Kiprey's Blog

此处将会收录笔者力所能及的题解。
超出笔者技术水平的题目（例如kernel exploit）以及笔者因各种因素无法接触的题（例如bind pwn）将不会被收录。

1.青龙组

1. boom1

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1) 易知信息

• 保护全开
• ELF文件中rodata段上有大量字符串。将其中部分字符串百度一下（例如： duplicate global definition）便可得知，该程序为C语言解释器
• 在程序main函数中，发现一串疑似可用的关键字/函数名。
  

1. House Of Force

1) 介绍

以下部分介绍来自CTF wiki

• House Of Force 产生的原因在于 glibc 对 top chunk 的处理。进行堆分配时，如果所有空闲的块都无法满足需求，那么就会从 top chunk 中分割出相应的大小作为堆块的空间。
• 当使用 top chunk 分配堆块的 size 值是由用户控制的任意值时，我们就可以使得 top chunk指向我们期望的任何位置，这就相当于一次任意地址写。
• 然而在 glibc 中，会对用户请求的大小和 top chunk 现有的 size 进行验证。
  • top chunk的大小必须足够大，否则申请一块超大内存时，程序会调用mmap而不是切割top chunk。
    这使得我们必须通过堆溢出，将top chunk的size改大。通常将其size改为-1。
    因为有符号整数-1，刚好是最大的无符号整数。
  • malloc的大小必须小于-2*MINSIZE（在64位机器上为-0x40）

    为什么？ 请在heap相关宏定义中，查阅checked_request2size(req, sz)宏定义。

此处会收录笔者做题中遇到的一些有趣的题

被用于其他博客例题的题目将不会在此重复收录

1. inndy_rop

分析

• 一个静态编译的简单栈溢出
• 方法很多，可以用ROPgadget构建ROPchain，从而getshell。但该方法较为复杂
• 也可以先调用mprotect，将data段的权限变为RWX，写入shellcode并执行。该方法较为简单
• 可以使用pwntools里自带的ROP模块，事半功倍

mprotect函数，妙用多多

1. 介绍

前面虽然做过一道关于SROP的题，但并没有具体总结。这次就来总结一下

• SROP的原理? (下文摘自CTF wiki)

  • 内核向某个进程发送signal机制，该进程会被暂时挂起，进入内核态。
  • 内核会为该进程保存相应的上下文，主要是将所有寄存器压入栈中，以及压入signal信息，以及指向sigreturn的系统调用地址。我们称ucontext以及siginfo这一段为Signal Frame。需要注意的是，这一部分是在用户进程的地址空间的。之后会跳转到注册过的signal handler中处理相应的signal。因此，当signal handler执行完之后，就会执行sigreturn代码。
  • signal handler返回后，内核为执行sigreturn系统调用，为该进程恢复之前保存的上下文，其中包括将所有压入的寄存器，重新pop回对应的寄存器，最后恢复进程的执行。其中，32位的sigreturn的调用号为77，64位的系统调用号为15。

• Signal Frame的构建是比较复杂的，因为不同架构下的结构是不一样的。不过值得一提的是，在目前的pwntools中已经集成了对于SROP的攻击。所以我们可以很方便的构建出Signal Frame。

注： 在本文中，Signal Frame和SigreturnFrame是同一个意思

1. off-by-one 介绍

• off-by-one 漏洞是一种特殊的溢出漏洞，off-by-one 指程序向缓冲区中写入时，写入的字节数超过了这个缓冲区本身所申请的字节数并且 只越界了一个字节

• off-by-one 是指单字节缓冲区溢出，这种漏洞的产生往往与边界验证不严和字符串操作有关
  例如以下代码：

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  char* note = malloc(noteSize); char* input = malloc(noteSize + 1); fgets(stdin, input, noteSize); // 注意下面两条代码 if (strlen(input) <= noteSize>) // strlen计算字符串长度时不会加上'\0' strcpy(note, input); // 而strcpy会把'\0'一起复制过去，如此便多写入了一个字节（'\0'）

• glibc中的内存管理机制ptmalloc 极度依赖 chunk的size成员，故off-by-one漏洞威力强大

• 同时， 由于Linux 的堆管理机制 ptmalloc 验证的松散性， off-by-one 漏洞的利用难度不大

利用Fastbin attack进行任意地址读写

1. 原理

• fastbin attack 存在的原因在于 fastbin 是使用fast chunk的fd指针，即单链表来维护释放的堆块的
• 并且由 fastbin 管理的 chunk 即使被释放，其 next_chunk 的 prev_inuse 位也不会被清空
• 利用的条件是
  • 能够控制fast chunk的fd指针
  • 漏洞发生在fast chunk类型上

2. Arbitrary Alloc

1) 介绍

• 如果我们更改fastbin链尾的fast chunk fd指针为我们的目的地址
  则在几次malloc后，fastbin指针就会指向我们的目的地址
  下一次malloc fast_chunk就会取得目的地址的指针，然后就可以进行读写了（操作取决于程序）

_int_free的一系列操作

fast chunk的内存整合

1. 介绍

• 看了之前关于malloc和free的相关源码

  1 2	if (have_fastchunks (av)) malloc_consolidate (av);

  就算不看malloc_consolidate的源码，也猜得出来其功能
  该函数是对 fast chunk 进行内存整合

  但为什么该函数取名为malloc_consolidate呢？真误导人呀 :-(

• 但即便如此，该函数还起到了一个堆的初始化作用

  感到奇怪？ 看源码咯~

__int_free —— 核心内存释放函数

GDB 常用命令指南