这次分析了CVE-2014-0502 Adobe Flash Player中的双重释放漏洞。文章的前半部分是Action Script代码的静态分析以及对于漏洞利用原理的一个初步分析，AS代码分析和书中内容重合，漏洞利用原理的初步分析涉及到了Adobe Flash Player的一些操作机制，通过搜索查看网上的资料完成了前半部分的内容；

后半部分集中在漏洞的动态调试上，目标是为了确定该漏洞在内存操作上的利用原理。由于双重释放的内存并不在堆中，而且没有在网上找到相关数据结构的资料，对于漏洞本身，网上能够找到的分析文章也并不深入（最详细的就是参考资料3了），因此分析过程并不顺利。最终通过断点调试、内存数据分析以及IDA静态代码的分析，得到了一个猜想上的结论（或许是关键字的原因，我并没有找到相关内存机制的资料）。

根据书中的描述，攻击者利用该漏洞构造了一个swf文件，并将文件嵌入网页中诱导用户访问，实现漏洞利用。之前分析过CVE-2011-2110，是Adobe Flash Player中的数组越界访问漏洞，使用了JPEXS Free Flash Decompiler工具对swf文件进行反编译，这次使用同样的方法。在书籍配套资料中提供了构造好的swf文件cc.swf，拖入工具中查看反编译结果。

自动生成的反编译结果中有很多特殊字符，因此我根据每个函数或变量的功能对其名称进行了修改。

首先对代码中几个子功能辅助函数进行分析：

从代码可以看出这个漏洞利用代码针对的是xp系统中的中文版、中国台湾版以及英文版，win7系统会进一步执行checkversion()函数，该函数如下：

这个函数用于在图片加载完成后执行：

通过该函数可以看到shellcode的内容就保存在要加载的图片中，其中最后四个字节保存的是shellcode的长度，根据该数据前向读取，获得shellcode的内容放入mpsc属性中。

为了便于判断之前是否进行过漏洞利用，程序设置了cookie值XPT20131111：

里面的代码内容整理后得到：

堆喷射函数使用提供的参数构造一个大小为1MB的字节数组：

这个函数创建了一个共享对象record

以上的代码分析只是对整个漏洞利用流程有一个初步的了解，但是对于问题的根源——漏洞利用原理，仍然不甚清楚。

为了理解为什么上面的代码会触发双重释放漏洞，需要对Action Script有一定的了解，为此我查看了一下Action Script的手册（参考资料1）。

AS通过Worker的实现了线程同步的概念，每个worker在一个单独的线程中执行它的代码。创建Worker对象不需要调用Worker()构造函数，在支持Worker同步的环境下，程序一开始会自动为主SWF创建一个Worker，即上面代码中提到的primordial worker。

如果想要创建其他的worker，有很多种方法，具体可以参考手册中的内容。而上面代码中的写法就是其中的一种方法，使用同一swf文件同时作为primordial worker和background worker，通过条件判断的方式判断当前是哪个worker。

每个worker都独立执行，它们有不同的内存空间、变量和代码，但是可以使用共享属性（Shared properties）、MessageChannel以及可共享的ByteArray进行通信。

SharedObject可以用于在本地及远程读取和保存有限数量的数据。在此次的程序代码中，使用SharedObject.getLocal("record");创建了一个叫做record的本地共享对象。

根据手册中的说法，共享对象会在以下几种情况下进行flush，即写入本地文件的操作：

在background worker的代码中，调用了gen_exp()函数，在该函数中，通过var sobj:SharedObject = SharedObject.getLocal("record");创建了record共享对象，但是函数结束之后，对于该共享对象的引用就结束了，（在后期查看资料时，根据参考资料4，此时不会发生垃圾回收，因此不会发生flush操作，但是此时共享对象已经准备好被垃圾回收了）；

在background worker代码结束的位置，执行了Worker.current.terminate();函数，这句代码直接结束了当前的worker，理论上也会导致共享对象发生flush操作（除此之外，由于worker结束，会进行垃圾回收，垃圾回收同样会导致flush操作的发生）。

更深层次的原因我在参考资料2的这篇论文中找到了，在进行flush操作的时候，AVM会进行两个检查:

如果设置了pending flush标签，而且数据大小没有超过最大允许存储空间的范围，就会进行flush操作，并且重置标签；如果没有足够的空间，flush操作不会成功，标签也不会重置。

根据我们上面的分析，代码中理论上可以发生针对同一共享对象的两次flush操作，而这个record共享对象的大小超过了空间限制。

参考资料2中的描述其实援引自参考资料3，这里面说，当没有足够空间的时候，虽然flush操作没有成功，但是符合空间要求的那部分数据已经进行了写入并进行了空间释放，但是由于flush没成功，pending flush的标签没有重置，这也就允许了第二次flush的发生，从而导致了双重释放。

以上，通过对代码的静态分析，我们得出了一个理论上的双重释放漏洞利用原理分析。接下来还是使用分析CVE-2011-2110的方法，对这个代码进行一个动态的分析调试，从而确认以上理论结果的正确性。

注：不知道是不是环境的问题，我在调试过程中得到的输出结果和书中的大为不同，因此分析步骤也有所差异

环境搭建：

服务器：Windows 7 sp0 64bits, 192.168.6.198

客户端：Windows XP sp3, IE 6.0.2900, flashplayer11_7r700_261_winax_debug.exe, 192.168.6.209

使用phpstudy在服务端安装好相应的服务，将cc.swf和logo.gif放在根目录，然后在客户端打开IE并使用windbg附加，访问192.168.6.198/cc.swf，程序中断：

这个中断的位置比较奇怪，看起来是在一个DLL的内部，所以很容易想到可能是中断在了ROP的执行过程中，由于环境问题，硬编码在程序中的地址出现了问题。

因为现在是XP的环境，根据上面静态分析可知，在简体中文版XP环境时，detect_sys函数返回值应该是1。看一下此时用于生成ROP的函数gen_rop4()：

中断的地址77bf200d距离77BF18D3蛮近的，但是也不确定是不是就是这里出现的问题。

看一下函数调用流程：

很好，看来至少前面的函数帧都是Flash中的代码，看一下第一个函数处的代码：

有了这个位置之后，我们可以重新调试，在10101810的位置下断（重命名此处调用的函数为rop_func），然后跟进看看函数是怎么到达77bf200d这个中断位置的。

程序中断在10101810之后，可以建立一个快照，然后F5，发现程序在这里一共中断了4次。因此回到一开始的快照，然后中断四次后就停下来步入。

但是接下来我遇到了一个问题，步入之后，程序在这个函数正常的执行，然后跳出来了Σ(っ °Д °;)っ

其实出现这个问题的原因特别特别简单，但是当时我就没想到……

为了找出问题的原因，我在IDA中打开Flash32_11_7_700_261.ocx文件，然后定位到Flash32_11_7_700_261+0x101136这个函数，在多个跳转位置（就是IDA中标记了loc_xxxx的位置）下了断点：

然后不断F5，记录下中断的位置(以下不是直接输出内容，做了整理)：

注意到在程序中断在第17个断点之后，就会从该函数返回，但是之后程序又到达了函数代码处，却没有在第2个断点，即函数开始位置中断，而是直接中断在了第5个断点处。

为啥会直接执行到第5个断点这里呢？之后我又多设置了几个断点，这里不再贴出过程，总之我真的是突然灵光一闪，意识到这个函数它嵌套了！！！

当程序第一次中断在第5个断点时，看一下函数调用流程：

可以发现函数的嵌套调用。

解决了这个问题之后就简单了，还是回到第五个断点处，第二次中断之后，可以继续单步，然后到达了这里：

程序调用了[eax+8]，也就是77bf18d3，这就是ROP中的一个地址啊。看一下eax处的内容：

这里就是ROP中的内容。

所以这里就是ROP进入的位置了，接下来要确定程序是如何改变这里的数据内容的。

现在我们知道程序会在101011c2 ff5008 call dword ptr [eax+8]的位置跳转到ROP执行，但是这里原本的内容是什么呢？

可以回到程序第一次中断在第5个断点的时候，继续单步到达0x101011c2的位置。

从call dword ptr [eax+8]这种调用格式来看，这里应该是在调用对象的虚函数，所以可以看一下ecx的内容，这里通常保存了this指针

上面的第四个值和第七个值看起来很像ASCII，所以再看一下：

上面的路径字符串没有完全打印出来：

所以基本可以判断这里在对record对象进行操作，而代码中唯一和record有关的语句就是：

除了查看ecx的内容之外，注意eax的值为10c3d06c。意外的是这个位置是可以在IDA中找到的：

所以[eax+8]实际上应该要调用Concurrency::details::SchedulerBase::Id(void)函数，看起来这个函数和同步有关。

接下来F5继续执行，第二次中断在第5个断点，还是单步到101011c2的位置:

看一下ecx处的数据(注意这里ecx的值和上一次中断的值是一样的，所以仍旧是record对象)：

ecx处的数据都清空了，而原本存在虚函数表的位置，即首四个字节的数据改变了，原本应该是10c3d06c，现在变成了02aa4290。

所以现在可以确定代码是通过漏洞利用，将record对象的虚函数表指针10c3d06c修改为了ROP所在位置02aa4290，而且在程序跳转进入ROP的时候，record对象已经完成了析构。

现在我们已经确定漏洞导致02aa41c0处的首四个字节发生变化，那么就可以在这里设置一个写断点。回到程序第一次中断在第5个断点的时候，设置写断点，继续执行：

第二次中断的时候02aa41c0处的数据修改为了02aa4290，而且record对象已经完成了析构

看一下此时的函数调用流程：

这里需要注意一下这些函数调用时的参数，回顾之前的分析，ecx对象的地址是02aa41c0。看一下02aa41c0第一次出现时的返回地址是102e0063，在IDA中找到这个地址，该地址所在函数的伪代码是：

到这里其实有点卡住了，从上面的代码可以看出这里在执行一些和释放相关的操作，也是在这个过程中修改了record对象的虚函数表指针。

但是为什么刚好就修改了虚函数表指针，为什么修改之后的数值刚好是ROP所在的位置，现在仍然不清楚。

停下来思考一下，隐约记得之前看0day安全的时候看到过针对C++虚函数表指针的漏洞利用方法，虽然细节记不大清除了，但是大概和变量之间的物理位置也有一些关系。在回过头来看一下cc.swf反编译得到的代码：

我在想这样的代码顺序是否和漏洞利用有关，这完全是瞎猜的，但是为我后面的分析方向提供了思路。

根据以上所有的分析过程，有下面的结论：

根据上面的这些结论，我想要在一切开始之前：在02aa4290下一个写断点，检查ROP的构造情况；在函数deconstruct下个断点，确定析构的发生；在02aa41c0添加写断点，观察record对象的构造情况。

以上，重新回到第一次中断在10101810的时候，检查02aa4290，发现这里还没有ROP的数据，所以从这里开始设置相应断点。

第一次中断在10101810：

02aa4290中不存在ROP数据，record对象（02aa41c0）中无数据

设置相应断点：

继续执行，在断点4中断四次，第五次中断时，02aa41c0处写入了一个四字节数据（不是10c3d06c），同时在对之后的空间进行清空：

检查此时的函数调用流程：

在IDA中检查各个返回地址所在函数，在第四个返回地址102e0fea所在函数中，看到了下面的伪代码：

所以合理猜测这里就是在执行var sobj:SharedObject = SharedObject.getLocal("record");语句，并为record对象的数据准备空间。

继续执行，又在第4个断点中断了一次，此时写入了正确的数值10c3d06c；

继续执行，在断点2中断两次，第三次中断时，02aa4290处写入了ROP相关数据

继续执行，第二次中断在10101810

继续执行，中断在第3个断点，此时执行和析构相关操作，此时record对象还未被清空。因为在上面的伪代码中，发现这个函数中包含了delete操作，因此此时开始单步，看一下record对象的清空操作。

程序中断在第3个断点

程序中断在第4个断点

这里接下来的一段代码都是对this指针处数据的处理，我单步了一下，果然发现这个函数就是在对record对象处的数据进行清空，把这个函数叫做clear_object，整个函数执行完后：

程序中断在第5个断点，到达外层步骤c对应的条件判断语句处，直接跳转，没有到达delete语句。

以上步骤进行一个整理：

我在分析到这里的时候卡住了，因为我不理解这种deconstruct的嵌套是怎么出现的，尝试了以下几种方法：

根据上面的步骤整理，rop_func中发生了很多我不清楚的事，最终导致了第二次deconstruct的发生。按照我一开始对于发生两次flush的时机的理解（2.3.3小结中划掉的部分），我不太明白为什么会发生这样的嵌套，但是根据参考资料3，我知道这里发生了垃圾回收。于是我在IDA中跟踪了一下发生第二次deconstruct时的函数调用流程，结果发现在函数sub_1014C1BD(second_flush)中，deconstruct和change_vtable先后被调用:

同时在外层函数中，发现了函数调用：sub_105B1590(*a1, "[mem] DRC reaped %u objects (%u kb) freeing %u pages (%u kb) in %.2f millis (%.4f s)\n", ArgList);

推测这里应该在做垃圾回收了；

上网搜索资料，找到了参考资料4，对2.3.3小结重新进行了一些补充，理解了上面的步骤整理中为什么deconstruct会嵌套出现；

到此为止我已经明白了两次flush发生的背景以及先后关系，正如2.3.3小结中介绍的那样，通过调试的方式证明了这个流程。

但是现在仍旧不清楚为什么record对象的虚函数表指针会被修改成ROP的地址。

在IDA中查看change_vtable函数代码：

不知道为什么和0xFFFFF000有一个与操作。

后来绕了一些弯路才发现clear_object也会调用change_vtable函数（大概就是在IDA中按照函数调用流程追踪的时候发现的），这次回到第一次中断在deconstruct函数的时候，同时在clear_object上下断点，检查这个函数的功能。

最终当函数在clear_object中断的时候，还是到达了清除object中内容的时候。先观察一下IDA中的代码：

这里的this指针指向的就是record对象。函数调用中，只有第一个函数调用不一样，在write_data的伪代码中，发现了v5 = sub_10131B80("data");语句，所以猜测可能和数据写入本地有关系。

接下来关注this指针的偏移，除了第一个偏移是5之外，其余偏移都是3，我们在windbg中检查一下这些位置的值

看起来这几个位置都存储了和this对象相关的其他对象，以及8字节的其他数据。

在clear函数中：

会清除这些对象指针以及之后的8字节数据。

目前为止已经弄清楚了clear_object是怎么清除record对象数据的。接下来看一下clear函数中的link_in函数是干什么的。

link_in函数调用了change_vtable！

我们在windbg中步进，看一下change_vtable究竟干了什么。

因为我之前调试过一遍，所以选择比较方便说明的偏移0x6C位置的对象02b013a0，进一步步入分析：

在change_vtable函数中，程序首先做了如下计算：

得到esi的值为02b01000，也就是对02b013a0对象做了一个4096字节的对齐，定位到了页首的位置。

接下来有一些取值和函数调用，目前不知道什么意思，直接跳过，一直到达未来会对vtable指针进行修改的位置，看一下这块的指令：

对应的伪代码：

一开始我的关注点一直在修改vtable指针上面，所以没有意识到上面代码的功能。在调试的时候才发现，这不就是在进行链表的插入操作吗？

执行上述代码之前：

执行之后：

相当于将object插入到了object_align之后。

类比堆结构中的空闲双向链表结构，我猜测在每页的页首位置有32个字节的数据存储了空闲链表的表头结点数据（如果这里真的是个链表的话），其中首四个字节指向下一个节点，其余位置的数据功能并不清楚。其中最后四个字节10f42aec处的数据如下，也可以看到和当前页链表有关的一些信息：

如果从2b01000开始追踪首四个字节的话，可以得到如下地址列表，可以看到地址是逐渐增大的：

继续单步下去，会重复上述步骤，并最终将record对象中数据清空。

所以实际上change_vtable就是做了一个链表链入的操作。

我们在此回顾一下漏洞利用流程（做了一些补充）：

在第一次flush执行过程中，发生了垃圾回收，由于flush判断机制存在问题，程序判断record对象需要进行flush，于是释放了对象所在空间，并将其链入空闲链表中，这一操作导致record对象的虚函数表指针被修改。

有一点需要注意，就是reocord对象和ROP byteArray对象所在的地址非常接近，实际上两者应该是相邻的（所以AS代码中gen_exp和gen_rop的位置真的是有意义的）。在最终terminate的时候，两个对象都会被垃圾回收，ROP所在地址大于record对象所在地址，所以最后链入链表的时候record在ROP前面，record对象所在空间的前四个字节（即虚函数指针所在位置）就会被被修改成ROP对象空间地址。

之后继续进行第一次的flush操作，此时程序以为record对象尚未被释放，因此会继续使用其虚函数，致使程序转入ROP中执行。

至此，完成了对该漏洞利用原理的分析。

此次分析过程中遇到了两大问题：

有以下收获：

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