[ 시스템 해킹 ] Background : PIE

ASLR이 적용되면 바이너리가 실행될 때마다 스택, 힙, 공유 라이브러리 등이 무작위 주소에 매핑되므로, 공격자가 이 영역들을 공격에 활용하기 어려워진다.

그런데 다른 영역의 주소는 계속 변화하는데 main 함수의 주소는 매번 같았다.

이를 이용하여 공격자는 고정된 주소의 코드 가젯을 활용한 ROP(Return Oriented Programming)를 수행할 수 있었다.

Position-Independent Executable(PIE)은 ASLR이 코드 영역에도 적용되게 해주는 기술이다.

이 기술은 보안성 향상을 위해 도입된 것이 아니라서 엄밀하게는 보호 기법이 아니다.

그러나 실제로는 공격을 더욱 어렵게 만들었기에 보호 기법이라고 소개되기도 한다. 

 

1. PIC

리눅스에서 ELF는 실행 파일(Executable)과 공유 오브젝트(Shared Object, SO)로 두 가지가 존재한다.

실행 파일은 일반적인 실행 파일이 해당하고, 공유 오브젝트는 라이브러리 파일이 해당한다.

공유 오브젝트는 기본적으로 재배치(Relocation)가 가능하도록 설계되어 있다.

재배치가 가능하다는 것은 메모리의 어느 주소에 적재되어도 코드의 의미가 훼손되지 않음을 의미하는데, 컴퓨터 과학에서는 이런 성질을 만족하는 코드를 Position-Independent Code(PIC)라고 부른다.

 

// Name: pic.c
// Compile: gcc -o pic pic.c
// 	      : gcc -o no_pic pic.c -fno-pic -no-pie

#include <stdio.h>
char *data = "Hello World!";

int main() {

  printf("%s", data);
  return 0;
  
}

 

PIC가 적용된 바이너리와 그렇지 않은 바이너리를 비교하기 위해 위 예제를 컴파일하고, 어셈블리 코드를 비교하겠다.

 

 

$ gdb ./no_pic
pwndbg> x/s 0x4005a1
0x4005a1:       "%s"

$ gdb ./pic
pwndbg> x/s 0x711
0x711:  "%s"

 

no_pic와 pic의 main 함수를 비교해보면, main+14에서 “%s” 문자열을 printf에 전달하는 방식이 조금 다르다.

no_pic에서는 0x4005a1라는 절대 주소로 문자열을 참조하고 있는 반면 pic는 문자열의 주소를 rip+0xa2로 참조하고 있다.

 

바이너리가 매핑되는 주소가 바뀌면 0x4005a1에 있던 데이터도 함께 이동하므로 no_pic는 제대로 실행되지 못한다.

그러나 pic의 코드는 rip를 기준으로 데이터를 상대 참조(Relative Addressing)하기 때문에 바이너리가 무작위 주소에 매핑돼도 제대로 실행될 수 있다.

 

 

2. PIE

 

Position-Independent Executable(PIE)은 무작위 주소에 매핑돼도 실행 가능한 실행 파일을 뜻한다.

ASLR이 도입되기 전에는 실행 파일을 무작위 주소에 매핑할 필요가 없었다.

그래서 리눅스의 실행 파일 형식은 재배치를 고려하지 않고 설계되었다.

이후에 ASLR이 도입되었을 때는 실행 파일도 무작위 주소에 매핑될 수 있게 하고 싶었으나,

이미 널리 사용되는 실행 파일의 형식을 변경하면 호환성 문제가 발생할 것이 분명했다.

그래서 개발자들은 원래 재배치가 가능했던 공유 오브젝트를 실행 파일로 사용하기로 했다.

실제로 리눅스의 기본 실행 파일 중 하나인 /bin/ls는 공유 오브젝트 형식을 띄고 있다.

 

PIE는 재배치가 가능하므로, ASLR이 적용된 시스템에서는 실행 파일도 무작위 주소에 적재됩니다. 
실제로 PIE가 적용되면 main함수의 주소가 매 실행마다 바뀌고 있다.

 

 

3. PIE 우회

 

 

ASLR환경에서 PIE가 적용된 바이너리는 실행될 때 마다 다른 주소에 적재된다.

그래서 코드 영역의 가젯을 사용하거나, 데이터 영역에 접근하려면 바이너리가 적재된 주소를 알아야 한다.

이 주소를 PIE 베이스, 또는 코드 베이스라고 부른다.

코드 베이스를 구하려면 라이브러리의 베이스 주소를 구할 때 처럼 코드 영역의 임의 주소를 읽고, 그 주소에서 오프셋을 빼야한다. 

 

코드 베이스를 구하기 어렵다면 반환 주소의 일부 바이트만 덮는 공격을 고려해볼 수도 있다.

이러한 공격 기법을 Partial Overwrite라고 부른다.

일반적으로 함수의 반환 주소는 호출 함수(Caller)의 내부를 가리킨다.

특정 함수의 호출 관계는 정적 분석 또는 동적 분석으로 쉽게 확인할 수 있으므로, 공격자는 반환 주소를 예측할 수 있다.

 

ASLR의 특성 상, 코드 영역의 주소도 하위 12비트 값은 항상 같다.

따라서 사용하려는 코드 가젯의 주소가 반환 주소와 하위 한 바이트만 다르다면, 이 값만 덮어서 원하는 코드를 실행시킬 수 있다. 그러나 만약 두 바이트 이상이 다른 주소로 실행 흐름을 옮기고자 한다면, ASLR로 뒤섞이는 주소를 맞춰야 하므로 브루트 포싱이 필요하며, 공격이 확률에 따라 성공하게 된다.