Pwn - 标签 - 有价值炮灰 https://evilpan.com/tags/pwn/ Pwn - 标签 - 有价值炮灰 Hugo -- gohugo.iozh-CNi@pppan.net (evilpan) i@pppan.net (evilpan)This work is licensed under a Creative Commons Attribution-NonCommercial 4.0 International License.Sat, 30 Jul 2022 12:40:00 +0800 IO_FILE 与高版本 glibc 中的漏洞利用技巧 https://evilpan.com/2022/07/30/glibc-exp-tricks/ Sat, 30 Jul 2022 12:40:00 +0800 evilpan https://evilpan.com/2022/07/30/glibc-exp-tricks/ Hacking glibc for fun and profit!

前言

在日常的二进制漏洞利用过程中，最终在获取到任意地址读写之都会面临一个问题: 要从哪里读，写到哪里去。对于信息泄露有很多方法，比如寻找一些数据结构在内存中残留的地址，可以是内部结构，也可以是用户定义的结构；相比而言，内存写原语的使用场景就相对有限了。因为在当今的系统安全纵深防护之下，代码和数据已经呈现了严格分离的趋势，可读可写可执行的历史遗留问题会逐渐退出历史舞台。更多的利用方法是关注代码重用(ROP)、可修改的函数指针、面向对象引入的多态调用等等。

具体的利用技巧和目标对象有直接联系，本文介绍的是基于 Glibc 的运行场景，也是当前很多 CTF 赛题所面临的场景。犹记得上古年代堆漏洞利用是那么单纯，先泄露 libc、然后 free_hook 写 system，然后 getshell。但随着 glibc 版本的更新，也逐渐引入了一些新的缓释措施，因此大家的目光就转向了其他的后利用链。其中 FILE 结构体虽然不是唯一的，但却是使用最多的，因此本文就来学习一下。

下文涉及源代码部分如无特殊说明均来自 glibc-2.35

FILE 101

我们平时往输入输出读写数据的时候，也许是直接使用 glibc 对系统调用的浅封装 open、read、write，但更多时候也使用 fopen、fread、printf 等，而后者大多是 POSIX 标准的 IO 函数。这些函数主要围绕 FILE 结构体而操作，由 fopen 返回，也就是常说的 _IO_FILE:

typedef struct _IO_FILE FILE;

该结构体的定义如下所示:

struct _IO_FILE
{
  int _flags;       /* High-order word is _IO_MAGIC; rest is flags. */

  /* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */
  char *_IO_read_ptr;   /* Current read pointer */
  char *_IO_read_end;   /* End of get area. */
  char *_IO_read_base;  /* Start of putback+get area. */
  char *_IO_write_base; /* Start of put area. */
  char *_IO_write_ptr;  /* Current put pointer. */
  char *_IO_write_end;  /* End of put area. */
  char *_IO_buf_base;   /* Start of reserve area. */
  char *_IO_buf_end;    /* End of reserve area. */

  /* The following fields are used to support backing up and undo. */
  char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */
  char *_IO_backup_base;  /* Pointer to first valid character of backup area */
  char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */

  struct _IO_marker *_markers;

  struct _IO_FILE *_chain;

  int _fileno;
  // ...
};

作为一个管理 IO 流缓冲的数据结构，需要保存当前用户写入的内存，包括已经读出和写入的大小和剩余数量等，这些位置使用指针表示；当然也包括系统调用所需的文件句柄 _fileno；另外 _flags 用于指定当前文件流的属性，比如是否可读可写等。

虽然我们平时也会使用 fopen 打开并读写文件，但更多的情况下并没有显式操作 FILE，而是使用了标准库中定义的 stdin、stdout 和 stderr 宏去进行读写标准输入输出。这些值其实也是 FILE 指针:

extern struct _IO_FILE_plus _IO_2_1_stdin_;

FILE *stdin = (FILE *) &_IO_2_1_stdin_;
FILE *stdout = (FILE *) &_IO_2_1_stdout_;
//...

以 stdin 为例，虽然其类型是 FILE *，但实际类型却是 _IO_2_1_stdin_ 的类型，即 _IO_FILE_plus:

struct _IO_FILE_plus
{
  FILE file;
  const struct _IO_jump_t *vtable;
};

该结构第一个元素包含的也是 FILE，因此可以进行强制类型转换。但末尾还多了个指针，一般这种模式常用于在 C 语言中实现面向对象(多态)调用，这个指针就作为虚函数表。该虚表的定义如下:

#define JUMP_FIELD(TYPE, NAME) TYPE NAME
struct _IO_jump_t
{
    JUMP_FIELD(size_t, __dummy);
    JUMP_FIELD(size_t, __dummy2);
    JUMP_FIELD(_IO_finish_t, __finish);
    JUMP_FIELD(_IO_overflow_t, __overflow);
    JUMP_FIELD(_IO_underflow_t, __underflow);
    JUMP_FIELD(_IO_underflow_t, __uflow);
    JUMP_FIELD(_IO_pbackfail_t, __pbackfail);
    /* showmany */
    JUMP_FIELD(_IO_xsputn_t, __xsputn);
    JUMP_FIELD(_IO_xsgetn_t, __xsgetn);
    JUMP_FIELD(_IO_seekoff_t, __seekoff);
    JUMP_FIELD(_IO_seekpos_t, __seekpos);
    JUMP_FIELD(_IO_setbuf_t, __setbuf);
    JUMP_FIELD(_IO_sync_t, __sync);
    JUMP_FIELD(_IO_doallocate_t, __doallocate);
    JUMP_FIELD(_IO_read_t, __read);
    JUMP_FIELD(_IO_write_t, __write);
    JUMP_FIELD(_IO_seek_t, __seek);
    JUMP_FIELD(_IO_close_t, __close);
    JUMP_FIELD(_IO_stat_t, __stat);
    JUMP_FIELD(_IO_showmanyc_t, __showmanyc);
    JUMP_FIELD(_IO_imbue_t, __imbue);
};

包含了针对文件 read、write、close、sync 等操作的函数指针，列举其中两个函数原型:

typedef ssize_t (*_IO_read_t) (FILE *, void *, ssize_t);
typedef ssize_t (*_IO_write_t) (FILE *, const void *, ssize_t);

上面介绍了 _IO_FILE 中的相关基础结构，接着看一下关于标准输入输出的定义，如下所示:

# define DEF_STDFILE(NAME, FD, CHAIN, FLAGS) \
  static _IO_lock_t _IO_stdfile_##FD##_lock = _IO_lock_initializer; \
  static struct _IO_wide_data _IO_wide_data_##FD \
    = { ._wide_vtable = &_IO_wfile_jumps }; \
  struct _IO_FILE_plus NAME \
    = {FILEBUF_LITERAL(CHAIN, FLAGS, FD, &_IO_wide_data_##FD), \
       &_IO_file_jumps};

DEF_STDFILE(_IO_2_1_stdin_, 0, 0, _IO_NO_WRITES);
DEF_STDFILE(_IO_2_1_stdout_, 1, &_IO_2_1_stdin_, _IO_NO_READS);
DEF_STDFILE(_IO_2_1_stderr_, 2, &_IO_2_1_stdout_, _IO_NO_READS+_IO_UNBUFFERED);

_IO_wide_data 是针对宽字符的虚函数表，这里先不关心，重点关注的是对 _IO_FILE_plus 结构体末尾虚函数表的定义，可以看到三者都被定义为了全局的 _IO_file_jumps:

#define libio_vtable __attribute__ ((section ("__libc_IO_vtables")))
#define JUMP_INIT(NAME, VALUE) VALUE
#define JUMP_INIT_DUMMY JUMP_INIT(dummy, 0), JUMP_INIT (dummy2, 0)

const struct _IO_jump_t _IO_file_jumps libio_vtable =
{
  JUMP_INIT_DUMMY,
  JUMP_INIT(finish, _IO_file_finish),
  JUMP_INIT(overflow, _IO_file_overflow),
  JUMP_INIT(underflow, _IO_file_underflow),
  JUMP_INIT(uflow, _IO_default_uflow),
  JUMP_INIT(pbackfail, _IO_default_pbackfail),
  JUMP_INIT(xsputn, _IO_file_xsputn),
  JUMP_INIT(xsgetn, _IO_file_xsgetn),
  JUMP_INIT(seekoff, _IO_new_file_seekoff),
  JUMP_INIT(seekpos, _IO_default_seekpos),
  JUMP_INIT(setbuf, _IO_new_file_setbuf),
  JUMP_INIT(sync, _IO_new_file_sync),
  JUMP_INIT(doallocate, _IO_file_doallocate),
  JUMP_INIT(read, _IO_file_read),
  JUMP_INIT(write, _IO_new_file_write),
  JUMP_INIT(seek, _IO_file_seek),
  JUMP_INIT(close, _IO_file_close),
  JUMP_INIT(stat, _IO_file_stat),
  JUMP_INIT(showmanyc, _IO_default_showmanyc),
  JUMP_INIT(imbue, _IO_default_imbue)
};
libc_hidden_data_def (_IO_file_jumps)

并且，该全局虚函数表在 ELF 中使用单独的段 __libc_IO_vtables 进行标识:

root@pwnlab:/pwn$ rabin2 -S /usr/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6 | grep __libc
16  0x001baac0    0x1a01 0x001baac0    0x1a01 -r-x __libc_freeres_fn
27  0x00214910      0xe8 0x00215910      0xe8 -rw- __libc_subfreeres
28  0x002149f8       0x8 0x002159f8       0x8 -rw- __libc_atexit
29  0x00214a00     0xd68 0x00215a00     0xd68 -rw- __libc_IO_vtables

开头介绍 FILE 数据结构的时候，有一个字段还没介绍，即 struct _IO_FILE *_chain。从名字上也可以猜测这个字段用于实现链表结构。在上节介绍 stdin/out/err 定义的时候看到:

  • stdin->chain = 0
  • stdout->chain = &stdin
  • stderr->chain = &stdout

最后还定义了一个全局的头部 _IO_list_all:

struct _IO_FILE_plus *_IO_list_all = &_IO_2_1_stderr_;

从链表顺序可见，stdin 在链表尾部，stderr 在头部。实际在使用 fopen 打开新的文件流时，会经过一系列调用:

  • fopen/fopen64
  • _IO_new_fopen
  • __fopen_internal
  • _IO_new_file_init_internal
  • _IO_link_in

最终将新创建的 FILE 结构体插入上述链表的头部:

void _IO_link_in (struct _IO_FILE_plus *fp) {
    if ((fp->file._flags & _IO_LINKED) == 0) {
        fp->file._flags |= _IO_LINKED;
        fp->file._chain = (FILE *) _IO_list_all;
        _IO_list_all = fp;
    }
}

所以说全局的 _IO_list_all 维护了当前 IO 库所打开的所有文件流。这是为了方便所有文件流进行迭代，比如在程序退出前需要清空缓冲区并执行关闭文件等操作，这在后文漏洞利用的过程中也会提到。

上面其实简要介绍了 fopen 的流程，文件读写的过程其实也类似，先看读文件的 fread，其调用链路为:

  • fread
  • _IO_fread
  • _IO_sgetn
  • _IO_XSGETN

其中 _IO_XSGETN 是一个宏，其定义如下:

#define _IO_XSGETN(FP, DATA, N) JUMP2 (__xsgetn, FP, DATA, N)

#define JUMP0(FUNC, THIS) (_IO_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS)
#define JUMP1(FUNC, THIS, X1) (_IO_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS, X1)
#define JUMP2(FUNC, THIS, X1, X2) (_IO_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS, X1, X2)
#define JUMP3(FUNC, THIS, X1,X2,X3) (_IO_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS, X1,X2, X3)

JUMPn 主要是跳转到 vtable 对应的字段获取动态函数地址，不同点主要在于参数个数。因此实际的文件读取流程都在 _IO_file_xsgetn 函数中，getn 表示从 fp 中读取 n 字节。具体实现代码太长就不复制了，可以简要概括如下:

  • 读取并不是直接读到给定的地址，而是先读到内部的缓存，由 _IO_buf_base 表示；
  • 如果内部缓存还没分配，使用 _IO_doallocbuf 进行分配，会从相同的虚表中查找对应的 __doallocate 方法并执行；
  • _IO_file_doallocate 内部会使用 malloc 分配缓存，默认大小是 8192；
  • _IO_buf_base 指向缓存头部，_IO_buf_end 指向尾部(=p+size)；
  • _IO_read_ptr 是缓存中有效数据的头部，_IO_read_end 是有效数据的尾部；
  • 如果循环读取的某一刻缓存中的有效数据为空，会触发虚表中的 _IO_file_underflow 调用，判断文件是否已经关闭，如果关闭了就退出读取返回 EOF 给用户，否则继续等待数据；
  • 最底层使用 vtable->read 即系统调用进行读取；

文件写入的流程也大同小异，使用虚表中的 xsputn 即 _IO_file_xsputn 方法进行写入。在新版本 glibc 中使用了新的实现 _IO_new_file_xsputn。和 fread 的差异主要在于内存分配的过程，实际是在触发 overflow 调用的时候进行内存分配的，下面是一个实际的栈回溯示例:

[#0] __GI___libc_malloc
[#1] __GI__IO_file_doallocate
[#2] __GI__IO_doallocbuf
[#3] _IO_new_file_overflow
[#4] _IO_new_file_xsputn
[#5] __GI__IO_fwrite
[#6] main

触发 overflow 表示内部缓存空间不足，此时会有几种不同的情况:

  1. 缓存还未申请(_IO_write_base == 0)，此时直接申请；
  2. 当前已经有缓存，并且正在读取(flags & _IO_CURRENTLY_PUTTING == 0)，此时需要调整对应的读写指针以腾出空间；
  3. 否则使用系统调用将数据写入到内核中，释放缓存空间压力；

还有一个值得一提的是 fclose，其大致操作如下:

  • 将 FILE 指针从全局单链表中删除(_IO_un_link)；
  • vtable->finish:
    • 清空内部缓存(vtable->flush)；
    • 关闭文件句柄(vtable->close)；
  • 释放内部缓存(free)；
  • 释放 FILE 结构体(free)；

至此，完成了对 stdio 生命周期的简单分析。

常见攻击

从前面的介绍可以看出，FILE 结构体之所以是一个常用的攻击目标，是因为其中虚函数表中存在大量的函数指针，并且在程序正常执行的生命周期会触发其中许多方法的查找和执行。加上 stdin、stdout、stderr 这些全局指针的存在，使得一旦可以劫持虚函数查找中的任意一级流程，就可以实现控制流劫持，从而进一步实现任意代码执行。

具体而言又有不同的细分，笔者只根据自己的经验去总结了一些常见攻击方法，若有疏漏可以在文末评论指出。

下文中会将 _IO_FILE_plus 和 FILE 统称为 FILE 结构。

通过前面的代码可知，内存中的 stdin 等全局变量存放着 _IO_2_1_stdin_ 等 FILE 结构体的地址，而且这个变量本身并不是 const 的，因此可以在运行中修改。攻击者一旦获取到内存任意读写的原语，就可以修改该变量，令其指向攻击者可控的内存中，并在内存里伪造一个 FILE 结构，从而让其中的 vtable 指向我们伪造的地址。最后在执行对应的 IO 操作时触发虚函数调用即可劫持 PC。

有一些细节需要注意，由于我们伪造了整个 FILE 结构，因此其中的每个字段都要保证不会影响正常运行。例如其中的最后一个字段 _IO_lock_t *_lock，需要是一个合法的指针，计数为 0 (表示未被占用)且可以修改，例如:

gef➤  p *stdin._lock
$1 = {
  lock = 0x0,
  cnt = 0x0,
  owner = 0x0
}

上节说到所有打开的 FILE 结构都会被存放到全局的 _IO_list_all 链表里，并通过 _chain 字段作为链表的 next 指针。在 libc 中有个函数 _IO_flush_all_lockp，主要作用是遍历上述链表，并对其中的每个文件执行刷新缓存的操作:

int _IO_flush_all_lockp (int do_lock) {
  int result = 0;
  FILE *fp;

  for (fp = (FILE *) _IO_list_all; fp != NULL; fp = fp->_chain)
    {
      run_fp = fp;
      if (do_lock)
    _IO_flockfile (fp);

      if (((fp->_mode <= 0 && fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_write_base)
       || (_IO_vtable_offset (fp) == 0
           && fp->_mode > 0 && (fp->_wide_data->_IO_write_ptr
                    > fp->_wide_data->_IO_write_base))
       )
      && _IO_OVERFLOW (fp, EOF) == EOF)
    result = EOF;

      if (do_lock)
    _IO_funlockfile (fp);
      run_fp = NULL;
    }

  return result;
}

也就是说会调用 vtable->overflow 方法。这个特性的好处是我们可以通过伪造链表的方式进行多次任意调用，从而实现类似 ROP 的调用链构造。当然根据 && 的短路性质，所构造的 FILE 结构需要满足一些前置条件，一般是选择满足前者，即:

  • fp->_mode <= 0，且
  • fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_write_base

因为后者相对复杂且可能会有一些副作用。

_IO_flush_all_lockp 在很多场景下都会被触发，比如:

  • main 函数返回时
  • 调用 exit 函数时
  • ……

因此可以在很多交互受限的场景下强行触发漏洞。下面是一个 main 函数退出时调用的栈回溯示例:

[#0] → _IO_flush_all_lockp(do_lock=0x0)
[#1] → _IO_cleanup()
[#2] → __run_exit_handlers(status=0x0, listp=<optimized out>, run_list_atexit=0x1, run_dtors=0x1)
[#3] → __GI_exit(status=0)
[#4] → __libc_start_call_main
[#5] → __libc_start_main_impl
[#6] → _start()

不管是虚表劫持还是 FSOP，在 glibc-2.24 之后都会遇到一个问题，即引入了针对虚表地址的额外判断:

# define _IO_JUMPS_FUNC(THIS) (IO_validate_vtable (_IO_JUMPS_FILE_plus (THIS)))
static inline const struct _IO_jump_t *
IO_validate_vtable (const struct _IO_jump_t *vtable)
{
  /* Fast path: The vtable pointer is within the __libc_IO_vtables
     section.  */
  uintptr_t section_length = __stop___libc_IO_vtables - __start___libc_IO_vtables;
  uintptr_t ptr = (uintptr_t) vtable;
  uintptr_t offset = ptr - (uintptr_t) __start___libc_IO_vtables;
  if (__glibc_unlikely (offset >= section_length))
    /* The vtable pointer is not in the expected section.  Use the
       slow path, which will terminate the process if necessary.  */
    _IO_vtable_check ();
  return vtable;
}

这是每次在查找虚表函数，即调用 JUMPn 时都会进行的检查，如果虚表地址不在对应段的范围，会额外进行一次 _IO_vtable_check 检查操作，如果不通过的话会直接 __libc_fatal 退出。

额外检查的目的是判断对应的 FILE 结构体是否在动态库的范围内，因为可能用户会跨动态库去调用外部方法。检查的实现主要如下:

void attribute_hidden
_IO_vtable_check (void)
{
  void (*flag) (void) = atomic_load_relaxed (&IO_accept_foreign_vtables);
  PTR_DEMANGLE (flag);
  if (flag == &_IO_vtable_check)
    return;

  {
    Dl_info di;
    struct link_map *l;
    if (!rtld_active ()
        || (_dl_addr (_IO_vtable_check, &di, &l, NULL) != 0
            && l->l_ns != LM_ID_BASE))
      return;
  }

  __libc_fatal ("Fatal error: glibc detected an invalid stdio handle\n");
}

其中 PTR_DEMANGLE 是 glibc 中引入的指针加密特性，目的就是为了提高攻击者修改指针劫持控制流的难度。

这个检查有效防止了修改虚函数表进行攻击的手法，因此业内又开始发掘其绕过方式或者其他的漏洞利用路径。

其中一种方法是不修改虚表，而是通过修改 FILE 结构体中的其他字段实现任意代码读写。其主要思路是通过这些字段扰乱 I/O 函数则正常执行流程。

对于 fwrite 而言，我们可以先将 fileno 改为 1(标准输出)，这样就可以在触发系统调用时将数据返回给我们，关键是如何设置系统调用的参数。在前面我们说过了，触发系统调用是通过虚表的 vtable->write 去实现的，所以我们主要看调用前的代码:

int
_IO_new_file_overflow (FILE *f, int ch) {
  /* If currently reading or no buffer allocated. */
  if ((f->_flags & _IO_CURRENTLY_PUTTING) == 0 || f->_IO_write_base == NULL) {
    // ...
  }
  if (ch == EOF)
    return _IO_do_write (f, f->_IO_write_base,
             f->_IO_write_ptr - f->_IO_write_base);
  if (f->_IO_write_ptr == f->_IO_buf_end ) /* Buffer is really full */
    if (_IO_do_flush (f) == EOF)
      return EOF;
  // ...
}

_io_do_write/flush 都会将 write_base 至 write_ptr 之间的数据写入到 fp 中，因此只要将其设置为目标地址区间，就可以实现对应地址的信息泄露。不过需要注意的是前面的两个判断需要绕过，以减少调整内部缓存区域引起的副作用。

简单来说，通过修改以下字段即可实现任意内存地址泄露:

  • _fileno 设为 1；
  • _flag &= ~_IO_NO_WRITES，清除掉读字段，只需要往目标文件写内容；
  • _flag |= _IO_CURRENTLY_PUTTING；添加该字段，绕过 overflow 的条件判断；
  • 设置 _IO_write_base 为想要泄露的起始地址，_IO_write_ptr 为结束地址；
  • 设置 _IO_read_end = _IO_write_base；

最后一项是为了在 do_write 的时候防止 seek 扰乱内存:

static size_t
new_do_write (FILE *fp, const char *data, size_t to_do) {
      size_t count;
  if (fp->_flags & _IO_IS_APPENDING)
    fp->_offset = _IO_pos_BAD;
  else if (fp->_IO_read_end != fp->_IO_write_base) {
        // seek
  }
  count = _IO_SYSWRITE (fp, data, to_do);
  // ...
}

同样的思路也可以用在 fread 中实现任意地址写:

size_t _IO_file_xsgetn (FILE *fp, void *data, size_t n) {
    // while (want > 0)
    have = fp->_IO_read_end - fp->_IO_read_ptr;
    if (want <= have) {
        // 直接拷贝缓存到目标地址
    } else {
        // ...
        if (fp->_IO_buf_base
          && want < (size_t) (fp->_IO_buf_end - fp->_IO_buf_base))
        {
          if (__underflow (fp) == EOF)
        break;

          continue;
        }
    }
}

int _IO_new_file_underflow (FILE *fp) {
    // ...
    if (fp->_flags & _IO_EOF_SEEN) return EOF;
    if (fp->_flags & _IO_NO_READS) return EOF;
    if (fp->_IO_read_ptr < fp->_IO_read_end)
        return *(unsigned char *) fp->_IO_read_ptr;
    // ...
    count = _IO_SYSREAD (fp, fp->_IO_buf_base,
            fp->_IO_buf_end - fp->_IO_buf_base);
}

如果我们想要从标准输入中写入，那么也只需要满足以下条件:

  • 设置 _fileno 为 0(标准输入)；
  • 设置 _flag &= ~_IO_NO_READS，绕过 underflow 中的判断；
  • 设置 buf_base 和 buf_end 分别为要写入的目标起始和结束地址，即手动指定缓存。注意写入的大小要小于该缓存大小，否则缓存会被刷到 data 中导致写入数据混乱；
  • 设置 read_base = read_ptr = NULL，这也是初次申请完缓存后 _IO_default_setbuf 设置的默认值；

其本质上是手动对缓存进行”创建“，这样在写入伪造缓存的时候也就写到了手动指定的缓存地址，实现任意地址写入。

除了修改数据指针，还有另外一种绕过 vtable check 的方法。既然 vtable 的作用是多态调用，那么肯定不会只有一种实现，事实上也如此。

例如，在 glibc 的代码中，除了 _IO_file_jumps 这个虚表，还有 _IO_str_jumps，属于另外一种 IO 类型 _IO_streambuf，包含在 _IO_strfile_ 结构中:

struct _IO_str_fields
{
  /* These members are preserved for ABI compatibility.  The glibc
     implementation always calls malloc/free for user buffers if
     _IO_USER_BUF or _IO_FLAGS2_USER_WBUF are not set.  */
  _IO_alloc_type _allocate_buffer_unused;
  _IO_free_type _free_buffer_unused;
};

struct _IO_streambuf
{
  FILE _f;
  const struct _IO_jump_t *vtable;
};

typedef struct _IO_strfile_
{
  struct _IO_streambuf _sbf;
  struct _IO_str_fields _s;
} _IO_strfile;

由于 _IO_str_jumps 这个虚表本来就在 glibc 中，因此是可以满足检查的:

const struct _IO_jump_t _IO_str_jumps libio_vtable =
{
  JUMP_INIT_DUMMY,
  JUMP_INIT(finish, _IO_str_finish),
  JUMP_INIT(overflow, _IO_str_overflow),
  JUMP_INIT(underflow, _IO_str_underflow),
  JUMP_INIT(uflow, _IO_default_uflow),
  JUMP_INIT(pbackfail, _IO_str_pbackfail),
  JUMP_INIT(xsputn, _IO_default_xsputn),
  JUMP_INIT(xsgetn, _IO_default_xsgetn),
  JUMP_INIT(seekoff, _IO_str_seekoff),
  JUMP_INIT(seekpos, _IO_default_seekpos),
  JUMP_INIT(setbuf, _IO_default_setbuf),
  JUMP_INIT(sync, _IO_default_sync),
  JUMP_INIT(doallocate, _IO_default_doallocate),
  JUMP_INIT(read, _IO_default_read),
  JUMP_INIT(write, _IO_default_write),
  JUMP_INIT(seek, _IO_default_seek),
  JUMP_INIT(close, _IO_default_close),
  JUMP_INIT(stat, _IO_default_stat),
  JUMP_INIT(showmanyc, _IO_default_showmanyc),
  JUMP_INIT(imbue, _IO_default_imbue)
};

如果我们可以修改 stdin/stdout 虚表的值为该虚表地址，那么就可以利用不同的实现方法去构造后续的任意地址读写原语，这对于使用 file_jumps 虚表条件难以满足时可以作为一种迂回的实现方案。这里细节就不展开了，可以参考网上其他的相关文章:

除了 str_jumps，其实在 glibc 中存在大量可选的虚表，在 GDB 中列举如下:

gef➤  info variables -t 'struct _IO_jump_t'
All defined variables with type matching regular expression "struct _IO_jump_t" :

File ./libio/fileops.c:
1481:   const struct _IO_jump_t _IO_file_jumps_maybe_mmap;
1457:   const struct _IO_jump_t _IO_file_jumps_mmap;
1432:   const struct _IO_jump_t __GI__IO_file_jumps;

File ./libio/iofopncook.c:
111:    static const struct _IO_jump_t _IO_cookie_jumps;

File ./libio/iopopen.c:
48:     static const struct _IO_jump_t _IO_proc_jumps;

File ./libio/iovsprintf.c:
38:     static const struct _IO_jump_t _IO_str_chk_jumps;

File ./libio/memstream.c:
36:     static const struct _IO_jump_t _IO_mem_jumps;

File ./libio/obprintf.c:
93:     const struct _IO_jump_t _IO_obstack_jumps;

File ./libio/strops.c:
353:    const struct _IO_jump_t _IO_str_jumps;

File ./libio/vsnprintf.c:
67:     const struct _IO_jump_t _IO_strn_jumps;

File ./libio/vswprintf.c:
66:     const struct _IO_jump_t _IO_wstrn_jumps;

File ./libio/wfileops.c:
1071:   const struct _IO_jump_t _IO_wfile_jumps_maybe_mmap;
1047:   const struct _IO_jump_t _IO_wfile_jumps_mmap;
1021:   const struct _IO_jump_t __GI__IO_wfile_jumps;

File ./libio/wmemstream.c:
37:     static const struct _IO_jump_t _IO_wmem_jumps;

File ./libio/wstrops.c:
362:    const struct _IO_jump_t _IO_wstr_jumps;

File ./stdio-common/vfprintf-internal.c:
2203:   static const struct _IO_jump_t _IO_helper_jumps;

比如在 HITCON 2017 : Ghost in The Heap Writeup 中基于 _IO_wstr_jumps 虚表中的 _IO_wstr_finish 方法实现利用。它们原理都是大同小异的，只有一些细节上的差异。

案例分析

本节来介绍几种比较常见的的后利用技巧，虽然大部分都是在堆漏洞的场景下提出的，但其中的一些思路同样也可以适用于其他的漏洞。

这是一种针对分配受限情况下堆漏洞的利用方法，源于 XCTF 2021 final，因为是 rekapig 战队出的题所以交了这个名字。主要限制是程序使用 calloc 分配内存，不走 tcache 从而无法使用 tcache stashing unlink attack 将布局好的 fake chunk 申请出来。

在这种情况下要想继续成功攻击，可以利用 FILE 结构体中的 I/O 缓存特性，在第一次读/写的时候如果缓存没有初始化，会使用 malloc 进行申请。在对虚表的选择上，该利用方法使用了 _IO_str_jumps 作为伪造 FILE 结构的虚表地址，因为 IO_str_overflow 函数内会连续调用 malloc 、memcpy、free，并且这三个函数的参数都可以由 FILE 结构内的数据来控制。

因此只要先在堆上布局好合适的数据，就可以在触发 overflow 调用 malloc、memcpy、free 三连时触发 __free_hook 劫持并触发任意代码劫持。原始题目中因为使用的是 largebin，因此最初是通过 largebin 攻击将堆地址写入到 _IO_list_all 中，最后通过 _IO_flush_all_lockp 去触发 IO_str_overflow 的调用。

具体堆风水细节这里就不展开了，感兴趣的同学可以参考文末的链接。

虽然现在大多数堆漏洞还是通过修改 __malloc_hook 或者 __free_hook 去实现代码执行，但在新版本的 glibc 中已经去除掉了(这两个符号依然存在，但是相应的 hook 不会被执行)。而且很多程序中还加上了 seccomp 的沙盒，要求只能执行 read/write/open，这又进一步限制了 ROP 执行 shellcode 的能力。

另外一个限制是 main 函数不会返回，且退出调用的不是 exit 而是 _exit，后者并不会触发 _IO_flush_all_lockp 调用。因此这种利用方法的主要思路是通过 __malloc_assert 触发 fflush(stderr)，从而调用 _IO_file_jumps.sync 方法。

虽然原文章中所说的将 sync 地址修改为指定地址同样有 vtable 校验的限制，但这个通过断言去触发 I/O 刷新的操作还是值得借鉴的。我们可以通过堆风水修改 top chunk 大小去主动触发这个断言从而劫持控制流。

该漏洞利用方法同样是为了解决在 glibc-2.34 之后取消 malloc/free hook 导致无法劫持控制流的问题。前面说过 FILE 的 vtable 需要在合法范围，也给出了一系列已有的虚函数表定义，但并没说虚函数表就一定要是其中某一个，实际上只要在对应 section 区间内就可以。

因此，该作者提出了微偏移的概念，在原有的虚函数表前后进行微小偏移，这样就可以在触发虚函数调用的时候执行该范围内的任意函数。为此选择了 _IO_cookie_jumps 这个虚函数表，并以及其中的 _IO_cookie_read、_IO_cookie_write 等函数为目标，因为其中存在函数指针的使用:

static ssize_t
_IO_cookie_read (FILE *fp, void *buf, ssize_t size)
{
  struct _IO_cookie_file *cfile = (struct _IO_cookie_file *) fp;
  cookie_read_function_t *read_cb = cfile->__io_functions.read;
#ifdef PTR_DEMANGLE
  PTR_DEMANGLE (read_cb);
#endif

  if (read_cb == NULL)
    return -1;

  return read_cb (cfile->__cookie, buf, size);
}

由于 FILE 结构是我们伪造的，因此大部分内容可控，关键是如何绕过 PTR_DEMANGLE 的指针加密保护，这在前面的章节中也说过。但世上没有绝对安全的系统，只不过是投入成本的问题罢了。通过查看对应代码的汇编可以发现，PTR_DEMANGEL 主要是将某个 TLS 段的值 ROR 移位后与原指针异或实现的加密。

gef➤  disassemble _IO_cookie_read
   0x00007ffff7e0d7b0 <+0>:     endbr64
   0x00007ffff7e0d7b4 <+4>:     mov    rax,QWORD PTR [rdi+0xe8]
   0x00007ffff7e0d7bb <+11>:    ror    rax,0x11
   0x00007ffff7e0d7bf <+15>:    xor    rax,QWORD PTR fs:0x30
   0x00007ffff7e0d7c8 <+24>:    test   rax,rax
   0x00007ffff7e0d7cb <+27>:    je     0x7ffff7e0d7d6 <_IO_cookie_read+38>
   0x00007ffff7e0d7cd <+29>:    mov    rdi,QWORD PTR [rdi+0xe0]
   0x00007ffff7e0d7d4 <+36>:    jmp    rax
   0x00007ffff7e0d7d6 <+38>:    mov    rax,0xffffffffffffffff
   0x00007ffff7e0d7dd <+45>:    ret

因此只要我们可以将这个值泄露出来或者修改为已知值，同样也能绕过指针加密。这样一来就可以伪造 read_cb 函数指针的值，从而实现任意代码执行的目的。

前面基于 vtable 劫持实现代码执行的方案都有一个重要缺点，那就是这些 vtable 都进行了加固，虽然可以使用微偏移的技巧，但指针加密(PTR_DEMANGLE) 始终是头顶上的一朵乌云。因为 TLS 段的值在远程利用时通常不可知，实际利用可能会需要涉及到地址爆破。

在此背景下，诸多赛棍师傅们有开发出了一系列新的利用方式。这个利用链公开的时间正好是本文撰写时，因此这一节实际上是笔者后来添加的。最早提出的利用方法应该是看雪论坛中的一篇文章 House of apple 一种新的glibc中IO攻击方，同一时间在 2022 年网鼎杯比赛的时候也出现了一道类似的题，作者赛后给出了 Writeup —— House of cat新型glibc中IO利用手法解析 && 第六届强网杯House of cat详解。这两个文章的利用思路都是类似的，即利用 IO wide table。

前面我们介绍 fread 读文件实现知道其最终会调用到 _IO_XSGETN，此时解析虚函数表的时候会触发校验 IO_validate_vtable:

fread
size_t _IO_fread (void *buf, size_t size, size_t count, FILE *fp)
size_t _IO_sgetn (FILE *fp, void *data, size_t n)
#define _IO_XSGETN(FP, DATA, N) JUMP2 (__xsgetn, FP, DATA, N)
#define JUMP2(FUNC, THIS, X1, X2) (_IO_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS, X1, X2)
# define _IO_JUMPS_FUNC(THIS) (IO_validate_vtable (_IO_JUMPS_FILE_plus (THIS)))

这个检查导致我们无法随意修改 vtable 的值实现 PC 控制，但注意到这个宏的附近还有这么一个宏:

#define WJUMP0(FUNC, THIS) (_IO_WIDE_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS)
#define WJUMP1(FUNC, THIS, X1) (_IO_WIDE_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS, X1)
#define WJUMP2(FUNC, THIS, X1, X2) (_IO_WIDE_JUMPS_FUNC(THIS)->FUNC) (THIS, X1, X2)

#define _IO_WIDE_JUMPS_FUNC(THIS) _IO_WIDE_JUMPS(THIS)

#define _IO_WIDE_JUMPS(THIS) \
  _IO_CAST_FIELD_ACCESS ((THIS), struct _IO_FILE, _wide_data)->_wide_vtable

_IO_WIDE_JUMPS_FUNC 与 _IO_JUMPS_FUNC 的一个最大不同点是前者不需要通过 IO_validate_vtable 的校验！这个特点是 House of Apple、House of Cat 以及后续的一系列利用链构造的基础。

以 House of Cat 为例，我们需要有下面的漏洞原语:

1.能够泄露堆地址和libc基址。 2.能够任意写一个可控地址。 3.能够触发 IO 流(FSOP或触发__malloc_assert，或者程序中存在puts等能进入IO链的函数），执行IO相关函数。

通过这些原语，我们可以修改任意数据，为可控地址，通常是修改 hook 或者 vtable 实现 PC 控制。在新版本的限制下，漏洞利用思路就比较明了了。首先我们可以将 stdio 的虚表修改为某个宽字符相关的虚表，比如 _IO_wfile_jumps，在微偏移的基础上还可以将其修改为该表的错位地址，使得调用能够进入特定的 IO 函数，比如 _IO_wfile_seekoff，该函数片段如下:

off64_t
_IO_wfile_seekoff (FILE *fp, off64_t offset, int dir, int mode)
{
  off64_t result;
  off64_t delta, new_offset;
  long int count;
 
  if (mode == 0)
    return do_ftell_wide (fp);
  int must_be_exact = ((fp->_wide_data->_IO_read_base
            == fp->_wide_data->_IO_read_end)
               && (fp->_wide_data->_IO_write_base
               == fp->_wide_data->_IO_write_ptr));
  bool was_writing = ((fp->_wide_data->_IO_write_ptr
               > fp->_wide_data->_IO_write_base)
              || _IO_in_put_mode (fp));
 
  if (was_writing && _IO_switch_to_wget_mode (fp))
    return WEOF;
// ......
}

从而间接进入 _IO_switch_to_wget_mode，触发 _IO_WOVERFLOW 的查表操作，最终读取 _wide_vtable 中的数据转换成函数指针并调用，实现 PC 控制！

#define _IO_WOVERFLOW(FP, CH) WJUMP1 (__overflow, FP, CH)
int _IO_switch_to_wget_mode (FILE *fp)
{
  if (fp->_wide_data->_IO_write_ptr > fp->_wide_data->_IO_write_base)
    if ((wint_t)_IO_WOVERFLOW (fp, WEOF) == WEOF)
      return EOF;
  // ...
}

这其中需要关注的是如何通过内存布局去操作控制流转移过程中的一些跳转判断，比如 _IO_wfile_seekoff 中的 was_writing，_IO_switch_to_wget_mode 中的 _IO_write_ptr > _IO_write_base 等。这只是其中一条利用链路，实际上根据这个思路可以挖掘出更多利用链，但个人认为每个利用链都起一个 House 也大可不必，而且这种利用方式可以通过直接给 WJUMP 也加上虚表校验来防御，这就看有没有好事者给 glibc 提 patch 了。

最后一种技巧和 FILE 结构没什么关系，但我觉得很有趣，所以也介绍一下，让大家感受一下世界的参差。这种技巧依赖于 Largebin attack 可以往任一地址写堆地址的能力，主的目标是伪造 ld.so 中的 rtld_global 结构体。我们知道 ELF 中有也有 ctor 和 dtor，主要是可以让动态链接的程序在加载初期和结束前运行指定代码，这种攻击方法就是瞄准了程序结束后执行的 .finit_array 数组，相关代码片段如下:

if (l->l_info[DT_FINI_ARRAY] != NULL)
{
    ElfW(Addr) *array =
    (ElfW(Addr) *) (l->l_addr
            + l->l_info[DT_FINI_ARRAY]->d_un.d_ptr);
    unsigned int i = (l->l_info[DT_FINI_ARRAYSZ]->d_un.d_val
            / sizeof (ElfW(Addr)));
    while (i-- > 0)
    ((fini_t) array[i]) ();
}

如果能够伪造对应的 FINIT_ARRAY，同样也能实现任意代码执行。当然实现上要解决 ld.so 与 libc.so 之间的 ASLR 偏移问题，据说可以通过爆破第二低字节解决，不过笔者只是出于叶公好龙的口嗨状态，还没有实际尝试过，等测试后再回来补充吧。

小结

由于 glibc 中的代码较多，也就给攻击者提供了许多藏污纳垢之地，仅仅是 I/O 这块就包含了各种不同的漏洞利用姿势。但回头来看，IO_FILE 的战场最初是围绕函数指针(虚表)展开的，且随着不断加固，为了绕过又不得不引入复杂的内存布局。放眼未来的话其实可以打开思路，不仅局限于某个特定结构，甚至不必局限于 libc，文末的 Bnana 就是一个很好的示例。相信随着网络安全行业的发展，会涌现出更多的新人才和新思路，当然 CTF 比赛也会更卷一些了 :)

参考文章

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原文地址: https://evilpan.com/2022/07/30/glibc-exp-tricks/
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– TO BE CONTINUED.

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