vsCTF ezorange writeup

vsCTF ezorange writeup

前言

最近都在做程序分析和写kernel, 好久没玩pwn了, 周日晚上回宿舍刚好看到有一个vsCTF的比赛, 就顺手做了个glibc 2.32的堆题. 题目本身比较简单, 不过考察了一些高版本的libc的特性, 在这里记录一下作为备忘.

初步分析

首先看一下保护:

$ checksec --file=ezorange
    Arch:     amd64-64-little
    RELRO:    Partial RELRO
    Stack:    No canary found
    NX:       NX enabled
    PIE:      No PIE (0x3ff000)

Partial RELRO + No PIE, 强烈暗示修改.got.plt.

IDA打开看一眼, 只提供了malloc和edit+show, 没有free, 结合题目名字, 必然是要用House of Orange了.

漏洞点在Modify函数里, 有一个堆上的OOB:

__int64 __fastcall Modify(_BYTE **orange_list)
{
  unsigned int v2; // [rsp+10h] [rbp-10h] BYREF
  unsigned int v3; // [rsp+14h] [rbp-Ch] BYREF
  _BYTE *cur_ptr; // [rsp+18h] [rbp-8h]

  printf("Orange number: ");
  __isoc99_scanf("%u", &v2);
  if ( v2 > 1 || !orange_list[v2] )
  {
    printf("Not allowed!");
    exit(0);
  }
  cur_ptr = orange_list[v2];
  printf("Total %u cell in this orange\n", *((_DWORD *)orange_list[v2] - 2) & 0xFFFFFFF0);
  printf("Cell index: ");
  __isoc99_scanf("%u", &v3);
  printf("Current value: %hhu\n", (unsigned __int8)cur_ptr[v3]);// OOB
  printf("New value: ");
  return __isoc99_scanf("%hhu", &cur_ptr[v3]);
}

限制条件: 只能同时保有两个chunk pointer, malloc参数不能超过0x1000.

题解

太长不看版:

  1. 利用OOB+House of Orange来把top chunk送进unsorted bin, 从而leak libc和heap的基址
  2. 同上, 但是在House of Orange的最后一步之前, 将top chunk的大小缩减到tcache的范围, 这样新的top chunk就会被丢到tcache里
  3. 重复2, 拿到第2个tcache, 然后利用OOB构造fake chunk, malloc两次拿到fake chunk
  4. 覆写exit@got.plt为one gadget, 然后给一个非法输入触发get shell

逐步分析

继续阅读“vsCTF ezorange writeup”

SUSCTF 2022 tttree writeup

SUSCTF 2022 tttree writeup

前言

SUSCTF 2022 的 tttree 这道题目使用了2021 KCTF 春季赛一位师傅提出的混淆思路, 但是网上现有的公开WP(包括官方的)和混淆器的原作者都没有很好地讲清楚应该怎么去混淆. 比赛期间时间比较紧张, 很多人也来不及理清思路, 一些师傅甚至直接手撕汇编解题(orz). 综合了多位师傅的解题思路之后, 在这里总结出一份相对比较完善的去混淆思路(完整代码见文末), 希望能对读者有所帮助, 如有更好的思路, 欢迎与我交流.

0x00 初步分析

给了一个x64的Windows命令行程序:

tttree2.exe: PE32+ executable (console) x86-64, for MS Windows 

直接运行, 提示输入flag:, 随便输入之后返回error!.

IDA加载, 找到start函数, 发现是一个很短的汇编函数:

进一步发现, 几乎整个代码段都是相似的模式. 根据计算地址后是否直接retn可以将混淆模式分为两种, 第一种模式如下:

... ; 原来的汇编代码
push    rax
push    rax
pushfq
call    $+5
pop     rax
add/xor     rax, some_imm
mov     [rsp+40h+var_30], rax
popfq
pop     rax
retn

不难发现, 该段汇编代码的作用就是将call $+5的下一条指令的地址add或者xor上某个立即数, 再通过retn跳转到计算出来的新地址, 因此这种模式可以看作是一种jmp, 其通过将原来的线性汇编代码分割成多个小块, 并且随机打乱了顺序来进行混淆.

第二种模式如下:

push    rdx
push    rbx
pop     rbx
pop     rdx
push    rax
push    rax
pushfq
call    $+5
pop     rax
add     rax, 4A8Ch
mov     [rsp+10h], rax
popfq
pop     rax
push    rax
push    rax
pushfq
call    $+5
pop     rax
add     rax, 0FFFFFFFFFFFFCBEFh
mov     [rsp+10h], rax
popfq
pop     rax
retn

这里可以看作是两次JMP模式的组合. 区别在于, 第一次JMP模式中, 计算完跳转地址后没有立即用retn跳转, 而是又重新开始了新的一次JMP模式. 仔细一想就会发现这个模式等价于做了一次call, 其中第一次放到返回地址里的是call所在的上下文中的下一条指令, 而第二次放进去的是call所调用的函数的地址.

此外还有一些比较简单的无效指令混淆, 目的应该是增加动态调试的难度:

push    rax
pop     rax
push    rbx
pop     rbx
push    rcx
push    rdx
pop     rdx
pop     rcx

有了以上的分析基础, 就可以着手一步步来去除各种混淆了.

0x01 控制流重建

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Insomni’hack teaser 2022 Pwn writeup

前言

偶然在推特看到的这个比赛, 搜了下似乎国内没什么人参加, 但是往年题目质量还不错(?), 摸鱼打了打, 4道pwn只做了2个, 剩下一个是Windows Pwn一个是GameBoy, 都不太熟= =.

onetestament

glibc 2.23的heap菜单题, some old tricks 😀

限制因素:

  • 能申请的mem size只有四种: 0x18 0x30 0x60 0x7c
  • 只有在add的时候可以leak信息, show函数是没用的
  • 用的是calloc, 会把申请到的chunk清零
  • 最多只允许调用11次calloc (0-10)
  • delete里用了一个标志变量判断是否有double-free

漏洞点:

  • editoff-by-one, 在可以改下一个chunk headersize
  • 读入菜单选项的函数存在一个字节的溢出, 可以把第4块chunk(编号从0开始)是否被free过的标志变量覆写, 从而达到double free

这里有一个小知识点, 在glibc-2.23/malloc/malloc.c__libc_calloc函数中(3259行):

  /* Two optional cases in which clearing not necessary */
  if (chunk_is_mmapped (p))
    {
      if (__builtin_expect (perturb_byte, 0))
        return memset (mem, 0, sz);

      return mem;
    }

可以看到calloc 函数不会把 mmap 系统调用拿到的内存清零, 这是因为mmap系统调用拿到的内存本身就是清零的, 为了节省性能开销这里就不再调用memset清了.

因此如果能覆写chunk的IS_MMAPED位, 就可以绕过calloc的清零操作. 参考chunk结构图可以发现当一个chunk的data部分大小为0x18时, 其利用edit中的off-by-one就正好可以覆盖下一个chunk的IS_MMAPED位:

那么现在思路其实很明确了, 主要步骤:

  1. 用0x18的chunk作为辅助编辑块, 负责修改其下一个chunk的IS_MMAPED绕过calloc的清零
  2. 0x7c大小的unsorted bin chunk泄露libc基址
  3. 0x60 大小的chunk做fastbin attack, 拿到一块指向__malloc_hook的fake chunk
  4. 覆写__malloc_hookone gadget, 调用一次add拿到shell
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VSCode IDAPython 开发环境配置

VSCode IDAPython 开发环境配置

开发工具 版本
OS Windows 10
IDA Version IDA Pro 7.5
IDACode(VSCode插件) 0.3.0

0x00 安装IDACode插件

仓库地址 https://github.com/ioncodes/idacode

VSCode中的安装

直接在vscode的插件商店中搜索idacode安装即可

IDA中的安装

  1. 将代码仓库中的/ida目录下所有文件复制到本地IDA的plugins目录下,例如我的是C:\Program Files\IDA 7.5\plugins
  2. 修改上述文件夹中的idacode_utils/settings.py, 端口如无特殊需求保持默认即可, PYTHON设置为本地IDA所使用的python解释器, 例如我使用的是conda的默认解释器: PYTHON = "C:\\ProgramData\\Miniconda3\\python.exe"
  3. 给本地IDA所使用的python解释器安装依赖:python -m pip install --user debugpy tornado
  4. 此时重启IDA, 在插件目录中应该可以看到IDACode这一项, 单击可以看到output栏中有[IDACode] Listening on 127.0.0.1:7065的输出, 说明安装成功

0x01 配置VSCode开发环境

自动补全配置

在vscode的settings(json)中把本地IDA Python库的位置添加进去, 例如我的是 C:\Program Files\IDA 7.5\python\3, 则settings中添加的项为:

"python.autoComplete.extraPaths": [
   "C:\\Program Files\\IDA 7.5\\python\\3"
],
"python.analysis.extraPaths": [
   "C:\\Program Files\\IDA 7.5\\python\\3"
],

此时把ida相关的包import进来就可以用自动补全了:

image.png

连接VSCode与IDA

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L3HCTF 2021 Reverse 两道题解 (IDAAAAAA double-joy)

这波reverse全军覆没了属于是,最后1/7。。然后队友依然打到了rank3 orz orz

自己全场只看了两个题,最后0输出,麻了。

IDAAAAAA

这题tmd是个misc题吧

tag: 细节+脑洞

错误的分析方法:dump出来elf然后gdb调试

只给了idb,没有elf,直接打开发现是一个将输入解析为按照+号和-号分隔开的三个数字,比如输入-123+5+6,就会得到-123,5,6三个数字。然后这三个数字直接静态看的话必须满足5个约束条件:

image.png

但是直接在2^32的域上求解这5个方程是求不出解的,然后大家就都懵逼了,甚至开始尝试从中选三个出来解。但是这样即使把所有的情况都解出来也是错误的

正确的分析方法:看给的idb

这个idb其实一打开可以发现有一个断点,我当时脑子里大概有一秒钟疑惑了下为啥有个断点,然后就没管他。。然后就错过了

后面我直接用IDA连gdbserver调试的时候,会发现每次执行完scanf都会直接运行结束,当时以为是IDA抽风了。。没想到是故意的,但凡多想一下这个flag也到手了

然后进入正题,这个断点右键编辑,会发现里面的condition是有idapython脚本的(脚本很长,打开这个断点的时候IDA会卡一会儿):

image.png

撸出来之后:

global jIS40A
jIS40A = [...] # 一个长度1000的list,每个item是一堆bytes
N4QKUt = 0
EpUdLx = 4728923
idaapi.add_bpt(EpUdLx)
uwGgnM = idaapi.bpt_t()
idaapi.get_bpt(EpUdLx, uwGgnM)
uwGgnM.elang = "Python"
uwGgnM.condition = "N4QKUt = {}\n".format(N4QKUt) + 'VLzxDy = idaapi.get_byte(5127584 + N4QKUt)\nVLzxDy -= ord(\'a\')\nif VLzxDy == 0:\n    bYsMTa = 287\n    LjzrdT = b\'lqAT7pNI3BX\'\nelif VLzxDy == 1:\n    bYsMTa = 96\n    LjzrdT = b\'z3Uhis74aPq\'\nelif VLzxDy == 2:\n    bYsMTa = 8\n    LjzrdT = b\'9tjseMGBHR5\'\nelif VLzxDy == 3:\n    bYsMTa = 777\n    LjzrdT = b\'FhnvgMQjexH\'\nelif VLzxDy == 4:\n    bYsMTa = 496\n    LjzrdT = b\'SKnZ51f9WsE\'\nelif VLzxDy == 5:\n    bYsMTa = 822\n    LjzrdT = b\'gDJy104BSHW\'\nelif VLzxDy == 6:\n    bYsMTa = 914\n    LjzrdT = b\'PbRV4rSM7fd\'\nelif VLzxDy == 7:\n    bYsMTa = 550\n    LjzrdT = b\'WHPnoMTsbx3\'\nelif VLzxDy == 8:\n    bYsMTa = 273\n    LjzrdT = b\'mLx5hvlqufG\'\nelif VLzxDy == 9:\n    bYsMTa = 259\n    LjzrdT = b\'QvKgNmUFTnW\'\nelif VLzxDy == 10:\n    bYsMTa = 334\n    LjzrdT = b\'TCrHaitRfY1\'\nelif VLzxDy == 11:\n    bYsMTa = 966\n    LjzrdT = b\'m26IAvjq1zC\'\nelif VLzxDy == 12:\n    bYsMTa = 331\n    LjzrdT = b\'dQb2ufTZwLX\'\nelif VLzxDy == 13:\n    bYsMTa = 680\n    LjzrdT = b\'Y6Sr7znOeHL\'\nelif VLzxDy == 14:\n    bYsMTa = 374\n    LjzrdT = b\'hLFj1wl5A0U\'\nelif VLzxDy == 15:\n    bYsMTa = 717\n    LjzrdT = b\'H6W03R7TLFe\'\nelif VLzxDy == 16:\n    bYsMTa = 965\n    LjzrdT = b\'fphoJwDKsTv\'\nelif VLzxDy == 17:\n    bYsMTa = 952\n    LjzrdT = b\'CMF1Vk7NH4O\'\nelif VLzxDy == 18:\n    bYsMTa = 222\n    LjzrdT = b\'43PSbAlgLqj\'\nelse:\n    bYsMTa = -1\nif bYsMTa < 0:\n    cpu.rsp -= 8\n    cpu.rdi = 4927649\n    cpu.rax = 0\n    idaapi.patch_qword(cpu.rsp, 4202616)\n    idaapi.del_bpt(cpu.rip)\n    cpu.rip = 4263680\nelse:\n    zaqhdD = 0x486195\n    bYsMTa = jIS40A[bYsMTa]\n\n    idaapi.patch_bytes(5117568, bYsMTa)\n    idaapi.patch_bytes(5117488, LjzrdT)\n\n    cpu.rsp -= 8\n    idaapi.patch_qword(cpu.rsp, zaqhdD)\n    cpu.rdi = 5117568\n    cpu.rsi = len(bYsMTa)\n    cpu.rdx = 5117488\n    cpu.rcx = 11\n    cpu.r8 = 5117568\n    cpu.rax = 5117568\n\n    idaapi.add_bpt(zaqhdD)\n    jQfwUA = idaapi.bpt_t()\n    idaapi.get_bpt(zaqhdD, jQfwUA)\n    jQfwUA.elang = "Python"\n    jQfwUA.condition = "N4QKUt = {}\\nSdjOr3 = {}\\n".format(N4QKUt, len(bYsMTa)) + \'bYsMTa = idaapi.get_bytes(cpu.rax, SdjOr3).decode()\\nzaqhdD = 4767838\\nidaapi.add_bpt(zaqhdD)\\njQfwUA = idaapi.bpt_t()\\nidaapi.get_bpt(zaqhdD, jQfwUA)\\njQfwUA.elang = "Python"\\njQfwUA.condition = "N4QKUt = {}\\\\n".format(N4QKUt+1) + bYsMTa\\nidaapi.del_bpt(zaqhdD)\\nidaapi.add_bpt(jQfwUA)\\nidaapi.del_bpt(cpu.rip)\\ncpu.rsp -= 8\\nidaapi.patch_qword(cpu.rsp, zaqhdD)\\ncpu.rip = 4447160\\n\'\n    idaapi.del_bpt(zaqhdD)\n    idaapi.add_bpt(jQfwUA)\n    idaapi.del_bpt(cpu.rip)\n    cpu.rip = 4201909\n'
idaapi.del_bpt(EpUdLx)
idaapi.add_bpt(uwGgnM)
cpu.rsp -= 8
idaapi.patch_qword(cpu.rsp, EpUdLx)
cpu.rip = 4202096

不难发现是在这个脚本里面设置了新的断点,而且在新的断点里面加入了新的condition脚本,然后移动eip到一个能执行到断点的位置,我们condition里面的字节解析出来是:
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Intel SGX: 基本概念

SGX是Intel实现的可信执行环境,主要面向服务器和桌面端,提供了内存加密(Memory Encryption)、访问控制(Access Control)、远程认证(Remote Attestation)、本地密封(Sealing)等功能。

0x00 Overview

关于应用程序代码与可信执行环境的基本关系:

  1. 每个application分为两部分:安全(可信)部分和不安全(不可信)的部分
  2. application启动后,会在受保护的可信内存中加载一块飞地(enclave)
  3. application通过把机密数据、代码放到enclave里来保证安全性
  4. enclave为application提供调用接口,当application调用enclave内的函数时,其内部的任何内存仅enclave自身可见
  5. enclave内存即使ring 0的攻击者也看不到,因为是CPU层面的保护。实际上在SGX的安全模型里OS、BIOS等等都可以被认为是不可信的

关于可信执行环境与用户进程的关系:

  1. application 本身包括了自身的代码、数据和enclave
  2. enclave里面也有其自身的代码、数据
  3. SGX保证enclave里面的代码和数据的integrity和confidentiality
  4. enclave的entry points在编译期就确定了
  5. enclave可以访问它所在的application里的内存,但是反过来不行
  6. 支持多线程


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MIPS PWN 入门

MIPS是一种采取精简指令集(RISC)的指令集架构,突出特点是高性能,广泛被使用在许多电子产品、网络设备、个人娱乐设备与商业设备上,在路由器领域也被广泛应用。虽然今年MIPS所属公司已经宣布放弃对该架构继续进行研发设计,但是其作为x86、arm之后的第三大CPU架构阵营,现在市面上仍有大量的MIPS架构的产品,尤其是路由器芯片。此外,MIPS在学术界也非常受到追捧,很多超算竞赛冠军的设计方案都是MIPS的。就目前来看,MIPS的安全研究还是相对较为有意义的。

MIPS架构基础知识

常用汇编与流水线操作 在MIPS PWN中所常用到的汇编指令如下表所示:

image.png

MIPS架构为精简指令集, 常见的MIPS芯片流水线操作为五级, 如下图

wiki-Fivestagespipeline.png

其中IF =指令提取,ID =指令解码,EX =执行,MEM =存储器访问,WB =寄存器写回. 垂直轴是连续的指令: 横轴是时间. 在图示的情况中,最早的指令处于WB阶段,而最新的指令正在进行指令提取. 对于跳转/分支指令, 当其到达执行阶段且新的程序计数器已经产生时, 紧随其后的下一条指令实际上已经开始执行了. MIPS 规定分支之后的指令总是在分支目标指令之前执行,紧随分支指令之后的位置称为 分支延迟槽. 在没有任何可用操作时,延迟槽将填充空指令(nop)占位. 例如下面这段MIPS汇编代码中,
“`move $a0, $s1“`会在“`jalr“`跳转前执行

.text:0007F944                 move    $t9, $s0
.text:0007F948                 jalr    $t9              
.text:0007F94C                 move    $a0, $s1

这个特性在我们查找gadgets和构造payload的时候要多注意, 这也是MIPS上的PWN相比x86架构来说较为特殊的点之一.

寄存器与调用约定 常用的MIPS寄存器作用如下:

  • “`\$a0“` – “`\$a3“`:函数调用时的参数传递,若参数超过 4 个,则多余的使用堆栈传递
  • “`\$t0“`-“`\$t7“`:临时寄存器
  • “`\$s0“` – “`\$s7“`:保存寄存器,使用时需将用到的寄存器保存到堆栈
  • “`\$gp“`:全局指针,用于取数据(32K访问内);“`\$sp“`:栈指针,指向栈顶
  • “`\$fp“`:栈帧指针;“`\$ra“`:存储返回地址

MIPS的调用约定为被调用者实现堆栈平衡, 参数 1 ~ 4 分别保存在
“`\$a0“` ~ “`\$a3“` 寄存器中,剩下的参数从右往左依次入栈. MIPS的栈布局如下图所示, 某寄存器在堆栈中的位置不是确定的, 例如“`\$ra“`在某函数栈中的偏移是“`\$sp“`+N, 而在另一函数栈中的偏移是“`\$sp“`+M.

image.png

当CPU执行跳转到被调用函数后, 被调用函数将会开辟新的栈帧, 根据本函数内是否还有其他函数调用决定是否将
“`\$ra“` 入栈, 再将“`\$sp“` 入栈. 对于“`\$ra“`, 当本函数为叶子函数(函数内无其他函数调用), 则“`\$ra“`不入栈, 否则将“`\$ra“`入栈. 对于栈溢出攻击而言, 当函数为非叶子函数时, 可以直接通过覆盖栈上的“`\$ra“`来劫持控制流.

缓存非一致性
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逆向分析某X视频APP通信协议

声明:破解他人的软件是违法行为,本文的逆向工程仅供学习研究用途。

最近朋友间流行一个国产的X视频App,其特点是使用国内网络便可以自由地观看视频。但是支持国内网络环境的在线服务往往会承担被审查的风险,因此有点好奇他的视频存储和获取是怎么实现的,于是便对其APP客户端进行了逆向分析。本文出发点仅仅是技术学习,因此所有与该App有关的信息都将打码。在下文中将称该App为JK,其对应的几个关键api接口部分字符使用x替换。

  • 目标平台:Android
  • 分析对象:JK.apk,Version=3.13.2
  • 分析工具:Charles,Jadx,IDA Pro,Frida

TL;DR 最终对JK App的视频请求协议逆向分析结果如下图所示:


APP视频获取协议逆向结果

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MIT 6.858: Computer Systems Security 计算机系统安全 #Lab1

MIT 6.858: Computer Systems Security 计算机系统安全 #Lab1

本文同步发布于本人知乎文章https://zhuanlan.zhihu.com/p/258405554

1. Introduction

MIT 6.858 是麻省理工学院一门著名的计算机安全系列课程。跟其相类似的其他名校的安全类课程还有Standford CS155OSU 系统安全与软件安全等。虽然是比较硬核的大学课程,其实验环境对于现实生活中的安全攻防来说也还是相对较为理想的。不过对于想尽快地熟悉基础的系统安全攻防知识的新手来说,这些实验的容量已经足够了。整个课程有4次实验和一个最终的Final Project,其中所有的实验都围绕一个由课程教师构建的一个名为zoobar的web application来展开。四次实验的主要内容是:

  • Lab 1: you will explore the zoobar web application, and use buffer overflow attacks to break its security properties.
  • Lab 2: you will improve the zoobar web application by using privilege separation, so that if one component is compromised, the adversary doesn’t get control over the whole web application.
  • Lab 3: you will build a program analysis tool based on symbolic execution to find bugs in Python code such as the zoobar web application.
  • Lab 4: you will improve the zoobar application against browser attacks.

即分别围绕缓存区溢出攻击、权限分离、符号执行和浏览器攻击四个主题来展开。我将在blog里陆续更新之后的内容。这一次我们先来看第一次实验,Buffer Oveflows
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BUUOJ Web #1 [HCTF 2018]WarmUp [强网杯 2019] 随便注 [SUCTF 2019]EasySQL [RoarCTF 2019]Easy Calc

0x01 [HCTF 2018] WarmUp [PHP][代码审计]

题目链接

简单题。打开网页后一张滑稽,按F12寻找信息,发现代码注释里有一行
“`“`,在url后加上/source.php刷线页面,得到一段PHP代码。

<?php
    highlight_file(__FILE__);
    class emmm
    {
        public static function checkFile(&$page)
        {
            $whitelist = ["source"=>"source.php","hint"=>"hint.php"];
            if (! isset($page) || !is_string($page)) {
                echo "you can't see it";
                return false;
            }

            if (in_array($page, $whitelist)) {
                return true;
            }

            $_page = mb_substr(
                $page,
                0,
                mb_strpos($page . '?', '?')
            );
            if (in_array($_page, $whitelist)) {
                return true;
            }

            $_page = urldecode($page);
            $_page = mb_substr(
                $_page,
                0,
                mb_strpos($_page . '?', '?')
            );
            if (in_array($_page, $whitelist)) {
                return true;
            }
            echo "you can't see it";
            return false;
        }
    }

    if (! empty($_REQUEST['file'])
        && is_string($_REQUEST['file'])
        && emmm::checkFile($_REQUEST['file'])
    ) {
        include $_REQUEST['file'];
        exit;
    } else {
        echo "<br><img src=\"https://i.loli.net/2018/11/01/5bdb0d93dc794.jpg\" />";
    }  
?>

看这个判断语句

if (! empty($_REQUEST['file'])
        && is_string($_REQUEST['file'])
        && emmm::checkFile($_REQUEST['file'])
    )

说明是在请求中包含有文件,以及文件是一个string,这两个都好说,看第三个是进入checkFile函数。

看代码逻辑的话,有三种情况会返回true
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