[CB16] House of Einherjar :GLIBC上の新たなヒープ活用テクニック by 松隈大樹

Hiroki MATSUKUMA
(@st4g3r)
新米ペンテスター
 サイバーディフェンス研究所所属
CTF Player
 TokyoWesterns
興味のあること
 Exploitation
 GLIBC malloc (現時点では)
$whoami

tl;dr
Heap Exploitation(x64 Linux/Glibc malloc)
"House of Einherjar" とは?
 Glibc mallocにおける新しいheap exploitation手法で, malloc()
の戻り値をおおよそ任意なアドレスに強制させるものである.
 通常, ユーザはmalloc()の戻り値のアドレスに対して読み書きを行える.
 フラグメント防止のためにあるchunk同士の結合処理を利用する.
 Well-sizedなchunk上でのOff-by-one Overflowが直後のchunkの
prev_sizeとPREV_INUSEのコントロールをもたらす.
Proof of Concept
 http://ux.nu/6Rv6h

概要
Glibc malloc
 Chunk
 Bin
 Consolidating Chunks
House of Einherjar
 Flaw / Flow
 Demo
 Evaluation
 Countermeasures

"struct malloc_chunk"
 メモリブロックはfree()される際にfree listへとつながれる.
 このとき, メモリブロックは"struct malloc_chunk"として扱われる.
 ChunkのサイズはSIZE_SZ*2にアライメントされる.
(prev_size)
size
fd
bk
(not used)
(prev_size)
size
data
+
pads
SIZE_SZ
=8byte
User's
space
(a) in-used (b) free
図1 struct malloc_chunk
Shared with
previous chunk
Glibc malloc Chunk

型名称説明
INTERNAL_SIZE_T prev_size 自身の直前にあるchunkのサイズ (shared)
INTERNAL_SIZE_T size 自身のサイズと現在の状態
struct malloc_chunk *fd (free list上で)前方につながっているchunkへのポインタ
struct malloc_chunk *bk (free list上で)後方につながっているchunkへのポインタ
表1: struct malloc_chunk
Glibc malloc Chunk

 メモリブロックはfreeされる際にfree listへとつながれる.
(prev_size)
size
fd
bk
(not used)
(prev_size)
size
data
+
pads
SIZE_SZ
=8byte
PMA
User's
space
Low 3 bits
mean chunk
status
Shared with
previous chunk
Glibc malloc Chunk

 メモリブロックはfreeされる際にfree listへとつながれる.
(prev_size)
size
fd
bk
(not used)
(prev_size)
size
data
+
pads
SIZE_SZ
=8byte
PMA
User's
space
Low 3 bits
mean chunk
status
 [P]REV_INUSE
 IS_[M]MAPPED
 NON_MAIN_[A]RENA
Shared with
previous chunk
Glibc malloc Chunk

Free chunkはfree list(bin)につながれる
 Small bins
 MAX_FAST_SIZE < size < MIN_LARGE_SIZE
 MAX_FAST_SIZE: 0xa0
 MIN_LARGE_SIZE: 0x400
 Unsorted bins
 free()されたばかりのchunkが一時的に格納されるリスト.
 サイズによる制限は無い.
Glibc malloc Bin

(prev_size)
size
fd
bk
(not used)
bins[n-1]
bins[n]
bins[n+1]
FD
BK
図2. small binのfree list
bins
c
struct malloc_chunk
PMA
Glibc malloc Bin

Glibc malloc Consolidating Chunks
メモリ確保と解放を繰り返しているとフラグメント化を起こし
てしまう
 そこで, free()されるchunkと隣接するfree chunkの結合を考える.
 自身の直前のchunkと隣接している.
 自身の直後のchunkと隣接している.
PREV_INUSE bit
 自身の直前に隣接するchunkが使用中か否かを判断するためのフラグ.
 これが結合の際の判断基準となる.

Chunkの結合処理はどこにある?
 Glibcを読む.
 free(p)
 __libc_free(p)
 _int_free(av, p, have_lock) <- これ!

(b) 結合箇所
図3 _int_free()

(prev_size)
size
prev
p
(a) prev_inuseのチェック
図4 結合
size = p->size
If not prev_inuse(p):
prevsize = p->prev_size
size += prevsize
p += -(long)(prevsize)
fd
bk
(not used)
(prev_size)
size 0
data
+
pads
p

(prev_size)
size
(b) 再配置
図4 結合
size = p->size
If not prev_inuse(p):
prevsize = p->prev_size
size += prevsize
p += -(long)(prevsize)
p
fd
bk
(not used)
(prev_size)
size 0
data
+
pads
prev
p
p

(prev_size)
size 1
p
(c) 結果
図4 結合
p
(prev_size)
size
fd
bk
(not used)
fd
bk
(not used)
(prev_size)
size 0
data
+
pads
prev
p
p

House of Einherjar Flaw / Flow
今のところ, これらのことが既知である
 "p->prev_size"は, 直前に隣接するchunkと共有されうる.
 "p->size"のPREV_INUSE bitを基にchunkの結合の可否を決定する.
 新しいpの位置は"p->prev_size"により決定する.
 "p = chunk_at_offset(p, -((long)prevsize))"

今のところ, これらのことが既知である
 "p->prev_size"は, 直前に隣接するchunkと共有されうる.
 "p->size"のPREV_INUSE bitを基にchunkの結合の可否を決定する.
 新しいpの位置は"p->prev_size"により決定する.
 "p = chunk_at_offset(p, -((long)prevsize))"
ここで, 以下の条件について考える
 3つのchunkが存在する.
 p0: well-sizedなサイズをもつchunk(p1->prev_sizeを内包する).
 p1: small binサイズのchunk.
 (p2: malloc_consolidate()を抑制するためのchunk.)
 p0についてOff-by-oneでNUL byte('¥0')なOverflowが存在する.

(prev_size)
size
data
(prev_size)
size
data
+
pads
1
well-sized
shared
(a) Overflow前
図5 House of Einherjarの原理
p0 (used)
p1 (used)

(prev_size)
size
data
(prev_size)
size
data
+
pads
1
(b) Overflow
Overflown

(prev_size)
size
data
0xdeadbeef
size
data
+
pads
'¥0'
(c) Overflow後
p0 (free)
p1 (used)
shared
well-sized

(prev_size)
size
data
0xdeadbeef
size
data
+
pads
'¥0'
(c) Overflow後
p0 (free)
p1 (used)
shared
well-sized
size = p1->size
If not prev_inuse(p1):
prevsize = p1->prev_size
size += prevsize
p1 += -(long)(prevsize)

(prev_size)
size
data
0xdeadbeef
size
data
+
pads
'¥0'
(c) Overflow後
p0 (free)
p1 (used)
shared
well-sized
size = p1->size
If not prev_inuse(p1):
prevsize = 0xdeadbeef
size += prevsize
p1 += -(long)(prevsize)

House of Einherjarに必要なこと
 うまくサイズの調整されたchunkがOff-by-oneでOverflowを起こす.
 ターゲットとする領域の近くにfake chunkがある.
 fd, bkメンバはfake chunk自身を指すようにすると簡単である.
 ターゲットとする領域と"p1"のアドレスについての差分が計算可能である.
 このとき, これら2つのアドレスのleakが必要となる.
 free()時に"p1->size"が大きく変更されるのでその補正が可能である.
 ※fake chunkは何回か編集可能であると仮定する.

House of Einherjar Evaluation
メリット
 メモリレイアウトにも依るがOff-by-oneなOverflowさえあればできる.
 "House of Force"のような巨大なmalloc()を必要としない.
デメリット
 fake chunkを置ける領域の近くしかmalloc()で取得できない.
 2つのアドレスのleakが必要となる.
評価: "悪くはない"

House of Einherjar Countermeasures
"struct malloc_chunk"がよくないのでは?
 そもそも"chunk->prev_size"が通常の書き込みにより上書きされること
がよくない.
 そもそもBoundary Tagアルゴリズムだから仕方がない.
対策方法は?
 Address checking
 結合後の新しいchunkのアドレスは正しいか?
 StackとHeapのアドレスは全然違う.
 Return addressは守れる.
 Heap内でのHouse of Einherjarには対応しきれない.

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