如下: 形成的链表如下图所示:

看到链表的操作,应该就大致猜到了FSOP的主要原理了。即伪造通过_IO_list_all中的节点来实现对文件链表的控制以实现利用目的。来说通常一般的英文直接利用任意写的漏洞修改_IO_list_all直接指向柯林斯控的地址。

具体来说该如何利用呢glibc的中有一个函数?_IO_flush_all_lockp,该函数的功能是刷新所有FILE结构体的输出缓冲区,相关源码如下,在文件libio\genops中:

int
_IO_flush_all_lockp (int do_lock)
{
  int result = 0;
  struct _IO_FILE *fp;
  int last_stamp;

  fp = (_IO_FILE *) _IO_list_all;
  while (fp != NULL)
    {
        ...
      if (((fp->_mode <= 0 && fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_write_base)
#if defined _LIBC || defined _GLIBCPP_USE_WCHAR_T
       || (_IO_vtable_offset (fp) == 0
           && fp->_mode > 0 && (fp->_wide_data->_IO_write_ptr
                    > fp->_wide_data->_IO_write_base))
#endif
       )
      && _IO_OVERFLOW (fp, EOF) == EOF)   //,如果输出缓冲区有数据,刷新输出缓冲区
    result = EOF;


    fp = fp->_chain; //遍历链表
    }
...
}

对通过fwrite分析,知道我们输出缓冲区的数据保存在fp->_IO_write_base处,且长度为fp->_IO_write_ptr-fp->_IO_write_base,因此的上面if语句实质上的英文判断该FILE结构输出缓冲区是否还有数据,如果话教育有的则调用_IO_OVERFLOW去刷新缓冲区。其中_IO_OVERFLOW是虚函数表中的函数,因此如果可以我们控制_IO_list_all链表中的一个节点的话教育,就有可能控制程序执行流。

可以看出来该函数的意义是为了保证数据不丢失,因此在程序执行退出相关代码时,会去调用函数去刷新缓冲区,确保数据被保存。根据_IO_flush_all_lockp的功能,猜测这个函数应该是在程序退出的时候进行调用的,因为它刷新所有文件的缓冲区事实上,会。_IO_flush_all_lockp调用函数的时机包括:

  • libc的执行中止函数时。
  • 程序执行退出函数时。
  • 程序从主函数返回时。

再多做一点操作,去看下上述三种情况的堆栈,来进一步了解程序的流程。将断点下在_IO_flush_all_lockp,查看栈结构。

首先是abort函数的流程,利用的double free漏洞触发,栈回溯为:

_IO_flush_all_lockp (do_lock=do_lock@entry=0x0)
__GI_abort ()
__libc_message (do_abort=do_abort@entry=0x2, fmt=fmt@entry=0x7ffff7ba0d58 "*** Error in `%s': %s: 0x%s ***\n")
malloc_printerr (action=0x3, str=0x7ffff7ba0e90 "double free or corruption (top)", ptr=<optimized out>, ar_ptr=<optimized out>)
_int_free (av=0x7ffff7dd4b20 <main_arena>, p=<optimized out>,have_lock=0x0)
main ()
__libc_start_main (main=0x400566 <main>, argc=0x1, argv=0x7fffffffe578, init=<optimized out>, fini=<optimized out>, rtld_fini=<optimized out>, stack_end=0x7fffffffe568)
_start ()

退出函数,栈回溯为:

_IO_flush_all_lockp (do_lock=do_lock@entry=0x0)
_IO_cleanup ()
__run_exit_handlers (status=0x0, listp=<optimized out>, run_list_atexit=run_list_atexit@entry=0x1)
__GI_exit (status=<optimized out>)
main ()
__libc_start_main (main=0x400566 <main>, argc=0x1, argv=0x7fffffffe578, init=<optimized out>, fini=<optimized out>, rtld_fini=<optimized out>, stack_end=0x7fffffffe568)
_start ()

程序正常退出,栈回溯为:

_IO_flush_all_lockp (do_lock=do_lock@entry=0x0)
_IO_cleanup ()
__run_exit_handlers (status=0x0, listp=<optimized out>, run_list_atexit=run_list_atexit@entry=0x1)
__GI_exit (status=<optimized out>)
__libc_start_main (main=0x400526 <main>, argc=0x1, argv=0x7fffffffe578, init=<optimized out>, fini=<optimized out>, rtld_fini=<optimized out>, stack_end=0x7fffffffe568)
_start ()

看出来程序正常从主函数返回后,调用也是了exit函数,所以才名单最终调用_IO_flush_all_lockp函数的。

再说如何利用,利用的方式为:伪造IO FILE结构体,并利用漏洞将_IO_list_all指向伪造的结构体,或者将该链表中的一个节点(_chain字段)指向伪造的数据,最终触发_IO_flush_all_lockp,绕过检查,调用_IO_OVERFLOW时实现执行流劫持。

其中绕过检查的条件是输出缓冲区中存在数据:

if (((fp->_mode <= 0 && fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_write_base)
#if defined _LIBC || defined _GLIBCPP_USE_WCHAR_T
       || (_IO_vtable_offset (fp) == 0
           && fp->_mode > 0 && (fp->_wide_data->_IO_write_ptr
                    > fp->_wide_data->_IO_write_base))

示例 - 橙色的房子

FSOP的利用示例,经典最莫过于的house of orange攻击方法。将下面通过house of orange攻击方法具体体现虚函数表劫持和FSOP,示例题是东华杯2016 pwn450的音符。

先说明一下,中程序使用的unsorted bin attack改写_IO_list_all,使用sysmalloc得到unsorted bin的原理我将不再详细描述,有需要的可以参考无序斌攻击分析,这里主要集中在虚函数表的劫持以及FSOP的实现上。

题目是一道菜单题,可以创建,编辑,以及删除堆块,其中只允许同时对一个堆块进行操作,只有释放了当前堆块才可以申请下一个堆块。

在创建函数中,块堆被malloc出来后会打印堆的地址,可以使用该函数来泄露堆地址;漏洞在编辑函数中,编辑函数可以输入任意长的字符,因此可以造成堆溢出。

首先要解决如何实现地址泄露,正常来说通过创建函数可以得到堆地址,但是如何得到libc中的地址?答案是可以通过申请大的堆块,申请堆块很大时,MMAP出来的内存堆块会紧贴着libc中,可通过偏移得到的libc地址。从下图中可以看到,当申请堆块大小为0x200000时,申请出来的堆块紧贴libc中,可通过堆块地址得到的libc基址。

如何得到unsorted bin?想要利用unsorted bin attack实现_IO_list_all的改写,那么就需要有未排序的bin才行,只有一个堆块,如何得到未排序的bin?答案是利用top chunk不足时堆的分配的机制,当top chunk不足以分配,系统会分配新的top chunk并将之前的chunk使用免费函数释放,此时会会堆积释放至unsorted bin中。我们可以利用覆盖,伪造top chunk的大小,释放的堆积需满足下述条件:

assert ((old_top == initial_top (av) && old_size == 0) ||
          ((unsigned long) (old_size) >= MINSIZE &&
           prev_inuse (old_top) &&
           ((unsigned long) old_end & (pagesize - 1)) == 0));

即:

  1. 大小需要大于0x20的(MINSIZE)
  2. PREV_INUSE位要为1
  3. 顶部块地址+顶部块大小必须是页对齐的(页大小一般为0x1000)

最终利用unsorted bin attack,将_IO_list_all指向main_arena中数组unsorted_bins的位置。

的此时_IO_list_all由于指向的时main arena中的地址,并不是完全可控的。

但是它的链字段却是可控的,因为我们可以通过伪造一个大小为0x60的小垃圾释放到主竞技场中,从而在未分类的bin攻击后,该字段刚好被当作_chain字段,如下图所示:

调用当_IO_flush_all_lockp时,_IO_list_all的头节点并不会使得我们可以控制执行流,当但是通过fp = fp->_chain链表,对第二个节点进行刷新缓冲区的时候,第二个节点的数据就是完全可控的。我们就可以伪造该结构体,构造好数据以及虚函数表,在调用虚函数表的中_IO_OVERFLOW函数时实现对执行流的劫持。

写exp时,可以利用pwn_debugIO_FILE_plus模块中的orange_check函数来检查当前伪造的数据是否满足的房子of orange的攻击,以及使用show函数来显示当前伪造的FILE结构体。

伪造的IO FILE结构如下:

看到可以_mode为0,_IO_write_ptr也。大于fp->_IO_write_base因此会触发它的_IO_OVERFLOW函数,它的虚表全都被伪造成了system的地址,如下图所示:

执行名单最终system("bin/sh")拿到壳。

小结

vtable劫持和FSOP还是比较好理解的,下一篇将介绍vtable check机制和它的绕过方法。

pwn_debug新增了一个模块IO_FILE_plus,该模块可以很方便的查看和构造IO FILE结构体,以及检查结构体是否满足利用条件。本文中可以使用的api为IO_FILE_plus.orange_check,即检查当前构造的IO文件是否满足的房子of orange的攻击条件。

EXP和相关文件在我的github上

参考链接

  1. 未分类的bin攻击分析
  2. 伪造虚函数表劫持程序流程

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