一、前言
八月，GNU发布了glibc库新版本glibc-2.34，这次版本更新带来了一些新特性，比如将libpthread、libdl等一些函数集成到了主库，添加了对64位time_t的支持等；同时修复了一些安全问题，作为一个CTF爱好者，笔者注意到了一些常用的hook符号比如malloc_hook、free_hook这些已经在新版本被移除了，这个改动影响了以往的一些漏洞利用方法。近一年来glibc发布了glibc-2.32~2.34几个版本更新，而国内外已经有一些比赛使用了glibc-2.32的环境，此篇文章将介绍glibc-2.32及glibc-2.34中对CTF PWN影响比较大的malloc函数中的更新，旨在帮助读者了解新版本，并简单介绍几种绕过方法，重在分享思路。
二、glibc-2.32
2.1 补丁介绍
1. 在glibc-2.32引入了Safe-Linking机制，应用于tcache与fastbins中，以tcache为例，查看tcache_put()函数的实现：
static __always_inline void
tcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);
/* Mark this chunk as “in the tcache” so the test in _int_free will
detect a double free. */
e->key = tcache;
e->next = PROTECT_PTR (&e->next, tcache->entries[tc_idx]);
tcache->entries[tc_idx] = e;
++(tcache->counts[tc_idx]);
}
可以看到经glibc-2.32更新后，e->next不再是直接指向原来的tcache头指针，而是指向了经PROTECT_PTR处理过的指针，查看PROTECT_PTR定义：
#define PROTECT_PTR(pos, ptr) \
((__typeof (ptr)) ((((size_t) pos) >> 12) ^ ((size_t) ptr)))
结合tcache_put()函数可以得出e->next最终指向了e->next地址右移12位后的值与当前tcache头指针值异或的结果，这里引用Safe-Linking设计师文章[1]中的一张图描述此过程：
P’即最后写入next指针的值。
接着查看tcache_get()函数：
tcache_get (size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = tcache->entries[tc_idx];
if (__glibc_unlikely (!aligned_OK (e)))
malloc_printerr (“malloc(): unaligned tcache chunk detected”);
tcache->entries[tc_idx] = REVEAL_PTR (e->next);
–(tcache->counts[tc_idx]);
e->key = 0;
return (void *) e;
}
可以看到在新版本下，当tcache头指针指向的内存被malloc申请出来，tcache头指针会指向REVEAL_PTR (e->next)，REVEAL_PTR用来恢复写入tcache头指针的值，定义如下：
#define REVEAL_PTR(ptr) PROTECT_PTR (&ptr, ptr)
接下来通过编写下面程序调试此过程，调试版本为glibc-2.32-0ubuntu6_amd64：
#include <stdlib.h>
int main()
{
void *p1 = malloc(0x20);
malloc(0x1000);
void *p2 = malloc(0x20);
free(p1);
free(p2);
}
首先在free(p1)时，由于tcache此时为空，p1->next应指向(&(p1->next)>>12)^0的结果：
free(p2)时，p2->next应等于(&(p2->next)>>12)^&p1：
通过手动计算，即为(0x55555555c2e0>>12)^0x55555555b2a0，等于0x55500000e7fc，与调试结果一致。
2. 此外，在glibc-2.32版本中还引入了对tcache和fastbins中申请及释放内存地址的对齐检测，以tcache_get()为例：
static __always_inline void *
tcache_get (size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = tcache->entries[tc_idx];
if (__glibc_unlikely (!aligned_OK (e)))
malloc_printerr (“malloc(): unaligned tcache chunk detected”);
tcache->entries[tc_idx] = REVEAL_PTR (e->next);
–(tcache->counts[tc_idx]);
e->key = NULL;
return (void *) e;
}
aligned_OK()定义为：
#define aligned_OK(m) (((unsigned long)(m) & MALLOC_ALIGN_MASK) == 0)
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT – 1)
#define MALLOC_ALIGNMENT (2 * SIZE_SZ < __alignof__ (long double) \
? __alignof__ (long double) : 2 * SIZE_SZ)
可以看到内存地址需要以0x10字节对齐。
2.2 补丁限制
glibc-2.32的补丁主要限制以下几种漏洞利用手法：
1. 原有tcache poisoning、fastbin attack等通过直接覆盖chunk->next指针达到任意地址申请的利用办法
2. 由于检测了申请地址是否以0x10对齐，fastbin attack的利用办法受到限制，例如经典的通过错位构造”\x7f”劫持malloc_hook和IO_FILE的利用办法。
2.3 绕过方法
1. 结合上述调试过程可以知道，当tcache为空时，next指针会指向next地址右移12位的值，如果能将此值泄漏出来，则可以直接使用此值与目标地址异或，覆盖next指针从而申请内存到任意地址，POC如下：
#include <stdlib.h>
#include <stdint.h>
uint64_t target_addr = 0xdeadbeef;
int main()
{
void *p1 = malloc(0x20);
malloc(0x1000);
void *p2 = malloc(0x20);
free(p2);
uint64_t next = *(uint64_t*)p2;
printf(“Leak next>>12 ptr: %p\n”, next);
uint64_t fake_next = next^((uint64_t)&target_addr);
printf(“Fake next ptr: %p\n”, fake_next);
p2 = malloc(0x20);
free(p1);
free(p2);
*(uint64_t*)p2 = fake_next;
malloc(0x20);
void *p3 = malloc(0x20);
*(uint64_t*)p3 = 0xcafebabe;
printf(“Now target_addr’s content is 0x%lx\n”, target_addr);
}
2. 由于tcache链表头指针存储的是当前释放堆地址的值，即tcache->entries[tc_idx] = e，tcache_stashing_unlink_attack的办法依然有效。
3. 同样因为tcache链表头指针存储的是当前释放堆地址的值，所以如果能劫持到tcache结构体内存将链表头指针修改为目标地址，即可实现申请内存到任意地址。
4. 通过largebin的fd_nextsize或bk_nextsize来泄漏完整堆地址，可以将与目标地址异或的结果覆盖到next指针达到任意地址申请。
三、glibc-2.34
3.1 补丁介绍
在glibc-2.34的补丁中移除了几个hook符号：
__free_hook
__malloc_hook
__realloc_hook
__memalign_hook
__after_morecore_hook
其中我们的“老朋友”：free_hook和malloc_hook被移除了，GNU的维护者发表了文章[2]阐明了移除这些hook的原因，这意味传统的去劫持这些hook从而控制程序执行流程的方法不再适用于新版本glibc，但方法总是有的，笔者这里简单介绍一下绕过的思路。
3.2 绕过办法
1. 利用IO_vtable
在glibc-2.34中，可以看到vtable拥有可写权限，这里以stdout为例（vtable位于0xd8偏移处），调试版本为glibc-2.34-0ubuntu1_amd64：
查看vtable如下：
vtable结构体定义如下：
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);
};
这里的指针便是我们可以用来劫持的对象，接下来以puts函数为例，编写以下代码，尝试去发现stdout vtable中可以利用的指针。
#include <stdlib.h>
#include <stdint.h>
int main()
{
char *p = malloc(0x100);
char str[] = “AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA”;
memcpy(p, str, 0x100);
puts(“finish.”);
puts(p);
}
阅读源码得知在puts函数内部先后调用了虚函数_IO_XSPUTN和_IO_OVERFLOW，这些都不太好被利用，继续跟进发现当缓冲区未被建立时，会调用虚函数_IO_DOALLOCATE：
int
_IO_new_file_overflow (FILE *f, int ch)
{
…
if ((f->_flags & _IO_CURRENTLY_PUTTING) == 0 || f->_IO_write_base == NULL)
{
/* Allocate a buffer if needed. */
if (f->_IO_write_base == NULL)
{
_IO_doallocbuf (f);
…
}
void
_IO_doallocbuf (FILE *fp)
{
if (fp->_IO_buf_base)
return;
if (!(fp->_flags & _IO_UNBUFFERED) || fp->_mode > 0)
if (_IO_DOALLOCATE (fp) != EOF)
return;
_IO_setb (fp, fp->_shortbuf, fp->_shortbuf+1, 0);
}
动态调试查看函数调用时的寄存器：
利用one_gadget工具查看glibc-2.34中one_gadget的偏移及使用条件，发现恰巧满足rsi==0，[rdx]==0的条件：
栈回溯如下：
► f 0 7ffff7e29c5d _IO_doallocbuf+77
f 1 7ffff7e28ef0 _IO_file_overflow+432
f 2 7ffff7e27685 _IO_file_xsputn+229
f 3 7ffff7e1cf90 puts+208
_IO_DOALLOCATE在缓冲区未建立时被调用，但通常情况下这个条件满足不了，故这个getshell的办法需要两步完成，首先将_IO_DOALLOCATE覆盖成满足条件的one_gadget地址，然后再将stdout结构体中缓冲区指针清空，再次调用puts时getshell。
当然这里仅做举例说明，这个攻击链并不具备通用性，在实际使用时，要考虑当时的场景选择合适的指针进行覆盖。
2. 利用劫持栈返回地址进行ROP
在libc中存在符号environ指向了&argv[argc + 1]的地址，这个地址保存在栈上，而environ地址可以通过libc偏移计算获得，所以如果条件允许通过泄漏environ的值获得栈地址，再通过计算并劫持栈返回地址提前布置好rop链，可以最终达到getshell的目的。
四、总结
glibc的版本更新在安全维护方面不仅仅是修复已有的漏洞，同样也消除了很多漏洞利用的方法，这无疑给漏洞利用增加了很多难度，将在CTF比赛中给选手带来更多考验，需要大家灵活运用已有方法，并能够去寻找新的利用方法。
参考链接
[1]https://research.checkpoint.com/2020/safe-linking-eliminating-a-20-year-old-malloc-exploit-primitive/
[2]https://developers.redhat.com/articles/2021/08/25/securing-malloc-glibc-why-malloc-hooks-had-go
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