这篇文章旨在阐释如何利用iOS 7 bootchain中的递归栈溢出的bug。无需漏洞利用的前置知识，只需稍微了解一些向下增长小端栈的机器的工作原理和一些ARM汇编的基础知识。不需要特定的硬件（线缆或调试设备）来实现对iBoot的确定性控制。在本文中我们将使用iPhone5,2/11B554a作为示例。
有两个看似无关的东西导致了这一漏洞的发现。
其中一个原因是我隐约记得2010年的年中，丰田因为问题固件引发意想不到的加速丑闻而饱受指责。这其中一些错误被认为源自于破坏全局变量的堆栈溢出[1]。
另一件事是Joshua Hill的“破碎的梦”演示，它在第85页有这个”BootROM漏洞利用方法”，提到“递归堆栈溢出”[2]。
iPhone的bootchain的一个简短的总结
SuffelRM是一小块掩模ROM或者写保护闪存。这是设备重启后第一个运行的东西。
LLB是Low Level Bootloader，负责硬件加载和加载主引导程序。
iBoot是主引导程序，主引导程序几乎做了你能想到的所有事情：USB、恢复模式，等等。它还处理FS访问，因为它需要从系统分区中读取内核并引导OS。
iBSS是LLB的DFU副本。它处理FS访问，因为它需要在升级过程中读取一个特殊的“恢复”分区。
实际上，引导逻辑比这更复杂一些，例如iBoot可以回退到恢复模式，它将接受一个IBEC，但我们不关注这一点，因为已经超出本文的范围。
由于它们的性质和目的，每个引导加载阶段带来了复杂性的增加。例如：LLB/IBSS不需要了解文件系统，但如上所述，iBoot/iBEC必须这样做。从统计上看，一个组件越复杂，其bug的几率就越高，因此，我们想要f寻找可轻易实现的目标：
首先，我们需要研究我们的目标，这听起来很复杂，但实际上不是。iBoot并不意味着可重定位，它被设计为在其首选的负载地址运行，即，memory_base + memory_size - 1MB，也就是：0x5FF00000 或 0x9FF00000 或 0xBFF00000。这意味着没有IASLR（iBoot地址空间布局没有随机化），这是好事。
在一个越狱的手机上iOS已经完全启动之后，我们应尽快dump iBoot。运气好的话，我们会发现iBoot仍然在自己的位置，几乎完好无损。为了dump，我们将使用winocm的ios-kexec-utils（3）工具，下面我们把它叫做kloader和它的小弟弟kdumper。
请注意，被dump的镜像与解密的镜像略有不同。好的是，数据在运行时保持不变，显著的例外是这个列表。我们通过对这些列表头进行清理，并基于旧的iBoots（如iPhone 4 iBoot）进行更多的清理工作，因为我们有那些的解密密钥[4 ]。
我们可以在上面的图中观察到任务堆栈被放置在数据后面，可以推断，破坏这些堆栈中的一个将导致数据损坏。刚开始，只有一个任务运行：引导任务。然后创建一些其他任务，如“idle”和“main”，然后又会产生更多的任务：poweroff, USB等，并运行它们。每个任务都有固定的堆栈大小：0x1C00字节。
还有一个简单的调度器管理这些任务，这些任务也执行一些轻量级的完整性检查，比如验证ARM重置向量基地址和创建任务的堆栈基地址。任务调度器是协作的，因此我们可以安全地假设一旦任务运行，它将继续这样做直到一些发生异常，例如IRQ。简而言之，堆栈检查不影响我们，只要task_yield()不在我们堆栈时运行。
在多次dump iBoot之后，我们不仅可以看到基地址，而且可以看到它的整个内存布局是完全可预测的，从漏洞利用的角度来看，这可太好了。我们可以找到堆中的代码、数据，甚至各种结构。当然，我们需要关注那些堆栈，这就是我们的目标，对吧？
请记住，递归堆栈溢出并不一定意味着直接递归，一个la函数F()调用它自己。这些都很难被发现，但并不总是有用的。例如，ResolvePathToCatalogEntry()被限制最大深度为64，因此对于这个目的是无用的。
我们在找那些小巧的SCC。就像F()->G()->F()，因为那些容易跟踪。下面这个就不错：
上面的memalign()调用本身并没有对递归做出贡献，但它们在后面有重要作用 - memalign只是一个奇特的malloc。 另外，请记住，没有太多其他的事 发生，这是很好的。
一个HFS+的快速入门会让我们更好地了解正在发生的事情。 有关HFS+[7]卷内所有文件和文件夹的信息保存在目录文件中。 目录文件是一个包含记录的B树[8]，每个记录最多跟踪文件每个分支的8个范围[9]。 这被称为程度密度。 一旦所有8个扩展区都用完，附加扩展区就会记录在扩展区溢出文件中。 Extents溢出文件是另一个B-tree，它将记录分配给每个扩展文件的分配块。
在iBoot中发现的HFS+实现使用相同的ReadExtent()函数来读取目录和扩展溢出范围。我们观察到，如果在读取扩展溢出范围时超出了范围密度，则ReadExtent()将无限递归。
请注意:碰巧，一个过时版本的iBoot HFS+驱动程序是公开的[10]。源代码对漏洞利用必要的，但它可能有助于了解一些。
好消息：我们在"main"任务中找到了一个递归堆栈溢出，堆栈是高度可预测的。
坏消息：它会烧穿堆并且很快击中DATA，而且一旦触发无法阻止。
更坏的消息：iBoot堆（和部分数据）将完全失效。
当时，我只有一个设备易受这个bug的影响，我很担心失去它。只是盲目地拨弄iBoot是愚蠢的，所以我写了一个“iBoot loader”命名为iloader（附在本文中的源代码）。它的目的是在用户态伪造运行iBoot，利用iBoot的运行时内存布局的高度可预测的特性。
由于我们在用户态上是伪造的，所以我们必须跳过硬件。现在回想一下，堆栈上分配了任务堆栈，跳过整个代码块可能跳过一些alloc。为了弥补这一点，我们需要确保iloader保持主任务堆栈在iBoot基地址上的正确偏移。我们kloader修改了iBoot，并打印出“主”任务的栈顶例程中的堆栈指针：
对齐我们的堆栈，然后需要在创建主任务之前iloader以正确大小调用iBoot分配器一次。
在寻找触发漏洞的方法之前，有两件事要做。
回答第1题，是的，在我们的路径上有些东西。还记得那些malloc调用吗？malloc函数使用enter_critical_section()/exit_critical_section()来防止竞争条件。那两个函数执行task::irq_disable_count而且大于999的话就会进入应急模式，触发递归将会清除他的路径上的一切，包括我们的"main"任务，也包括 task::irq_disable_count。所以我们需要确定main_task->irq_disable_count的位置被小于1000的值所重写。
要想在这些约束下起舞，我们需要确保在非常精确的点上开始递归。我们跨越分配器元数据的确切位置是由每个递归占用多少堆栈空间（在下面的例子中是208个字节）和起始SP。我们需要足够接近来操作分配器，但不能太接近，否则它会恐慌。我们稍后会看到，块“bin”阵列是甜蜜的地方着陆。SP调谐可以通过两种方法实现：
iBoot以简单的方式访问文件系统。它在"装载"分区时缓存两个BTree头，然后使用ReadExtent()用于文件读取以及目录扫描。
递归可以通过两种方式开始：
从一个简单的HFS+系统开始，有一个相当平坦的Btree:
上述BTree布局允许我们仅通过根节点触发递归。叶节点不能用于触发延迟递归，因为BTNodeDescriptor::kind在Read ReadBTreeEntry()中被检查，以防我们得到一个具有高编号的当前节点的任意索引节点。
注意:这个Btree头的大部分空间都没有使用，也没有被iBoot检查,所以我们可以使用这个空间来放我们的payload。
上述策略虽然简单，却证明是相当不灵活的，因为我们不能调整启动SP太多。如前所述，我们希望使用ResolvePathToCatalogEntry()来为我们修复SP，这意味着在路径处理过程中触发任意点的递归。我们不得不求助于稍微不同的布局：复制根块，更新HFS+头，以在新根开始，并将克隆点内的所有记录都保留到原始根块。这将导致更高的树，但中间层不具有叶约束，但它仍然有效的HFS+（虽然略微浪费）。
和之前的配置不同，我们这次保持BTHeaderRec::rootNode不变，而是在相应的Btree记录中给block设置一个大的值。
经过iloader的一尝试和错误后，我们找到了最佳的使用途径是 ${boot-ramdisk}="/a/b/c/d/e/f/g/h/i/j/k/l/m/disk.dmg"
一旦递归将堆栈指针靠近分配器元数据，我们的目标就是让memalign()为我们做任何地方的写入。memalign()有两个主循环，这里简化为：
下面是汇编，供参考：
free_list_remove()提供读/写。为了获得写的权限，我们需要让它从我们的payload中读取——这是方便地放置在HFS+ Btree头中的。每一个递归的堆栈帧都有一个指向bTree头的指针，尽管略微不对齐。
理想情况下，我们希望这个指针指向起始点，但是不管我们做了多少SP调整，都不能同步。注意，在执行任何工作之前，循环跳过所有的零点，给我们一些助力，尽管还不够。但是，起始库取决于分配大小。我们必须在memalign（blockSize），而不是memalign（64）在这里加载。原来这是最后一点操作空间：在512和65536的限制范围内调整块大小。不过，避免将块大小提升得太高：在递归过程中，较大的块大小会耗尽堆，因此对它有实际限制。
在我们的指针被选中之后，我们几乎可以“驱动”分配器逻辑，并且确保在使用分配器“写入”实现一个写堆栈（以MealIGN的帧为目标，特别是保存的链接寄存器（LR）值）时不会产生惊慌，以便获得PC控制。
最后的问题是， free_list_remove()正好要使用一个LDRD指令来读，这就意味着资源已经按照DWORD对齐了，但是我们的指针正好在DWORD+2的位置。为了避免出现错误，在第一次迭代中，我们没有块拟合，切换到一个对齐的地址，然后在第二次迭代中进行拟合。现在我们终于得到了一个任意位置写入，并且我们在memalign的堆栈上定位LR的位置。
我们现在希望memalign尽快返回，并尽可能少的副作用。通过仔细安排当前bin的假block中的一些值，现在已经在BTree头中移动了，我们可以跳过memalign逻辑中的所有其他内容，从而得到正确和快速的返回。这一返回将跳到我们选择的位置。由于整个映射是可执行的，所以我们只从Btree头中的某处返回，我们的shellcode就在这儿。
下面是在iPhone5,2/11B554a iBoot上iloader的输出：
Delaying boot for 0 seconds. Hit enter to break into the command prompt...
从这个iloader的输出汇编中，我们可以看到当PC指向0xBFF1A2F8时发生了什么。
因为我们已经控制了pc,最后一个问题就是怎么修复，iBoot堆完全被彻底删除，整个任务被垃圾覆盖。然而，DATA大部分幸存下来，除了较高的端部，分配器结构就在这个地方。无论是哪种方式，最好的做法是在内存中修补相关的安全检查，就像我们对dump做的一样，并完全重新启动iBoot，因为它将重新初始化BSS和堆。
为了清理DATA，我们将一小段代码存入BTree头，其目的是执行清理，起一个合适的名字“nettoyeur”。为了节省空间，我们实际上有一个压缩的nettoyeur，因为iBoot总会提供了一个lzss解压缩例程。
总结起来，顺序是这样的：
我们最后处于iBoot的控制台，所有的安全检查已经禁用， GID AES key还能用。
到目前为止，所有的东西都可以在一个ARM CPU上运行的iloader上进行尝试和测试。你会看到成功消息“suck sid”，然后iBoot重新启动，然后最终在恢复模式崩溃，因为有些iloader不支持的东西。
最后的非破坏性测试可以在进行真正的事情之前进行：
一旦处理了每一个小细节，我们就开始攻击真正的bootchain。记住，设备必须是越狱，这已经是dump的先决条件。它还必须运行我们正在瞄准的iBoot的精确版本。
在下面的例子中，${boot-ramdisk}在iPhone5,2/11B554a上可以执行
一旦我们获得了iBEC的解密key，还有一个更安全的方法：
当设备重新启动时，您会注意到启动标志闪烁（即漏洞利用代码重新启动IBoot），然后进入恢复控制台。我们现在可以用irecovery[12]连接它：
要想退出这种模式，我们要这样做：
这个bug的实际应用是引导任何未签名的内核。考虑创建一个第三分区并触发那里的漏洞：
当然，payload需要这样修改：
这一特定漏洞及其利用方法的旅程到此结束。它已经在iOS 8上修复了，然而，回想起来我觉得它很有趣，因为发动攻击的环境非常恶劣。此外，触发它导致所有地狱挣脱和狙击的出路肯定是有趣的。最后，能从中学到一些教训。
对这种漏洞利用不起作用的缓解措施：
对这种漏洞利用起到作用的缓解措施：
[1] https://embeddedgurus.com/state-space/2014/02/are-we-shooting-ourselves-in-the-foot-with-stack-overflow/11B554a (iPhone3,1)Plus (file_systems)
-- 全文完https://xerub.github.io/ios/iboot/2018/05/10/de-rebus-antiquis.html
[注意]传递专业知识、拓宽行业人脉——看雪讲师团队等你加入！
