Linux_x86下NX与ASLR绕过技术（续）

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四、Stack Canaries

首先看一下Stack Canaries演进历史：

Stack Guard 是第一个使用 Canaries 探测的堆栈保护实现，它于 1997 年作为 GCC 的一个扩展发布。最初版本的 Stack Guard 使用 0x00000000 作为 canary word。尽管很多人建议把 Stack Guard 纳入 GCC，作为 GCC 的一部分来提供堆栈保护。但实际上，GCC 3.x 没有实现任何的堆栈保护。

GCC4.1开始，引入了Stack-smashing Protection（SSP，又称 ProPolice），它实现了两个功能：

1. 栈中插入Canaries，实现栈保护

2. 变量重排机制，局部变量中的数组放到栈上高地址位置，其它类型变量放到栈上低地址位置，这使得通过溢出覆盖其它变量变得更加困难

Canaries值的生成，一般有几种方法：

• Terminator canaries

  由于绝大多数的溢出漏洞都是由那些不做数组越界检查的 C 字符串处理函数引起的，而这些字符串都是以 NULL 作为终结字符的。选择 NULL, CR, LF 这样的字符作为 canary word 就成了很自然的事情。例如，若 canary word 为 0x000aff0d，为了使溢出不被检测到，攻击者需要在溢出字符串中包含 0x000aff0d 并精确计算 canaries 的位置，使 canaries 看上去没有被改变。然而，0x000aff0d 中的 0x00 会使 strcpy() 结束复制从而防止返回地址被覆盖。而 0x0a 会使 gets() 结束读取。插入的 terminator canaries 给攻击者制造了很大的麻烦。

• Random canaries

  这种 canaries 是随机产生的。并且这样的随机数通常不能被攻击者读取。这种随机数在程序初始化时产生，然后保存在一个未被隐射到虚拟地址空间的内存页中。这样当攻击者试图通过指针访问保存随机数的内存时就会引发 segment fault。但是由于这个随机数的副本最终会作为 canary word 被保存在函数栈中，攻击者仍有可能通过函数栈获得 canary word 的值。

• Random XOR canaries

  这种 canaries 是由一个随机数和函数栈中的所有控制信息、返回地址通过异或运算得到。这样，函数栈中的 canaries 或者任何控制信息、返回地址被修改就都能被检测到了。

一张图帮助理解：

下面通过调试，探索一下GCC中Canaries的具体实现。依然是使用Ubuntu x86环境，gcc version 4.9.2。

使用的程序代码如下：

void func()
{
     int i;
     char buffer[64];
     i = 1;
     buffer[0] = ‘a‘;
}

int main() 
{
     func();
     return 0;
}

分别编译开启栈保护和去除栈保护的程序：

ez@ubuntu:~/workdir/Canaries$ gcc -fstack-protector -o demo_sp demo.c

ez@ubuntu:~/workdir/Canaries$ gcc -fno-stack-protector -o demo_nosp demo.c

分别展示func函数的反汇编代码。

无栈保护代码：

(gdb) disass func 
Dump of assembler code for function func:
   0x080483eb <+0>: push   %ebp
   0x080483ec <+1>: mov    %esp,%ebp
   0x080483ee <+3>: sub    $0x50,%esp
   0x080483f1 <+6>: movl   $0x1,-0x4(%ebp)
   0x080483f8 <+13>: movb   $0x61,-0x44(%ebp)
   0x080483fc <+17>: leave  
   0x080483fd <+18>: ret    
End of assembler dump.
(gdb)

观察到，使用-fno-stack-protector选项编译的程序，栈上没有任何保护措施。

开启栈保护代码：

(gdb) disass func
Dump of assembler code for function func:
   0x0804843b <+0>: push   %ebp
   0x0804843c <+1>: mov    %esp,%ebp
   0x0804843e <+3>: sub    $0x58,%esp
   0x08048441 <+6>: mov    %gs:0x14,%eax     #读取gs寄存器，生成Canaries
   0x08048447 <+12>: mov    %eax,-0xc(%ebp)    #在栈底部写入Canaries
   0x0804844a <+15>: xor    %eax,%eax
   0x0804844c <+17>: movl   $0x1,-0x50(%ebp)
   0x08048453 <+24>: movb   $0x61,-0x4c(%ebp)
   0x08048457 <+28>: mov    -0xc(%ebp),%eax
   0x0804845a <+31>: xor    %gs:0x14,%eax    #函数返回前，检查Canaries值
   0x08048461 <+38>: je     0x8048468 <func+45>    #若未改变，跳到+45处正常返回
   0x08048463 <+40>: call   0x8048310 <__stack_chk_fail@plt>    #若发生栈溢出，执行__stack_chk_fail函数
   0x08048468 <+45>: leave  
   0x08048469 <+46>: ret    
End of assembler dump.
(gdb)

其中，从gs寄存器中读取的值，每次函数调用都是随机的，我们使用GDB调试验证之：

(gdb) b *0x08048447
Breakpoint 4 at 0x8048447
(gdb) r
Starting program: /home/ez/workdir/Canaries/demo_sp

Breakpoint 4, 0x08048447 in func ()
(gdb) i r eax
eax            0xa3850c00 -1551561728
(gdb) r
Starting program: /home/ez/workdir/Canaries/demo_sp

Breakpoint 4, 0x08048447 in func ()
(gdb) i r eax
eax            0xcc46de00 -867770880

通过跟踪__stack_chk_fail函数可以发现，它的实现比较复杂。大体流程是，首先调用__GI___fortify_fail函数，__GI___fortify_fail又调用__libc_message函数，__libc_message的最后调用backtrace_and_maps和__GI_abort函数，产生SIGABRT信号，并通过__GI___libc_secure_getenv根据系统环境变量决定是否产生coredump文件，__GI_abort执行到最后调用_exit，程序退出。

关于Canary名称的由来，我搜到一则有趣的小故事，矿井中的金丝雀

五、总结

• 所有具有任意代码执行能力的exp，均要绕过上述防护机制，本文只是拿缓冲区溢出举例，方法是通用的；

• 漏洞利用的关键是控制IP寄存器，但并不一定要直接覆盖，内核中大量的Ops结构，虚函数表，异常处理函数，GOT等都是很好的目标；

Linux_x86下NX与ASLR绕过技术（续）

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原文地址：http://www.cnblogs.com/kiiim/p/5620918.html