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相关结构

ELF可执行文件由ELF头部，程序头部表和其对应的段，节头部表和其对应的节组成。如果一个可执行文件参与动态链接，它的程序头部表将包含类型为PT_DYNAMIC的段，它包含.dynamic节。结构如下：

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typedef struct { Elf32_Sword d_tag; union { Elf32_Word d_val; Elf32_Addr d_ptr; } d_un; } Elf32_Dyn;

其中Tag对应着每个节。比如JMPREL对应着.rel.plt

节中包含目标文件的所有信息。节的结构如下：

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typedef struct { Elf32_Word sh_name; // 节头部字符串表节区的索引 Elf32_Word sh_type; // 节类型 Elf32_Word sh_flags; // 节标志，用于描述属性 Elf32_Addr sh_addr; // 节的内存映像 Elf32_Off sh_offset; // 节的文件偏移 Elf32_Word sh_size; // 节的长度 Elf32_Word sh_link; // 节头部表索引链接 Elf32_Word sh_info; // 附加信息 Elf32_Word sh_addralign; // 节对齐约束 Elf32_Word sh_entsize; // 固定大小的节表项的长度 } Elf32_Shdr;

如下图，列出了该文件的31个节区。其中类型为REL的节区包含重定位表项。

（1）.rel.plt节是用于函数重定位，.rel.dyn节是用于变量重定位

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typedef struct { Elf32_Addr r_offset; // 对于可执行文件，此值为虚拟地址 Elf32_Word r_info; // 符号表索引 } Elf32_Rel; #define ELF32_R_SYM(info) ((info)>>8) #define ELF32_R_TYPE(info) ((unsigned char)(info)) #define ELF32_R_INFO(sym, type) (((sym)<<8)+(unsigned char)(type))

如图，在.rel.plt中列出了链接的C库函数，以下均以write函数为例，write函数的r_offset=0x0804a01c，r_info=0x607
（2）.got节保存全局变量偏移表，.got.plt节保存全局函数偏移表。.got.plt对应着Elf32_Rel结构中r_offset的值。

（3）.dynsym节包含了动态链接符号表。Elf32_Sym[num]中的num对应着ELF32_R_SYM(Elf32_Rel->r_info)。根据定义，

1	ELF32_R_SYM(Elf32_Rel->r_info) = (Elf32_Rel->r_info) >> 8

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typedef struct { Elf32_Word st_name; // Symbol name(string tbl index) Elf32_Addr st_value; // Symbol value Elf32_Word st_size; // Symbol size unsigned char st_info; // Symbol type and binding unsigned char st_other; // Symbol visibility under glibc>=2.2 Elf32_Section st_shndx; // Section index } Elf32_Sym;

write的索引值为ELF32_R_SYM(0x607) = 0x607 >> 8 = 6。而Elf32_Sym[6]即保存着write的符号表信息。并且ELF32_R_TYPE(0x607) = 7，对应R_386_JUMP_SLOT。

（4）.dynstr节包含了动态链接的字符串。这个节以x00作为开始和结尾，中间每个字符串也以x00间隔。

Elf32_Sym[6]->st_name=0x4c（.dynsym + Elf32_Sym_size * num），所以.dynstr加上0x4c的偏移量，就是字符串write。
（5）.plt节是过程链接表。过程链接表把位置独立的函数调用重定向到绝对位置。

当程序执行call write@plt时，实际会跳到0x0804a01c去执行。

延迟绑定

程序在执行的过程中，可能引入的有些C库函数到结束时都不会执行。所以ELF采用延迟绑定的技术，在第一次调用C库函数是时才会去寻找真正的位置进行绑定。
具体来说，在前一部分我们已经知道，当程序执行call write@plt时，实际会跳到0x0804a01c去执行。而0x0804a01c处的汇编代码仅仅三行。我们来看一下这三行代码做了什么。
第一行：前面提到过0x0804a01c是write的GOT表位置，当我们第一次调用write时，其对应的GOT表里并没有存放write的真实地址，而是write@plt的下一条指令地址。
第二、三行：把reloc_arg=0x20作为参数推入栈中，跳到0x08048380（PLT[0]）继续执行。

0x08048380（PLT[0]）再把link_map=*(GOT+4)（即GOT[1]，链接器的标识信息）作为参数推入栈中，而*(GOT+8)（即GOT[2]，动态链接器中的入口点）中保存的是_dl_runtime_resolve函数的地址。因此以上指令相当于执行了_dl_runtime_resolve(link_map, reloc_arg)，该函数会完成符号的解析，即将真实的write函数地址写入其GOT条目中，随后把控制权交给write函数。
_dl_runtime_resolve是在glibc-2.23/sysdeps/i386/dl-trampoline.S中用汇编实现的。0xf7fededb处即调用_dl_fixup，并且通过寄存器传参。

_dl_fixup是在glibc-2.23/elf/dl-runtime.c实现的，我们只关注一些主要函数。

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_dl_fixup(struct link_map *l, ElfW(Word) reloc_arg) { // 首先通过参数reloc_arg计算重定位入口，这里的JMPREL即.rel.plt，reloc_offset即reloc_arg const PLTREL *const reloc = (const void *) (D_PTR (l, l_info[DT_JMPREL]) + reloc_offset); // 然后通过reloc->r_info找到.dynsym中对应的条目 const ElfW(Sym) *sym = &symtab[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)]; // 这里还会检查reloc->r_info的最低位是不是R_386_JUMP_SLOT=7 assert (ELFW(R_TYPE)(reloc->r_info) == ELF_MACHINE_JMP_SLOT); // 接着通过strtab+sym->st_name找到符号表字符串，result为libc基地址 result = _dl_lookup_symbol_x (strtab + sym->st_name, l, &sym, l->l_scope, version, ELF_RTYPE_CLASS_PLT, flags, NULL); // value为libc基址加上要解析函数的偏移地址，也即实际地址 value = DL_FIXUP_MAKE_VALUE (result, sym ? (LOOKUP_VALUE_ADDRESS (result) + sym->st_value) : 0); // 最后把value写入相应的GOT表条目中 return elf_machine_fixup_plt (l, result, reloc, rel_addr, value); }

漏洞利用方式

1.控制eip为PLT[0]的地址，只需传递一个index_arg参数

index_arg = 伪造的目标地址-.rel.plt段基地址

2.控制index_arg的大小，使reloc的位置落在可控地址内
3.伪造reloc的内容，使sym落在可控地址内

r_info=[(欲伪造的地址-.dynsym基地址)/0x10]<<8+0x07

4.伪造sym的内容，使name落在可控地址内

st_name = 伪造地址 -  基地址

5.伪造name为任意库函数，如system