注册
登录
| 关键词： nbsp 程序 函数 地址 机器码 buff 内存 printf 空间 shellcode |
缓冲区溢出通常是向数组中写数据时，写入的数据的长度超出了数组原始定义的大小。 比如前面你定义了intbuff[10]，那么只有buff[0]-buff[9]的空间是我们定义buff时 申请的合法空间，但后来往里面写入数据时出现了buff[12]0x10则越界了。C语言常用的 strcpy、sprintf、strcat等函数都非常容易导致缓冲区溢出问题。 查阅C语言编程的书籍时通常会告诉你程序溢出后会发生不可预料的结果。在网络安 全领域，缓冲区溢出利用的艺术在于让这个“不可预料的结果”变为我们期望的结果。 看下面这个演示程序：buf.c /*buffer overflow exampleby [email protected]*/ #include<stdio.h> voidwhy_here(void) /*这个函数没有任何地方调用过*/ { printf("whyu here?! "); _exit(0); } intmain(intargc,char * argv[]) { intbuff[1]; buff[2] (int)why_here; return 0; } 在命令行用VC的命令行编译器编译(在Linux下用gcc编译并运行也是同样结果）： C:\Temp>clbuf.c 运行程序：C:\Temp>buf.EⅩE whyu here?! 仔细分析程序和打印信息，你可以发现程序中我们没有调用过why_here函数，但该函数却 在运行的时候被调用了！！ 这里唯一的解释是buff[2]why_here;操作导致了程序执行流程的变化。 要解释此现象需要理解一些C语言底层（和计算机体系结构相关）及一些汇编知识，尤其是 “栈”和汇编中CALL/RET的知识，如果这方面你尚有所欠缺的话建议参考一下相关书籍， 否则后面的内容会很难跟上。 假设你已经有了对栈的基本认识，我们来理解一下程序运行情况： 进入main函数后的栈内容下： [ eip ][ ebp ][buff[0]] 高地址 <---- 低地址 以上3个存储单元中eip为main函数的返回地址，buff[0]单元就是buff申明的一个int 空间。程序中我们定义intbuff[1]，那么只有对buff[0]的操作才是合理的（我们只申请 了一个int空间），而我们的buff[2]why_here操作超出了buff的空间，这个操作越界了， 也就是溢出了。溢出的后果是：对buff[2]赋值其实就是覆盖了栈中的eip存放单元的数 据，将main函数的返回地址改为了why_here函数的入口地址。这样main函数结束后返回的时候将这个地址作为了返回地址而加以运行。 上面这个演示是缓冲区溢出最简单也是最核心的溢出本质的演示，需要仔细的理解。如果还 不太清楚的话可以结合对应的汇编代码理解。 用VC的命令行编译器编译的时候指定FA参数可以获得对应的汇编代码（Linux平台可以用 gcc的-S参数获得）： C:\Temp>cl/FA tex.c C:\Temp>typetex.asm TITLE tex.c .386P include listing.inc if@Version gt510 .modelFLAT else _TEXT SEGMENTPARA USE32PUBLIC 'CODE' _TEXT ENDS _DATA SEGMENTDWORDUSE32PUBLIC 'DATA' _DATA ENDS CONST SEGMENTDWORDUSE32PUBLIC 'CONST' CONST ENDS _BSS SEGMENTDWORDUSE32PUBLIC 'BSS' _BSS ENDS $$SYMBOLS SEGMENTBYTEUSE32 'DEBSYM' $$SYMBOLS ENDS _TLS SEGMENTDWORDUSE32PUBLIC 'TLS' _TLS ENDS FLAT GROUP_DATA,CONST,_BSS ASSUME CS:FLAT,DS:FLAT,SS:FLAT endif INCLUDELIB LIBC INCLUDELIB OLDNAMES _DATA SEGMENT $SG775 DB 'whyu here?!',0aH,00H _DATA ENDS PUBLIC _why_here EXTRN _printf:NEAR EXTRN __exit:NEAR _TEXT SEGMENT _why_herePROCNEAR push ebp mov ebp, esp push OFFSETFLATSG775 call _printf add esp,4 push 0 call __exit add esp,4 pop ebp ret 0 _why_hereENDP _TEXT ENDS PUBLIC _main _TEXT SEGMENT _buff$ -4 ;size 4 _argc$ 8 ;size 4 _argv$ 12 ;size 4 _main PROCNEAR push ebp mov ebp, esp push ecx mov DWORD PTR_buff$[ebp+8],OFFSETFLAT:_why_here xor eax, eax mov esp, ebp pop ebp ret 0 _main ENDP _TEXT ENDS END 这个例子中我们溢出buff后覆盖了栈中的函数返回地址，由于覆盖数据为栈中的数据，所 以也称为栈溢出。对应的，如果溢出覆盖发生在堆中，则称为堆溢出，发生在已初始化数据 区的则称为已初始化数据区溢出。 实施对缓冲区溢出的利用 （即攻击有此问题的程序）需要更多尚未涉及的主题： 1. shellcode功能 2. shellcode存放和地址定位 3. 溢出地址定位 这些将在以后的章节中详细讲解。 SHELLCODE基础 溢出发生后要控制溢出后的行为关键就在于shellcode的功能。shellcode其实就是一 段机器码。因为我们平时顶多用汇编写程序，绝对不会直接用机器码编写程序，所以感觉 shellcode非常神秘。这里让我们来揭开其神秘面纱。 看看程序shell0.c： #include<stdio.h> intadd(intx,inty) { return x+y; } intmain(void) { resultadd(129,127); printf("result%i ",result); return 0; } 这个程序太简单了！那么我们来看看这个程序呢？shell1.c #include<stdio.h> #include<stdlib.h> int add(intx,inty) { return x+y; } typedef int (*PF)(int,int); intmain(void) { unsignedcharbuff[256]; unsignedchar *ps (unsignedchar *)&add;/*ps指向add函数的开始地址*/ unsignedchar *pdbuff; intresult0; PF pf (PF)buff; while(1) { *pd*ps; printf("[url=file://\\x%02x]\\x%02x",*ps[/url]); if(*ps 0xc3) { break; } pd++,ps++; } resultpf(129,127); /*此时的pf指向buff*/ printf(" result%i ",result); return 0; 编译出来运行，结果如下： shell:\x55\x89\xe5\x8b\x45\x0c\x03\x45\x08\x5d\xc3 result25 shell1和shell0的不同之处在于shell1将add函数对应的机器码从代码空间拷贝到了buff 中（拷贝过程中顺便把他们打印出来了），然后通过函数指针运行了buff中的代码！ 关键代码解释： unsignedchar *ps (unsignedchar *)&add; &add 为函数在代码空间中开始地址，上面语句让ps指向了add函数的起始地址。 PF pf (PF)buff; 让pf函数指针指向buff，以后调用pf函数指针时将会把buff中的数据当机器码执行。 *pd *ps; 把机器码从add函数开始的地方拷贝到buff数组中。if(*ps 0xc3) {break } 每个函数翻译为汇编指令后都是以ret指令结束,ret指令对应的机器码为0xc3，这个判断 控制拷贝到函数结尾时停止拷贝，退出循环。 resultpf(129,127); 由于pf指向buff，这里调用pf后将把buff中的数据作为代码执行。 shell1和shell0做的事情一样，但机制就差别很大了。值得注意的是shell1的输出中这 一行: shell:\x55\x89\xe5\x8b\x45\x0c\x03\x45\x08\x5d\xc3 直接以C语言表示字符串的形式将平时深藏不露的机器码给打印了出来。其对应的C语言代 码是： intadd(intx,inty) { return x+y; } 对应的汇编码(AT&T的表示）为： pushl %ebp movl %esp,%ebp movl 12(%ebp),%eax addl 8(%ebp),%eax popl %ebp ret 接下来理解这个程序应该就很容易了shell2.c： #include<stdio.h> typedef int (*PF)(int,int); intmain(void) { unsignedcharbuff[] "\x55\x89\xe5\x8b\x45\x0c\x03\x45\x08\x5d\xc3"; PF pf (PF)buff; intresult0; resultpf(129,127); printf("result%i ",result); return 0; } 我们直接把add函数对应的机器码写到buff数组中，然后直接从buff中运行add功能。 编译运行结果为： result256 本质上来看上面的"\x55\x89\xe5\x8b\x45\x0c\x03\x45\x08\x5d\xc3"就是一段 shellcode。shellcode的名称来源和Unix的Shell有些关系，早期攻击程序中shellcode 的功能是开启一个新的shell，也就是说溢出攻击里shellcode的功能远远不像我们演示中这么简单，需要完成更多的功能。无论shellcode完成什么功能，其本质就是一段能完成更 多功能的机器码。当然要做更多事情的shellcode的编写需要解决很多这里没有遇到的问 题，如： 1. 函数重定位 2. 系统调用接口 3. 自身优化 4. 等等。 程序进程空间地址定位 这个标题比较长，得要解释一下。这里有一个经常会混淆的概念要澄清一下，程序的源代码 称为程序源代码，源代码编译后的二进制可执行文件称为程序，程序被运行起来后内存中和 他相关的内存资源和CPU资源的总和称为进程。程序空间其实指的是进程中内存布局和内存 中的数据。再通俗点就是程序被运行起来时其内存空间的布局。 这点需要记住：一个程序被编译完成后其运行时内部的内存空间布局就已经确定。这个编译 好的二进制文件在不同时间，不同机器上（当然操作系统得是一样的）运行，其内存布局是 完全相同的（一些特例除外，后面会说到）。这就是内存空间地址定位的基础！ 写一程序a.c如下： #include<stdio.h> char *p "Hello"; inta 10; intmain(intargc,char * argv[]) { intb[0]; char * fmalloc(8); printf("p contentaddr:%p ",p); printf("ppointaddr:%p ",&p); printf("aaddr:%p ",&a); printf("b addr:%p ",&b); printf("f contentaddr:%p ",f); printf("main fun addr:%p ",&main); } 编译:gcca.c-oa #Win下用cla.c编译，以下以Linux为例，Win系统同样适用 在我的Ubuntu 7.04上执行： cloud@dream:~/Work/cloud$./a p contentaddr:0x804852c p pointaddr:0x80496a8 a addr:0x80496ac b addr:0xbffff9e4 f contentaddr:0x804a008 main fun addr:0x80483b4 这里我们可以看到我们各变量在内存中的地址。 过几分钟再执行一次： cloud@dream:~/Work/cloud$./a p contentaddr:0x804852c p pointaddr:0x80496a8 a addr:0x80496ac b addr:0xbffff9e4 f contentaddr:0x804a008 main fun addr:0x80483b4 看两次执行时这些变量在内存中的地址是完全一样的。 (如果不一样的话表示你的Kernel作了栈随机处理，这个机制是专门防范溢出用的，对安全 而言这个机制非常有用，但对你学习而言则带来不少麻烦，为了学习方便，可以先用以下方 法禁用内核的这个功能：sudoroot,然 echo0 >/proc/sys/kernel/randomize_va_space ； 如果是RedHat系列，可以通过echo0 >/proc/sys/kernel/exec-shield-randomize禁用。) 那么我们的程序执行起来时内存布局是啥样的呢？这点可以通过nm、dumpbin.EⅩE、IDA Pro 等工具看到，这里是IDA Pro对可执行二进制程序a进行分析的结果： 从中我们可以看到内存空间被分为多个段，其中.text段存放程序代码，起始地址为 0x8048310，结束地址为0x8048508。a程序执行结果中输出了： main fun addr:0x80483b4 可见main函数起始地址为0x80483b4，正好落在.text段内。 有空你可以把a程序输出中各个地址拿到这里来对对，看看各个变量都在什么段里，至于各 个段存有什么用，这里就不一一讲了，有空的话你可以google一下。 另外需要说明的是栈空间的结束地址是固定的，在Linux下为：0xc0000000，a程序执行时 输出的： b addr:0xbffff9e4 这个地址就是在栈中。 为什么栈的起始地址不固定而是结束地址固定？这个就需要你查查手边x86汇编手册关于 栈和函数调用的章节了。 以上内容是为了让你对程序空间有个直观的认识，如果不是很清楚也没有关系，这基本不影 响后面的阅读。 好了到现在我们基础知识已经够用了，来看看这个程序space.c： #include<stdio.h> #include<stdlib.h> int add(intx,inty) { return x+y; } int mul(intx,inty) { return x*y; } typedef int (*PF)(int,int); intmain(intargc,char *argv[]) { PF pf;/* 函数指针pf*/ charbuff[4];/*buff溢出后将覆盖pf*/ intt0; pf (PF)&mul;/* 函数指针默认指向mul函数的起始地址*/ printf("addr addfun :%p ",&add); printf("addrmulfun :%p ",&mul); printf("pf0x%x ",pf); if(argc >1) { memcpy(buff,argv[1],8); } printf("now pf0x%x ",pf); tpf(4,8); printf("4*8%i ",t); } 程序开始我们定义了PF pf;接着定义了charbuff[4]; 此时程序栈中空间片断如下： [pf值，占4字节 ] [ buff的4字节 ] 高地址 ←-------- 低地址 这样buff操作发生溢出则会覆盖pf的值，而pf中我们默认存放mul函数的起始地址，并 且我们后面会通过tpf(4,8);来执行其指向地址的机器码。 默认情况下如果不指定命令行参数，那么不会执行memcpy操作，此时pf中存放mul函数起 始地址，pf(4,8)时会执行mul函数。 这里我们明确强调一点，所谓函数就是程序运行时内存中存放的对应机器码，函数名如add 和&add都是指其对应机器码的起始内存地址。 执行一下space程序看看输出： cloud@dream:~/Work/cloud$./space addr addfun :0x8048374 addrmulfun :0x804837f pf0x804837f now pf0x804837f 4*8 32 输出非常正常，add起始地址为0x8048374，从这个地址开始放着add函数对应的机器码； mul起始地址为0x804837f，pf值为0x804837f，即mul起始地址，pf(4,8)就是执行pf所 指向地址的机器码，传入参数为4和8；最后输出4*8 32。 好戏开始了，我们指定一下命令行参数aaaaABCD： cloud@dream:~/Work/cloud$./spaceABCDABCD addr addfun :0x8048374 addrmulfun :0x804837f pf0x804837f now pf0x44434241 段错误 (coredumped) 这次buff发生了溢出，覆盖了pf中的内容，现在pf值为0x44434241，最后程序崩溃。 为什么pf值为0x44434241呢？！ 因为： 字符’A’对应的ascii值为0x41 字符’B’对应的ascii值为0x42 字符’C’对应的ascii值为0x43 字符’D’对应的ascii值为0x44 考虑到x86内存中字节序为低位在前，反过来就像当于’ABCD了’！ 这表示什么？ 这表示我们通过命令行利用溢出buff指定了函数指针pf的值了，我们这里指定了 0x44434241，这样pf(4,8)调用时，程序就转到了地址0x44434241，由于0x44434241是无 效空间（对照上面的程序空间中段的分布，没有任何段包含了此地址就知道了），所以程序 最后崩溃coredumped了。 用gdb来看更直观： cloud@dream:~/Work/cloud$gdb ./space (gdb)r aaaaABCD Startingprogram:/mnt/sec/cloud/cloud/spaceaaaaABCD addr addfun :0x8048374 addrmulfun :0x804837f pf0x804837f now pf0x44434241 Program received signalSIGSEGV,Segmentation fault. 0x44434241in ?? () (gdb)p $eip $2 (void (*)()) 0x44434241 #eip寄存器现在值为0x44434241 (gdb) 现在我们已经通过指定命令行参数，利用溢出修改了程序的执行流程，但由于我们指定的地 址为无效地址导致程序崩溃。 我们现在已经知道如果我们指定pf值为0x8048374就会执行add函数，如果指定为 0x804837f，就会执行mul函数 。 接下来就好办了，我们来写一个程序通过execve来执行space程序，给如下命令行参数： ./spaceaaaa\x74\x83\x04\x08 即有针对性的指定命令行参数来修改pf值为0x8048374，这样space将调用add函数，而 不是默认的mul ！ /* exp.c*/ #include<stdio.h> intmain(void) { char * a0 "space"; unsignedchar a1[128]; char * arg[] {a0,a1,0}; a1[0]'a'; a1[1]'a'; a1[2]'a'; a1[3]'a'; a1[4]0x74; a1[5]0x83; a1[6]0x04; a1[7]0x08; a1[8]0; execve("./space",arg,0); } cloud@dream:~/Work/cloud$gcc exp.c-o e cloud@dream:~/Work/cloud$./e addr addfun :0x8048374 addrmulfun :0x804837f pf0x804837f now pf0x8048374 4*8 12 看输出结果是4+8的值12了。 现在程序的流程被我们通过溢出并指定add的内存地址来进行修改了。 我们这里设计到了地址空间定位，主要有两处： 1. buff写入多长后会发生溢出。由于这里源程序就在我们手里，一看PF pf;char buff [4];就知道超过4字节就将覆盖到pf值了，但很多时候我们没有源程序，这就需要逆 向工程分析+动态调试来获取了。 2. 用于覆盖pf的数据应该是多少。我们这里用的是add函数的地址值0x8048374，并且我 们用程序直接打印出了其地址，所以一看就知道了，但如果程序不是我们自己，同样需 要用逆向工程技巧+动态调试技巧来确定了。 好了，以上我们已经可以通过溢出来修改目标程序流程了，已经掌握了溢出利用的精髓。现 实生活中的溢出利用当然更复杂一点，需要更多的系统体系结构知识和N多的小技巧而已。 相信你以后会逐步了解到所谓溢出，无论是什么类型的溢出，根本上就涉及两个问题，用谁 去覆盖谁，概况一下就是通过一定技巧将指定的数据写入到指定内存中。比如上面我们就是将指定数据0x8048374写入到了pf的值所占有的内存空间中。 |
|
声明：文章版权归原作者所有 部分文章转自互联网 如有侵权请联系
[邮箱地址] 删除
|
