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[Pwn] IO FILE 之劫持vtable及FSOP

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发表于 2020-5-4 11:27:44 | 显示全部楼层 |阅读模式
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:
·IO FILE之fopen详解[1]·IO FILE之fread详解[2]·IO FILE之fwrite详解[3]·IO_FILE之fclose详解[4]
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。
vtable劫持
本文是基于libc 2.23及之前的libc上可实施的,libc2.24之后加入了vtable check机制,无法再构造vtable。
vtable是_IO_FILE_plus结构体里的一个字段,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对应的结构体_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:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
  可以看到此时的函数表的值是 0x7fe23cc576e0 <__GI__IO_file_jumps>,查看它的函数:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
vtable劫持的原理是:如果能够控制FILE结构体,实现对vtable指针的修改,使得vtable指向可控的内存,在该内存中构造好vtable,再通过调用相应IO函数,触发vtable函数的调用,即可劫持程序执行流。
从原理中可以看到,劫持最关键的点在于修改IO FILE结构体的vtable指针,指向可控内存。一般来说有两种方式:一种是只修改内存中已有FILE结构体的vtable字段;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vtable字段。
demo示例程序可以参考ctf wiki[5]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vtable,使其指向用户可控内存,实现劫持程序执行system("sh")的过程。
有了前面几篇文章对vtable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vtable函数
在这里给出fopen、fread、fwrite、fclose四个函数会调用的vtable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vtable中的函数。
fread函数中调用的vtable函数有:
·_IO_sgetn函数调用了vtable的_IO_file_xsgetn。·_IO_doallocbuf函数调用了vtable的_IO_file_doallocate以初始化输入缓冲区。·vtable中的_IO_file_doallocate调用了vtable中的__GI__IO_file_stat以获取文件信息。·__underflow函数调用了vtable中的_IO_new_file_underflow实现文件数据读取。·vtable中的_IO_new_file_underflow调用了vtable__GI__IO_file_read最终去执行系统调用read。
fwrite 函数调用的vtable函数有:
·_IO_fwrite函数调用了vtable的_IO_new_file_xsputn。·_IO_new_file_xsputn函数调用了vtable中的_IO_new_file_overflow实现缓冲区的建立以及刷新缓冲区。·vtable中的_IO_new_file_overflow函数调用了vtable的_IO_file_doallocate以初始化输入缓冲区。·vtable中的_IO_file_doallocate调用了vtable中的__GI__IO_file_stat以获取文件信息。·new_do_write中的_IO_SYSWRITE调用了vtable_IO_new_file_write最终去执行系统调用write。
fclose函数调用的vtable函数有:
·在清空缓冲区的_IO_do_write函数中会调用vtable中的函数。·关闭文件描述符_IO_SYSCLOSE函数为vtable中的__close函数。·_IO_FINISH函数为vtable中的__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,关键点在于前面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,即通过_IO_list_all进行管理,在fopen[6]的分析中,我们知道了fopen是通过_IO_link_in函数将新打开的结构体链接进入_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结构体的_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:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

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形成的链表如下图所示:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
看到链表的操作,应该就大致猜到了FSOP的主要原理了。即通过伪造_IO_list_all中的节点来实现对FILE链表的控制以实现利用目的。通常来说一般是直接利用任意写的漏洞修改_IO_list_all直接指向可控的地址。
具体来说该如何利用呢?glibc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,文件在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
  }
  ...
  }
  

通过对fwrite分析,我们知道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,因此上面的if语句实质上是判断该FILE结构输出缓冲区是否还有数据,如果有的话则调用_IO_OVERFLOW去刷新缓冲区。其中_IO_OVERFLOW是vtable中的函数,因此如果我们可以控制_IO_list_all链表中的一个节点的话,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FILE的缓冲区。事实上,会_IO_flush_all_lockp调用函数的时机包括:
·libc执行abort函数时。·程序执行exit函数时。·程序从main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 ([email protected]=0x0)
  __GI_abort ()
  __libc_message ([email protected]=0x2, [email protected]=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 ()
  

exit函数,栈回溯为:
_IO_flush_all_lockp ([email protected]=0x0)
  _IO_cleanup ()
  __run_exit_handlers (status=0x0, listp=<optimized out>, [email protected]=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 ([email protected]=0x0)
  _IO_cleanup ()
  __run_exit_handlers (status=0x0, listp=<optimized out>, [email protected]=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main函数返回后,也是调用了exit函数,所以最终才调用_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,或是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--house of orange
FSOP的利用示例,最经典的莫过于house of orange攻击方法。下面将通过house of orange攻击方法具体体现vtable劫持和fsop,示例题是东华杯2016-pwn450的note。
先说明一下,程序中使用的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unsorted bin attack分析[7],这里主要集中在vtable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,堆块被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,可通过偏移得到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,可通过堆块地址得到libc基址。

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
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unsorted bin才行,只有一个堆块,如何得到unsorted 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free函数释放,此时会将堆块释放至unsorted bin中。我们可以利用覆盖,伪造top chunk的size,释放的堆块需满足下述条件:
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.size需要大于0x20(MINSIZE)2.prev_inuse位要为13.top chunk address + top chunk size 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unsorted_bins数组的位置。
此时的_IO_list_all由于指向的时main arena中的地址,并不是完全可控的。

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
但是它的chain字段却是可控的,因为我们可以通过伪造一个大小为0x60的small bin释放到main arena中,从而在unsorted bin attack后,该字段刚好被当作_chain字段,如下图所示:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
当调用_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,但是当通过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vtable,在调用vtable中的_IO_OVERFLOW函数时实现对执行流的劫持。
写exp时,可以利用pwn_debug中IO_FILE_plus模块中的orange_check函数来检查当前伪造的数据是否满足house 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:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
可以看到_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vtable被全都伪造成了system的地址,如下图所示:

IO FILE 之劫持vtable及FSOP

IO FILE 之劫持vtable及FSOP
最终执行system("bin/sh")拿到shell。
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[8]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 FILE是否满足house of orange的攻击条件。
exp和相关文件在我的github[9]
参考链接
1.unsorted bin attack分析[10]2.伪造vtable劫持程序流程[11]
文章首发于先知-IO FILE 之劫持vtable及FSOP[12]
References
[1] IO FILE之fopen详解: https://ray-cp.github.io/archivers/IO_FILE_fopen_analysis[2] IO FILE之fread详解: https://ray-cp.github.io/archivers/IO_FILE_fread_analysis[3] IO FILE之fwrite详解: https://ray-cp.github.io/archivers/IO_FILE_fwrite_analysis[4] IO_FILE之fclose详解: https://ray-cp.github.io/archivers/IO_FILE_fclose_analysis[5] ctf wiki: https://wiki.gdpcisa.org/pwn/io_file/fake-vtable-exploit/[6] fopen: https://ray-cp.github.io/archivers/IO_FILE_fopen_analysis[7] unsorted bin attack分析: https://www.anquanke.com/post/id/85127[8] pwn_debug: https://github.com/ray-cp/pwn_debug[9] github: https://github.com/ray-cp/ctf-pwn/tree/master/PWN_CATEGORY/IO_FILE/vtable_hajack/东华杯2016-pwn450_note[10] unsorted bin attack分析: https://www.anquanke.com/post/id/85127[11] 伪造vtable劫持程序流程: https://wiki.gdpcisa.org/pwn/io_file/fake-vtable-exploit/[12] 先知-IO FILE 之劫持vtable及FSOP: https://xz.aliyun.com/t/5508


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