House of Spirit学习调试验证与实践

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。
下面是一个demo小程序先感性的体会下：

#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：

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：

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。

看懂了，在网上找了道题练练手：
xdctf2016的pwn200：
虽然存在另外的解法，这里不管，只是为了学习HouseOfSpirit。

先分析流程：

存在offbyone，只要完整的输入48个字节，就会泄露出ebp的值,因此是可以使用shellcode的，至于怎么触发shellcode，肯定需要修改返回地址，由于程序在每个函数返回前会进入下一个函数执行，因此在开始的函数里面想要直接写入返回地址，得避免破坏掉调用的子函数的栈帧才行，不太可能
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：

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

=============stack===================

          money

          ...

          返回地址

          ...

          id

=====================================

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在栈中的值。
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：

调试关键：
[md]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

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