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기본 정보

1바이트 오버플로우에만 액세스할 수 있다면, 공격자는 다음 청크의 size 필드를 수정할 수 있습니다. 이를 통해 어떤 청크가 실제로 해제되는지를 조작할 수 있으며, 잠재적으로 다른 유효한 청크를 포함하는 청크를 생성할 수 있습니다. 이 취약점은 이중 해제 또는 중첩된 청크와 유사한 방식으로 악용될 수 있습니다.

오프 바이 원 취약점에는 두 가지 유형이 있습니다:

  • 임의 바이트: 이 유형은 해당 바이트를 임의의 값으로 덮어쓸 수 있습니다.

  • 널 바이트 (off-by-null): 이 유형은 해당 바이트를 0x00으로만 덮어쓸 수 있습니다.

  • 이러한 취약점의 일반적인 예는 다음 코드에서 볼 수 있습니다. 여기서 strlen 및 strcpy의 동작이 일관되지 않아 다음 청크의 시작 부분에 0x00 바이트를 설정할 수 있습니다.

  • 이는 House of Einherjar로 악용될 수 있습니다.

  • Tcache를 사용하는 경우, 이는 이중 해제 상황으로 이어질 수 있습니다.

널 바이트 오버플로우

```c // From https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off_by_one/ int main(void) { char buffer[40]=""; void *chunk1; chunk1 = malloc(24); puts("Get Input"); gets(buffer); if(strlen(buffer)==24) { strcpy(chunk1,buffer); } return 0; } ```

그 외의 확인 사항 중 하나로, 이제 청크가 해제될 때 이전 크기가 메타데이터의 청크에 구성된 크기와 비교되므로 2.28 버전부터 이 공격은 꽤 복잡해졌습니다.

코드 예시:

목표

  • 한 청크를 다른 청크 안에 포함되도록 만들어 두 번째 청크에 대한 쓰기 액세스를 가능하게하여 포함된 청크를 덮어쓸 수 있도록 함

요구 사항

  • 사이즈 메타데이터 정보를 수정하기 위한 오프 바이 원 오버플로우

일반적인 오프 바이 원 공격

  • 세 개의 청크 A, B, C를 할당하고(크기 0x20), 상단 청크와 병합되지 않도록 다른 하나를 할당합니다.

  • C를 해제합니다(0x20 Tcache 해제 목록에 삽입됨).

  • 청크 A를 사용하여 B에 오버플로우합니다. 오프 바이 원을 악용하여 B의 size 필드를 0x21에서 0x41로 수정합니다.

  • 이제 B에는 해제된 청크 C가 포함됩니다.

  • B를 해제하고 0x40 청크를 할당합니다(다시 여기에 배치됨).

  • 여전히 해제된 C인 fd 포인터를 수정할 수 있습니다(Tcache 독성)

널 오프 바이 공격

  • 메모리의 3개 청크(a, b, c)가 연이어 예약됩니다. 그런 다음 중간 청크가 해제됩니다. 첫 번째 청크에는 오프 바이 원 오버플로우 취약점이 있으며 공격자가 0x00을 사용하여 악용합니다(이전 바이트가 0x10이면 중간 청크가 실제보다 0x10 작다고 표시됩니다).

  • 그런 다음 중간 해제된 청크(b)에 2개의 더 작은 청크가 할당됩니다. 그러나 b + b->size가 c 청크를 업데이트하지 않는 이유는 가리키는 주소가 예상보다 작기 때문입니다.

  • 그런 다음, b1과 c가 해제됩니다. 여전히 b1과 c를 가리키는 c - c->prev_size가 하나의 청크로 통합됩니다. 그러나 b2는 여전히 b1과 c 사이에 있습니다.

  • 마지막으로, 이 메모리 영역을 다시 요구하는 새로운 malloc이 수행되어 b2를 포함하게 됩니다. 이를 통해 새 malloc의 소유자가 b2의 내용을 제어할 수 있습니다.

이 이미지는 공격을 완벽하게 설명합니다:

https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks

다른 예시 및 참고 자료

  • https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks

  • Bon-nie-appetit. HTB Cyber Apocalypse CTF 2022

  • strlen이 다음 청크의 size 필드를 고려하기 때문에 오프 바이 원이 발생합니다.

  • Tcache가 사용되고 있으므로 일반적인 오프 바이 원 공격을 사용하여 Tcache 독성으로 임의 쓰기 원시를 얻을 수 있습니다.

  • Asis CTF 2016 b00ks

  • 오프 바이 원을 악용하여 힙에서 주소를 누출할 수 있습니다. 왜냐하면 문자열 끝의 0x00 바이트가 다음 필드에 의해 덮어씌워지기 때문입니다.

  • 오프 바이 원 쓰기를 악용하여 포인터가 가짜 구조체와 가짜 포인터가 있는 다른 위치를 가리키도록 만들 수 있습니다. 그런 다음 이 구조체의 포인터를 따라가면 임의 쓰기를 얻을 수 있습니다.

  • libc 주소가 누출되는 이유는 힙이 mmap을 사용하여 확장될 때 mmap에 의해 할당된 메모리가 libc로부터 고정된 오프셋을 가지기 때문입니다.

  • 마지막으로 임의 쓰기를 악용하여 __free_hook 주소에 원 가젯을 쓰기 위해 주소를 쓸 수 있습니다.

  • plaidctf 2015 plaiddb

  • 사용자 입력 라인을 읽는 getline 함수에 NULL 오프 바이 원 취약점이 있습니다. 이 함수는 콘텐츠의 "키"를 읽는 데 사용됩니다.

  • writeup에서 초기 5개의 청크가 생성됩니다:

  • 청크1 (0x200)

  • 청크2 (0x50)

  • 청크5 (0x68)

  • 청크3 (0x1f8)

  • 청크4 (0xf0)

  • 청크 방어 (0x400) 상단 청크와 병합을 피하기 위해

  • 그런 다음 청크 1, 5 및 3이 해제됩니다. 따라서:

[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]

* 그런 다음 청크3 (0x1f8)을 악용하여 널 오프 바이 원을 악용하여 prev\_size를 `0x4e0`로 쓰기 시작합니다.
* 초기 할당된 청크1, 2, 5 및 3의 크기와 해당 청크 4의 헤더의 합이 `0x4e0`과 같음에 유의하십시오: `hex(0x1f8 + 0x10 + 0x68 + 0x10 + 0x50 + 0x10 + 0x200) = 0x4e0`
* 그런 다음, 청크 4가 해제되어 모든 청크를 처음부터 소비하는 청크가 생성됩니다:
* ```python
[ 0x4e0 Chunk 1-2-5-3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 (corrupted) ] [ 0x400 Chunk defense ]

[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]

* 그런 다음, `0x200` 바이트가 할당되어 원래 청크 1이 채워집니다.
* 그리고 다른 0x200 바이트가 할당되고 청크2가 파괴되어 누출이 없으므로 이 작업이 작동하지 않습니다? 아마도 이 작업은 수행되지 않아야 합니다.
* 그런 다음 0x58 "a"로 된 다른 청크가 할당되어 청크2를 덮어쓰고 청크5에 도달하며 `fd`를 수정하여 청크5의 fast bin 청크를 `__malloc_hook`로 가리킵니다.
* 그런 다음 0x68 청크가 할당되어 `__malloc_hook`의 가짜 fast bin 청크가 다음 fast bin 청크가 됩니다.
* 마지막으로, 0x68의 새 fast bin 청크가 할당되고 `__malloc_hook`이 `one_gadget` 주소로 덮어씌워집니다

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