这道题目要求和 AI 下一个 3x3 的井字棋，AI 先手且使用了一个不败的算法，最好的结果就是平局，而只有获胜我们才能拿到 flag。

第一问非常直白，只要获胜即可拿到第一个 flag，查看代码可以知道控制是否获胜的 success 变量是一个局部变量，即这里的 v15:

接收输入的变量为 v12，它也是一个栈变量，长度为 128B：

其中，v15 位于 rbp-1，v12 位于 rbp-0x90，因此这里我们可以通过 v12 栈溢出写入到 v15 中，使其变为 1 即可，因此在我们下第一步棋的时候在合法输入后跟上 payload 即可，注意这里不能无脑的写 1，因为循环的判断条件 while (!success) 的实际代码如下：

这里取出 1B 进行异或判断，如果这 1B 不是 0x01 而是 0xFF，则会无法正常通过 test 判断，因此这里我们选择的 payload 为 0x01 的序列，例如：

第二问要求 get shell，这道题目开启了 NX 但木有使用 Stack Canary，所以我们可以使用 ROP 方式完成调用 execve("/bin/sh", 0, 0)，这里在 x64 下 execve 对应的调用号为 59，因此需要满足以下条件：

一般而言对于动态链接 libc 的程序，非常容易找到这些 gadget 以及 /bin/sh 字符串，但这道题目的 binary 静态链接了 libc，在这种情况下我们能找到的 gadget 只有如下这些：

这些能够完成一个 syscall 的调用，但却无法提供一个指向 /bin/sh 的指针，这就要求我们在 input 时在 payload 中预留一个 /bin/sh，再让 rdi 种存储它的地址，这里有两种玩法，第一种是先给任意寄存器写一个堆地址，再用 mov qword ptr 将 /bin/sh 写入到这个堆地址，最后就能 happy 的使用了，这种解法可以见官方 writeup。 我当时费解了竟然没有想到这种简单办法，而是选择了控制 rbp 去重入一次程序，精确控制写入的地址。

我最后采取的办法是控制 rbp，我们知道栈上的寻址都是直接基于 rbp 的，在函数最后执行 leave 操作时会 pop rbp，因此我们可以将期望的 rbp 写到栈上，然后将返回地址覆盖成程序接收输入前的地址，实现一个 rbp 可控的重入，这次我们就可以基于 hardcode 的 rbp 确定 /bin/sh 的地址了。

这里我选择的重入点为输入前的 0x4023F0：

对于 rbp，本来想选择一个栈上地址，但不知道为什么 remote 一直 crash，最后选择了一个堆地址 0x4a9000：

payload 为：

其中 0x4a9000 正好覆盖到栈上的 rbp，0x4023F0 则覆盖道返回地址，这么一番操作之后，函数 leave 后 rbp = 0x4a9000 并跳转到 0x4023F0 再次接收用户输入。这里的关键在于第二轮 rbp = 0x4a9000，input 变量是基于 rbp 寻址的，所以会写入到 rbp - 0x90 对应的地址：

随后在函数退出时，又会执行 leave，将当前的 rbp 赋值到 rsp 以恢复栈帧，使得 rsp 恰好指向了我们的 payload：

那么 payload 的开头我们如果放置 /bin/sh，则 rsp 恰好指向 /bin/sh，也就是 rbp 恰好指向 /bin/sh，即 0x4a9000 即为 /bin/sh 的地址。接下来就可以按照 ROP 的套路构造如下的调用链，gadget 可以使用 Ropper 直接在 binary 中扫描：

其中 rax 的值为 59（execve 的 syscall number），rdi 的值为 0x4a9000（/bin/sh 地址），其他的均为 0，我们按照这个规则构造 payload：

当第二次进入 leave 时，rsp 指向了 payload 的开头，随后函数 ret，第一个 gadget 地址 g_pop_rax_ret 被弹出，执行：

第一次 pop 弹出的是 payload + 8 的 59，随后的 ret 则弹出下一个 gadget，以此类推，最后即可 get shell。完整代码如下：

这道题明面上允许我们翻转任意地址内容的一位，随后调用 exit 退出，为了 get shell，我们需要多次翻转某个地址成为 shellcode 或者指向 one_gadget，然后想办法跳转到此完成 get shell。

由于开启了 NX，因此第一个想法是利用 one_gadget，先翻转出 one_gadget 的地址再想办法跳转过去，遗憾的是经过我一顿操作无论如何也满足不了几个 gadget 的约束条件（而且是恰好不满足，看起来是有意为之）。接下来就再试试 shellcode，通过阅读反汇编内容不难知道 bitflip 种包含了一个 JIT 区域：

即从 _init_proc ~ _init_proc + 0x1000 都是 JIT 区域，即 0x401000 ~ 0x402000，通过 vmmap 也可以验证这一点：

那么我们只要在这段区域内翻转出 shellcode，然后跳过来执行即可实现 get shell，接下来我们面临两个问题：

我们来看主程序代码：

搞一波就会被 exit，而且翻转逻辑位于 while 外部，所以我们只能翻转 exit 的地址让它跳回去，这里的 exit 是一个外部符号，需要通过二次跳转实现调用，这里的二跳第一次对应的是 stub helper 用来绑定真实的 exit 地址并完成调用，第二次就是 exit 的真实地址了：

可以看到 exit 第一次绑定的间接地址是 0x401070，我们要将它翻转为 main 中的一个可用地址，经过尝试可知 0x401170 是一个不错的选择，它恰好能让程序返回到 while 1 当中从而多次接收输入，因此我们要翻转的是指向 0x401070 的 0x404038 的第 8 位，而程序只允许我们翻转 0 ~ 7 位，所以我们转化为翻转 0x404039 的第 0 位，即输入为：

此时可以看到我们可以多次翻转地址了，下一步就是选择合适的 JIT 区域了，注意我们只能选择可以跳转过去的区域，这里我们可利用的也就只有 exit 了，再次翻转 exit 的间接跳转地址，让它指向 JIT 区域，目前的值是 0x401170，而 JIT 区域的范围是 0x401000 ~ 0x402000，我们可以选择翻转 0x404039 的第 3 位让 exit 指向 0x401970，那么 JIT 区域的位置也就确定了是 0x401970。

0x401970 是全 0 的区域，我们只需要按照 x64 shellcode 将其翻转即可，shellcode 为：

由于我们不是以字符串的形式传递 shellcode 的，不需要避免字符串被 0 截断，可以将 /bin//sh 改为 /bin/sh\x00 （因为我遇到了 /bin//sh 无法正确执行 syscall 的问题，不知道为啥），即 shellcode bytes 为：

将这些内容通过翻转写入到 0x401970 开始的地址，然后在完全翻转完成后再翻转一次 0x404039 的第 3 位即可跳转过来完成 get shell。

完整代码如下：

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