ROP is still dangerous: Breaking modern defenses, USENIX Security 2014.

[Azard]

ROP is still dangerous: Breaking modern defenses, USENIX Security 2014.

[sjtusemichael]

本文主要是针对ROP问题进行了进一步研究，提出了3种比较新的ROP攻击的方法：1、Call-Preceded ROP；2、Evasion Attacks； 3、History Flushing。之后作者具体介绍了这三种方法，在面对两个目前处理ROP问题的比较成功的防御方法——kBouncer和ROPecker时的表现，先介绍两种防御的工作原理，再针对这两种方法的工作原理的漏洞，作者具体介绍了他的三种攻击方法中对应的破解方法。
本文旨在说明了modern ROP攻击的危险性。

细节中重要的内容：
文中作者针对KBouncer提出了ROP防御的重要检查的依据：
一、call-preceded原则：就是没有恶意的代码指令执行的时候，一个ret指令回到的地方的上一句指令一定是call。
二、ROP的攻击一般都是由短的gadget组成的长串指令来执行的（gadget指的是少于20个instruction并以ret结尾的片段）

作者具体重点介绍了History Flushing这种方法可以让KBouncer在检查的时候无法判断，通过Large NOP的指令块，来破坏KBouncer检查的原理，从而实现ROP攻击。

对于ROPecker，基本上作者之前所做的工作都可以简单地破解。

作者最终还提出了一个结论或者说是愿景：ROP的防御必须着眼于正常执行和ROP攻击执行的最基本的差别。言下之意，目前众多的ROP防御的方法还是存在漏洞的，或者说这些方法都是治标不治本。

[sjtusemichael]

ROP is still dangerous: Breaking modern defenses
ROP简介：
传统的ROP攻击的原理基本上是利用已经存在的代码片段，经过改变指令的执行顺序，重新组合来实现一些危险的操作。针对这一特性，ROP防御的方法一般有两大类方式：一、通过重编译来移除潜在的ROP攻击片段，加强控制流的隔离。二、通过runtime protection来保护二进制指令执行。

几个名词解释：
“gadget”：以ret结尾，指令数<20 的指令串
“long sequence”: 8 个以的连续执行的gadget
本文中三种全新的ROP攻击：
不过作者认为有三种方式可以突破现在主流的ROP防御的方法：
一、 Call-Preceded ROP
原理简介：
通常来说，在一个正常结构（没有ROP漏洞）的程序中，每一个ret指令都必须回到一个紧跟着一个call指令的地方。

从图上可以看出，如果0x2b130处的代码正常执行，那么ret肯定会回到“test rbp,rbp”这一句指令，这句指令肯定紧跟在“call 0x2b130”指令后。

ROP是利用现有代码重新组合从而实现攻击，所以肯定存在不符合Call-Preceded原则的跳转代码片段。所以一般的ROP防御都会检查是否每一条ret指令都紧跟着call指令。
不过，Call-Preceded ROP是作者提出的可以不违反这一原则的情况下仍然可以实现ROP攻击的方法。
具体细节：
只用call-preceded gadgets：
核心的**，我们需要让gadgets变得更加复杂，让gadget变得相对长，包含直接跳转和间接跳转，可以增加可用的gadget，让跳转的位置可以找到的call-preceded的指令。

二、 Evasion Attacks
原理介绍：
ROP防御原理——Classification-based defenses：
这部分的ROP防御是runtime实时监查程序的执行，来区分程序的执行的指令是还是“normal execution”还是“gadget”。那么现在很多的ROP攻击就是通过组合多个gadget形成一个long sequence，一种length-based classifier就可以通过检查执行时指令的长度，如果出现了long sequence，可以把执行流按照间接跳转（ret，间接jmp）拆分成多个只包含基本指令的指令片段，如果这些指令片段都是比较短的，并且在一个窗口周期内，出现了大量的短的片段，那么这类的防御就把他们判断成long sequence of gadgets，算作是ROP攻击。
针对的攻击方法：
Using gadgets that look like benign execution
Evasion Attacks当然是要把把包含ROP攻击的“gadget”伪装成正常的执行指令串，就针对length-based classifier这种防御来说，只需要把ROP攻击的gadget长短结合，就可以避免被检查出来。当然，其他的ROP方式如果也是从normal execution和gadget的区别来防御的，也是可以设计出Evasion Attack的方法的。
细节。

三、 History Flushing
原理介绍：
一部分防御方法是会维持一定量的指令执行的历史，并且会隔一段时间检查执行流。
History Flushing就是通过不断刷掉ROP attack的历史信息，给检查历史执行流的ROP防御程序一个假象，就可以实现ROP攻击。
针对的攻击方法：
给程序中加入很多有效的no-op指令，这样防御者就看不到任何ROP的信息。比如kBouncer使用的就是the Last Branch Record，是一种报告最近16个记录的硬件机制。那么只要加入16个无关的indirect jmp，就可以绕过kBouncer的防御。

Defeating kBouncer：
kBouncer的原理：
kBouncer使用了LBR，检查最近的16个调用system call的分支。同时，kBouncer有两个检查机制：一、它检查LBR中每一个ret指令的返回地址是call-preceded地址；二、它检查了最近的8个间接跳转分支，如果是类似于gadget的，整个进程就会被当做ROP攻击而kill掉。

作者按照以下流程击败了kBouncer：

在传统ROP的基础上，作者使用了history flushing清除了LBR中的ROP攻击的证据，之后使用了evasion attack和一些专门设计的gadgets来调用syscall。

来看一下具体的细节：
1、Initial exploitation：
简单来说，在这个阶段贮备好system call的所有参数并把它们保存在可以非常简单恢复的位置。
2、Hide the history：
两个部分：
第一部分Hiding history through LBR flushing：
1） A short flushing gadget: 简单的call-preceded的以ret结束的gadget，不修改所有的寄存器。
2） A long termination gadget: 超过20个指令，长度长到让kBouncer检查的时候认为不是gadget的call-preceded gadget。
如下两个例子：

具体实现的细节：
首先，我们重复使用flushing gadget来填满LBR里16个记录，从而清除了其他的记录。尽管这个时候LBR里已经没有其他ROP攻击的记录，但这个时候如果直接调用system call，仍然是不行的，因为LBR所有的entry还都是被检测出是gadget的，这样仍然会被认为是一个ROP攻击。
下一步，就需要使用termination gadget。这样，可以把LBR中至少8个entry中的gadget的长度超过了20，可以说，termination gadget是用来让kBouncer无法找到gadget-like的指令串。至于termination gadget之后的寄存器的状态是没有什么要求的，唯一的要求，就是在termination gadget执行后，我们仍然有指令流的控制权，可以说这个要求也是比较简单的。对于termination gadget，具体做的时候，还需要保证紧跟着termination gadget的一个没有问题、不进行攻击的指令集，同时要保证其中的指令操作不会修改memory和register。

第二部分Hiding history through context switching：
由于LBR是在线程间共享的，所有还有一个简单的flush掉LBR的方法就是利用content switch。我们只要找到很多类似于下图的片段就可以轻松地用来flush LBR。

只要另一个线程修改了LBR，那么原来一个线程在LBR里的疑似ROP攻击的证据就会被消除，这个方法非常有效。

3、Restoring Registers with Returns：
这一步就在调用system call之前是把寄存器的值存好，使用的gadget也要是call-preceded的，并且长度比8短就行。这一步也是比较简单的，因为x86的汇编代码一般都会有大量的push和pop寄存器的操作。

4、Restoring Registers without Returns：
当然也有以下四种方法可以存储register。
1、 ROP without return instructions.
2、 Jump Oriented Programming (JOP).
3、 Using Non-Call-Preceded Gadgets
4、 Call Oriented Programming (COP).

5、Issuing the System Call：
最后一步就是调用system call。
在这里我们不能直接让执行return直接到想要去的函数的开始的地方（比如mprotect, VirtualProtect），因为那样不是call-preceded的。
有三种方法可以解决：
1、reflector gadget：这事一个以寄存器的值进行间接跳转的指令结尾的gadget。这样就可以是的寄存器的值指向想要调用的函数。
2、直接找到一个call指令，指向desired function，比如这样的代码：

3、有的时候，可以回到一个desired function的中间，利用偏移量来，这样也就是call-preceded了，比如下图的<execv+18>。

Defeating ROPecker：
ROPecker原理简介：
ROPecker在防御ROP攻击的原理总体来说和kBouncer是相近的，只不过它更加频繁的检测了程序执行的状态。
ROPecker中，只有少量的页可以被执行，我们不妨称之为executable set。每有一份新的页需要被执行，就会触发page fault，那么ROPecker就会检查是否是一个ROP攻击。
ROPecker会发生page fault的时候，检查指令流，如果指令流指向了一个间接跳转，就会被认为是gadget-like的，此时ROPecker就会记录下来并继续去监测，直到指令流的最后不是一个指向间接跳转的短的sequence。这时候ROPecker根据统计出来的LBR中有风险的gadget的数量来判断是否是一个ROP攻击。
数量上，6个及以下的指令片段被记录为gadget，11个gadget-like的sequence就是被认为是危险的。

对ROP的攻击被称为Repeated history hiding attack：

有几个重要的阶段：
1、Initialization：插入一段termination gadget，让ROPecker对LBR中gadget数量的监测失效。
2、Loading Phase：首先把一个useful page载入executable set，这个page上的所有gadget都会立刻被preceded并且跟随一个termination gadget。当page fault发生的时候，ROPecker会检查LBR，如果他往后检查就会发现每个page跟随的termination gadget，如果向前，就会找到最开始加入的那个，所以就限制了ROPecker对于page load gadget的数量的控制。
3、Attack Phase：在useful page被载入进来之后就可以开始部署攻击了。因为之前的工作，所以useful page上的攻击是不会被发现的，并且重复以上三个阶段，就可以在多次攻击中完成攻击者最终想要做的攻击，这样使得每一次攻击的难度没那么大。
History Hiding：最后，像对付kBouncer一样，只需要flush掉LBR里的记录，就可以在下次ROPecker正常工作之后，也不会被发现有ROP攻击。

4、Segmenting the Attack Payload：
由于要分段进行ROP攻击，所以需要合理地在每个page上放置有限数量的gadget。

5、Selecting Pages to Load：
由于executable set只能存有限量的page，最简单实用的方法就是每次从一个页上载入一个gadget，并且只载入一次。
当然，也可以在操作得当的情况下，载入一个有多个useful gadget的页，这样即使ROPecker的executable set只有一两页，也是可以实现攻击的。

最终的结论：
本位提出了三种攻击的思路，并且成功地攻陷了kBouncer和ROPecker。作者发现了前人没有注意到的两个重点，一、ROP攻击是可以只含有很短的gadget的，二、ROP攻击可以都是call-preceded的。
对于未来的ROP防御的研究，作者认为，防御不能只关注程序执行过程中的一部分历史，因为这样是肯定可以被攻击者通过其他方法给消除攻击证据的；ROP的防御必须针对所有ROP的特点，因为特定的防御方法都会有特定的evasion attack。
总之，最终的结论或者说是愿景：ROP的防御必须着眼于正常执行和ROP攻击执行的最基本的差别。