choiys

OverTheWire Behemoth 

[ level2 -> level3 ]

베히모스 lv2입니다. 실행 시켜보니 touch 명령어로 2520이라는 이름의 파일을 만들며, sleep을 긴 시간 넣어 둔 것 같습니다. 실행을 멈추고 gdb로 disassemble 해보도록 합시다. 

sprintf 부분에서 buffer에 "touch %d"를 넣어주고 있습니다. %d의 값으로는 getpid로 가져 온 pid 값을 집어 넣어 주고 있습니다.

두 번째 박스에서는 system 함수로 아까 저장한 buffer의 내용을 실행시켜줍니다. 즉, "touch PID"를 실행 시키는거죠.

여기서 touch 명령어는 절대 경로가 아닌 'PATH' 환경변수에 지정된 경로에 존재하는 touch 바이너리를 실행시키는 것입니다. 따라서 PATH의 값을 바꿔준다면 이 touch를 이용해서 다른 행위를 할 수 있을 것입니다.

env 명령어를 이용해 환경변수를 확인 해 본 결과입니다. 원하는 경로에 touch 명령어를 생성해주고, 이 명령어를 통해 다음 레벨로 갈 수 있는 패스워드를 알아내는 쉘스크립트를 작성한 후 PATH의 값을 변경해주면 다음 레벨의 패스워드를 알아 낼 수 있을 것 같습니다.

환경변수는 앞에 있는 값부터 확인 하기 때문에 += 연산이 아닌 =연산으로 모두 뜯어고칠 예정이므로, cat 명령어도 절대경로로 지정해주었습니다.

export명령어를 이용하여 PATH의 값을 우리가 만들어준 touch 명령어가 있는 경로로 바꿔주고, behemoth2 바이너리를 실행시키면 다음 레벨로 갈 수 있는 패스워드를 알아 낼 수 있습니다.

[ * ] Specially thanks to Zairo!

OverTheWire Behemoth 

[ level1 -> level2 ]

behemoth 레벨1입니다. narnia와 달리 소스코드가 주어지지 않아 gdb로만 분석을 해야하는 불편함이 있습니다.

바로 확인 해 보도록 합시다. 

/behemoth 디렉토리로 이동하여 behemoth1 바이너리를 실행시켰을 때의 결과입니다.

패스워드를 요구하며, 패스워드에 부합하지 않을 시 "Authentication failure." 라는 메시지를 내뱉고 프로그램을 종료시키는 듯 합니다.

소스코드가 없으니 gdb를 이용해서 main 부분을 확인 해 보도록 하죠.

main 함수를 보니 인증 부분 자체가 없습니다. 그냥 gets 함수로 값을 입력받고, puts 함수로 오류 메시지를 내뱉고 종료시키네요.

인증이고 뭐고 BOF를 이용해서 쉘을 띄우라는 의도인 것 같습니다.

BOF를 위해 입력받은 값이 어디로 들어가는 지 확인 해 보았습니다.

ebp-0x50 부분을 확인 해 보니, 0xffffd5fe부터 값이 차례로 들어가는 것을 알 수 있었습니다.

이제 main 함수의 return address를 찾아야 하는데, 하나씩 확인 해 보니 0xf7e3da63 부분이 __libc_start_main 함수로 이어지는 것을 알 수 있었습니다.

다음 그림을 보도록 하죠.

__libc_start_main 함수에서 main 함수를 호출 한 이후 모든 루틴을 끝냈을 때 다시 __libc_start_main 함수로 돌아와 exit함수를 호출하며 프로그램을 종료시키는 형태입니다.

이를 return address로 간주하고 풀이하도록 하겠습니다.

이 return address와 buffer 사이의 간격이 79byte이기 때문에 문자 'A'를 총 79번 입력 한 이후 쉘코드가 있는 주소를 적어주면 쉘이 띄워질 것입니다.

gdb상에서 A를 79번 입력하기 위해 임시로 'a'라는 파일을 만들어 주었습니다.

gdb로 실행시켜 해당 return 값의 직전까지 값이 들어가는 것을 확인한 결과 화면입니다.

다음으로, 쉘코드를 담을 공간을 확보하는 것인데, 첫번째 방법으로는 우리가 A로 집어 넣은 버퍼 공간에 쉘코드를 집어 넣는 방법이 있으며, 두번째는 환경변수를 이용하여 쉘코드를 입력 한 후, 그 주소를 ret 값에 덮어 씌우는 방식입니다. 저는 두번째 방법인 환경변수를 이용하는 공격 기법으로 풀이하도록 하겠습니다.

export 명령어를 이용해 EGG라는 이름의 환경변수를 만들어주고, 그 값으로 0x90을 100번 반복하고 그 뒤에 쉘코드를 입력해주었습니다. 0x90을 여러번 입력 해 주는 이유는 0x90이 NOP(아무 행동도 하지 않고 다음에 나오는 명령을 실행)의 의미이기 때문에 주소의 오차 범위를 줄임과 동시에, 스택 상에서 환경변수의 주소를 찾기 용이하게 하기 위해 입력 해 주었습니다.

gdb에서 스택을 확인하였더니 그림과 같이 0x90의 반복되는 부분을 확인 할 수 있었습니다. 이 중 아무 주소나 선택하면 되는데, 저는 0xffffd8b8을 리턴 주소로 선택하여 exploit 하도록 하겠습니다.

위에서 구한 EGG 환경변수의 주소를 ret 값에 덮어 씌워주면 behemoth2 권한의 쉘을 띄울 수 있습니다.

OverTheWire Behemoth 

[level0 -> level1]

OverTheWire Behemoth의 첫 번째 문제입니다.

다른 난이도와 동일하게 /behemoth 디렉토리에 문제가 자리 해 있습니다. 하지만 다른 난이도와 다른 점이 있다면 원본 소스코드를 지원 해 주지 않는 다는 점이 있겠네요. 

현재 behemoth0 계정이므로 behemoth0 바이너리를 실행시켜보았습니다. 패스워드를 요구하며, 패스워드가 맞지 않을 경우 Access denied.. 를 출력하며 프로그램을 종료시킵니다. 만약 지정된 패스워드를 입력 할 경우 쉘이 떠지는 방식인 것 같습니다.

gdb로 루틴을 확인 해 보도록 하겠습니다.

main 함수를 disassemble 한 결과, 중간에 strcmp 함수(두 번째 네모 박스)가 있는 것을 확인 할 수 있습니다. esp+0x1f와 esp+0x2b를 비교하는데, esp+0x2b는 위의 scanf에서 받아오는 문자열이 저장 된 위치입니다. 그리고 esp+0x1f는 시작 부분에서 0x475e4b4f에 있는 문자열을 저장 해 놓은 위치입니다. 이 문자열은 암호화 된 상태로 입력되었으며, 첫 번째 네모 박스에 있는 memfrob 함수를 이용하여 복호화합니다. 다음은 memfrob 함수의 원형입니다.

문자열 s의 각 요소를 '42'와 XOR 하는 함수입니다. 무조건 '42'와 XOR 하기 때문에 암호화라기 보다는 문자열을 숨기기 위한 임시 방편이라고 생각 하는 편이 좋을 것 같습니다. 처음 memfrob을 사용하면 원래의 문자열을 xor 하여 암호화 하고, 다시 memfrob 함수를 사용하면 복호화 되는 방식입니다. 위에서 설명 했듯이, esp+0x1f에 입력 되어 있는 문자열은 memfrob함수로 이미 암호화 된 값이 들어가 있기 때문에 첫 번째 네모 박스에서 복호화를 진행하는 과정이라고 생각하면 되겠습니다.

이 복호화 된 값과 입력 받은 값을 strcmp 하여 값이 같지 않으면 main+195로 점프하여 프로그램을 종료시키네요. 분기하지 않았을 경우는 main+188(세 번째 네모 박스)에서 execl을 호출하는 것으로 보아 쉘을 떨어뜨려주는 것 같습니다.

그럼 memfrob 함수를 호출 한 이후에 breakpoint를 걸어 esp+0x1f에 들어있는 문자열을 확인 해 보도록 하겠습니다.

저는 main+129의 위치에 breakpoint를 걸어주고 값을 확인 했습니다.

해당 위치에는 "eatmyshorts"라는 문자열이 들어 가 있었습니다. 이 문자열을 바이너리를 실행 했을 때 패스워드 부분에 입력 해 주면 쉘이 떨어 질 것 같습니다.

- password : eatmyshorts

예상대로 Access granted.. 라는 메시지를 띄워주면서 쉘을 뱉어냈습니다. behemoth1 권한을 가지고 해당 레벨로 가는 패스워드를 얻어냈습니다.

OverTheWire Narnia 

[ level9 ]

OverTheWire Narnia 클리어

OverTheWire Narnia 

[ level8 -> level9 ]

오랜만에 풀이하는 OverTheWire 문제입니다. 이전에 하던 Narnia 난이도의 마지막 문제를 풀이했는데요, 간만헤 하는 시스템해킹인지라 감이 떨어졌는지 한 문제 푸는데만 하루가 꼬박 걸렸습니다. 문제 보도록 하죠.

소스입니다. 메인 함수를 확인 해 보니 argv[1]을 func 함수로 보내주네요. func 함수는 blah 포인터 변수에 받아온 argv[i]의 값을 넣어 준 후 20의 크기를 가진 bok이라는 배열을 선언합니다. 그리고 memset 함수를 이용하여 bok의 사이즈(20)만큼 NULL로 초기화를 시켜줍니다. 그 후 가장 중요한 부분입니다. 빨간 네모 박스 쳐져 있는 부분인데, blah[i]가 NULL이 나올 때 까지 bok 배열에 argv[1]의 값을 하나씩 집어 넣어줍니다. 여기서 ret 값을 덮어 씌우는 BOF 취약점이 발생 할 수 있습니다. 

다음은 문제 풀이 할 때 표기했던 내용인데, func 함수를 disassemble 한 어셈블리 코드입니다. 보기 쉽게 주석으로 의미를 적어두었습니다.

참고 삼아서 보면 될 것 같습니다.

다음으로 gdb로 직접 돌려보면서 값을 확인 해 보도록 하겠습니다.

argv[1]의 값으로 A를 총 20개 넣었을 때의 결과입니다. func함수의 어셈블리 코드를 확인 했을 때 ebp-0x20의 위치가 bok 변수의 위치라고 명시 되어 있었으니, continue를 하면서 값을 확인 해 보았습니다.

그리고 총 20번을 돌았을 때의 결과입니다. 20바이트 직후에 나타나는 4바이트는 바로 blah 변수입니다. 어셈블리 코드를 확인 해 보면 ebp-0xc의 위치에 blah가 위치해 있다는 것을 확인 할 수 있는데, 0x20-0xc = 32-12 = 20 입니다. 그래서 20바이트 직후에 blah가 위치해있는데, 이로 인해 생기는 문제는 다음 그림을 통해 확인해보도록 하겠습니다.

위에서 설명했던 문제가 바로 빨간 박스 쳐진 부분입니다. 첫 번째와 두 번째 박스를 확인 해 보면 0xffffd8a2였던 blah 주소 값의 마지막 부분이 0x41(A)로 덮어씌워지는 것을 알 수 있습니다. 그리고 그 다음 루프에서 blah의 값을 참조하기 위해 0xffffd68c의 주소를 확인하는데, 방금 전 루프에서 blah 변수의 주소를 변경하였으므로, 엉뚱한 주소를 참조하게됩니다. 그 결과가 두 번째 네모 박스입니다.

그렇다면 어떤식으로 이러한 문제를 해결해야할까요?

저는 overflow시킬 때 blah 변수의 위치에 해당하는 부분에 blah 변수의 주소 값을 넣어주었습니다. 무슨 말이냐면, blah 변수의 값을 그대로 bok 변수에 저장하기 때문에 blah[21]~blah[24]의 위치에 blah의 주소 값을 그대로 때려박아주는 방법을 선택했습니다.

그럼 방법은 이후에 다시 설명하도록 하고, 빨간 네모 박스 쳐 놓은 부분을 확인 해보겠습니다. 

우리가 overflow를 시키고 있는 이유가 바로 ret 값을 덮어 씌우기 위함이었는데요, 그 ret 값의 위치를 알아야 페이로드를 작성 할 수 있겠죠? 첫 번째 쳐 놓은 박스 부분이 ret로 의심되는 부분입니다. 현재 스택의 구조가 (bok[20], &blah, argc, argv, sfp, ret)라고 생각 할 수 있겠습니다. 그럼 해당하는 값이 ret가 맞는지 확인 하기 위해 메인함수를 disassemble 해 보았는데, func 함수를 호출 한 직후의 위치가 기록 되어 있는 것을 확인 할 수 있습니다. 그러므로 해당 주소는 ret가 맞다고 생각하면 될 것 같습니다. 그리고 두 번째 친 네모 박스는 중간에 argv가 맞는 지 확인하기 위해 가져다 놓았습니다. argv[1]의 자리를 확인 해 보니 잘 안착 해 있네요.

그럼 본격적으로 페이로드를 작성해 보도록 하겠습니다. 페이로드 양식은 아래와 같습니다.

- payload : ./narnia8 "(Dummy 20byte) + (&blah) + (Dummy 12byte) + (system got) + (exit got) + (&argv[2])" "/bin/sh"

위 그림에선 AAAA가 Dummy Code, BBBB가 &blah, CCCC가 system got, 마지막 AAAA가 exit의 got(Dummy가 와도 무방함), DDDD가 &argv[2]입니다.

해당 페이로드를 그대로 때려박아주고 argv[1]과 argv[2]의 주소를 확인 해 보니 각각 0xffffd885, 0xffffd8b6이었습니다. 그리고 덤으로 system 함수와 exit 함수의 주소도 확인하였습니다.

- &argv[1] : 0xffffd885

- &argv[2] : 0xffffd8b6

- system got : 0xf7e63cd0

- exit got : 0xf7e56ec0

우리가 구한 주소들을 페이로드 양식에 때려박아주면 위 그림의 빨간 네모박스와 같은 형태가 나옵니다. 그대로 실행 해 주면 gdb에서 쉘이 떨어지는 것을 확인 할 수 있습니다.

하지만 gdb 환경과 bash의 환경에서는 argv[0]의 값이 다르기 때문에 argv[1]과 argv[2]의 주소가 꼬여버려 페이로드를 그대로 넣어주면 쉘이 떨어지지 않습니다. 따라서 argv[0]의 값을 맞춰주기 위해 실행 할 때 '/'를 추가하여 이름을 늘려주면서 실행시켰습니다.

/를 총 8번 사용하여 실행 시켰을 때 쉘이 떨어졌으며, narnia9의 패스워드를 알아내면서 OverTheWire Narnia 난이도는 끝을 맺도록 하겠습니다.

level7의 소스입니다. 이전 레벨에서 볼 수 있었던 snprintf 함수의 취약성을 이용한 FSB와 비슷한 듯 합니다.

차이점으로는 main 함수에서 직접 처리하는 것이 아닌 vuln 함수에서 처리한다는 점 빼곤 없어 보입니다. 아, 또 다른 점으로는 buffer 변수의 결과 값을 출력 해 주지 않는다는 점이 있겠습니다. 자, 그럼 실행하면서 어떤식으로 풀어야 할 지 찾아보도록 하죠.

prtf() = 0x80486e0 (0xffffd64c) 부분을 확인 해 보면 괄호 안에 있는 부분은 ptrf 포인터 변수의 주소이고, 왼쪽의 값은 goodfunction 함수의 주소입니다. 이 값을 hackedfunction의 주소인 0x8048706으로 변경하여 shell을 띄우는 게 이번 레벨의 목표인 것 같습니다.

하지만 이전 레벨과 달리 buffer의 변수를 printf로 출력 해 주지 않기 때문에 얼마나 %x 서식문자를 입력 해 주어야 buffer 변수에 접근 할 수 있는지 알 수가 없습니다. 따라서 gdb를 이용해 스택 값을 확인하여 0xffffd64c의 값의 변화를 직접 확인하는 쪽으로 풀이하였습니다. 노가다죠.

vuln 함수에서 snprintf를 한 직후에 breakpoint를 걸어주고 실행하였습니다. 여기서 FSB를 위해 측정한 거리는 다음과 같습니다.

34542 = 0x8706(34566) - 16 - 8

33046 = 0x10804(67588) - 34542

위와 같이 거리를 구한 후 대입 해 주었으나, gdb 상에서 실행하였기에 파일명이 절대경로로 들어가 argv[0]이 변해서 ptrf의 주소 값이 바뀌었습니다. 그래서 그대로 대입을 해 주었으나, ptrf의 값이 바뀌지 않은 것을 보니 %8x를 한 번 사용했을 때는 buffer 변수에 접근을 못하는 듯 합니다. %8x와 거리 값들을 바꿔주변서 계속 시도하다 보면 아래와 같이 ptrf 포인터의 값이 변하는 부분을 찾을 수 있습니다.

%8x를 총 5번 사용했을 때 buffer 변수에 접근 할 수 있다는 것을 확인 할 수 있는데, 이상한 게 한 가지 있습니다.

예상대로라면 buffer 변수에 접근했을 때 ptrf 포인터의 값은 0x08048706이 되어야 하는데, 0x8706은 정상적으로 overwrite 된 반면 0x0804는 0x083c로 들어가 있는 것을 확인 할 수 있었습니다. 원인은 공부가 부족하여 찾지는 못했습니다. 계산법이 틀린건지, 놓친 부분이 있는 것인지는 잘 모르겠습니다. 혹시 아시는 분이 있다면 댓글로 지적 부탁드립니다. :D

일단 답을 찾아내기 위해... 3c에서 04까지의 거리인 0x38(56)을 빼주고 실행해봅시다.

어떻게든 답은 찾아냈습니다. :D

Level7입니다. Narnia도 끝이 다가오네요.

코드를 보면 처음에 fp라는 이름의 int형 포인터에 puts함수의 주소를 넣어줍니다.

이는 곧 fp를 함수포인터로 사용한다는 의미가 되겠네요. 인자는 puts와 동일한 (char *)형입니다.

그리고 환경변수와 argv[3] 이후의 값들을 모두 제거하네요.

다음으로 취약점이 발생하는 strcpy문이 2번 호출됩니다. b1와 b2에 argv[1]와 argv[2]를 덮어씌워주는데, b2가 b1보다 나중에 선언되기 때문에 b1이 high address가 되겠네요. 따라서 b2에서 buffer를 overflow 시키게 된다면 b1의 값에도 영향을 미칠 것입니다.

그리고 esp의 값을 0xff000000과 and 시켜 결국 fp의 값이 스택 영역일 경우 프로그램을 종료시킵니다. 이는 스택에 쉘코드를 직접 넣어 실행 시킬 경우를 막아놓은 장치인듯 합니다.

마지막으로 b1을 인자로 fp(puts) 함수를 호출시킵니다.

대충 감이 오지 않나요? 일단 한번 실행을 해 보겠습니다.

b1과 b2의 값을 변경시켜가면서 출력을 해 봤더니 b1의 값이 8바이트 이상 입력 될 시 segmentation fault가 나타나는 것을 확인 할 수 있습니다.

b2의 값은 overflow 시켰을 때 16바이트를 입력하면 segmentation fault가 일어나는 것으로 보아, b1과 b2 사이에 dummy byte는 따로 없는 것 같습니다.

그렇다면 여기서 생각 할 수 있는 것은 b1[8]의 상위 스택에 바로 sfp, ret가 있거나 다른 경우의 수가 있다는 것입니다.

하지만 이 코드의 경우 gdb로 분석 해봤을 때 exit(1)로 끝나는 코드이기 때문에 leave;ret이 없는 것으로 보아 첫 번째 경우는 제외하였습니다.

그럼 두 번째 경우를 알아봐야 하는데, gdb를 통해 알아보도록 하겠습니다.

main 함수를 disassemble 한 상태입니다. 코드의 처음 부분에서 지역변수를 위해 0x30만큼 esp를 확보 해 준 이후 곧바로 esp+0x28의 값에 0x80483f0를 넣어줍니다.

????? 왜죠? 분명 선언은 b1, b2, fp, i 순으로 했는데...

아직 시스템에 대한 공부가 부족해서 정확하게 이해는 하지 못했습니다. 정황상으로는 선언과는 별개로 값을 직접 입력 해 줄 때에는 순서와 상관 없이 직접 입력 해 준 변수가 가장 상위의 스택에 쌓이는 듯 합니다.

아, 그리고 0x80483f0의 값은 puts@plt의 주소입니다. 결국 i, b2, b1, fp 의 순서로 스택이 나열되어 있다는 뜻이 되겠습니다.

그림에는 따로 나와있지 않지만 b1의 주소는 esp+0x20, b2의 주소는 esp+0x18입니다.

드디어 두 번째 경우의 수를 찾아냈습니다.

제가 생각하지 못했던 스택 시스템에 따라 b1 이후에 fp가 저장되어 있기 때문에 b1에 8byte를 입력했을 경우 fp에 NULL이 입력되어 마지막에 fp를 호출 할 때 segmentation fault가 나타났던 것입니다.

그렇다면 puts가 저장 되어 있는 fp에 system 함수의 주소를 꽂아주고, b1에는 b2를 이용해 /bin/sh를 넣어준다면 system("/bin/sh")라는 완벽한 결과가 나타나겠습니다.

자, 갑시다!

address of system : 0xf7e63cd0

system 함수가 정상적으로 실행되는 것을 확인 할 수 있습니다.

b2에 값을 더 추가하여 b1에 /bin/sh를 넣어주도록 합시다.

payload :

./narnia6 'A'*8 + 0xf7e63cd0 + 'B'*8 + '/bin/sh'

짜잔! 깔끔하게 쉘을 얻어냈습니다.

자, level5입니다. 문제를 까 보니 i와 buffer 변수가 선언 되어 있으며, i 변수를 500으로 바꾸면 쉘을 띄워주겠다고 합니다.

buffer 변수는 [buffer의 크기-1]의 위치에 NULL을 집어넣기 때문에 overflow는 시키기 어려울 것 같습니다.

그래서 구글링을 잘 해보니 snprintf에 FSB가 존재한다고 합니다. snprintf는 출력 할 때 printf처럼 표준 출력을 사용하지 않고 문자열 자체로 출력하기 때문에 %x와 같은 서식문자도 buffer에 집어 넣을 수 있는 것입니다.

FTZ 이후로 기억 속에서 잊혀져 가던 FSB를 문서를 다시 보면서 어렴풋이 되찾았습니다.

차근차근 실행 해 가면서 보도록 하죠.

먼저 buffer 변수에 문자열을 집어 넣어봤습니다.

버퍼의 총 길이와 입력한 argv[1]의 값을 출력 해 주고, i의 값과 i의 주소를 뱉어냅니다.

여기서 argv[1]에 %x를 입력 해 줍니다.

그러면 snprintf에 의해 %x 문자열 자체가 buffer에 넘어가게 되고, 이를 printf에서 그대로 인자로 전달 해 줘서 %x에 해당하는 인자값을 출력해줍니다.

그럼, AAAA를 인자로 전달하고(printf의 첫 번째 인자) %x를 연달아 쓰면서 해당 인자 값이 몇 번째에 출력 되는 지 확인 해 보았습니다.

%x를 총 5번 사용했을 때 AAAA에 해당하는 값이 출력이 되었습니다.

그럼 이 위치를 이용해 FSB를 시도 해 보도록 하죠.

payload는 아래와 같습니다.

payload :

./narnia5 AAAA+[i의 주소]+%8x%8x%8x%8x+%460c%n

여기서 %460c를 입력 해 준 이유는 앞에 나온 'AAAA'와 i의 주소, %8x의 4번 출력으로 인해 8byte * 5 = 40byte이기 때문에 500에서 40을 빼서 460이 된 것입니다.

또한, i의 주소 앞에 'AAAA'를 붙여주는 이유는 %n이라는 서식문자 자체가 esp+4의 위치(다음 스택)에 있는 주소의 값을 수정해 주기 때문입니다.

그럼 계속 실행 해 보도록 하죠.

앞서 나온 buffer의 크기가 늘어났기 때문에 i의 위치가 변동되었습니다.

0xffffd6dc -> 0xffffd6cc로 바꿔주도록 하죠.

짜잔! key값을 얻어냈습니다.

References

- Format String Bug(HackerLogin 서정현 선배님)

- Format String Attacks(Tim Newsham)

이번에는 환경변수를 사용하지 못하도록 NULL Byte를 채워 넣는 Egg hunter가 추가된 BOF 문제입니다.

스택의 주소는 이전과 동일하게 고정적이므로 nop sled와 shellcode를 이용하여 풀이하겠습니다.

먼저 값을 충분히 집어넣어 segmentation fault가 터지는 지점을 찾아냈습니다.

272바이트를 입력했을 경우 segmentation fault가 나타나는데, 이는 SFP가 0x91919191로 덮어져 잘못된 주소로 리턴했기 때문에 나타나는 증상이죠.

그러므로 buffer+272의 위치가 return address입니다.

shellcode는 24byte짜리 shellcode를 사용 할 것이며, 272 - 24 = 248byte 만큼을 0x90으로 채워주고 리턴 할 위치를 찾아보도록 하겠습니다.

ebp+0x0c에서 +4만큼의 위치에 있는 argv[1]의 값을 찾아냈습니다.

그 중 0xffffd7df를 return address로 잡도록 하겠습니다.

return address : 0xffffd7df

payload :

./narnia4 0x90*248 + shellcode(24byte) + 0xffffd7df

짜잔!

Level3의 문제입니다.

R/W 권한과 READ ONLY의 권한으로 파일을 각각 하나씩 open 해줍니다.

output 하는 경로의 경우 "/dev/null"로 고정이 되어있네요. input의 경우에는 사용자에게 직접 입력을 받습니다. 이 때, 입력은 argv[1]로 받으며 strcpy 함수를 이용하기 때문에 길이 제한이 없습니다. 따라서 이 때 BOF가 발생하게 되는데, ofile은 값을 지정해줬음에도 불구하고 ifile보다 먼저 선언되었기 때문에 ifile에서 32바이트를 넘어가는 길이의 입력을 받을 경우 ofile의 값에도 영향을 미치게 됩니다.

이러한 스택의 특성을 이용하여 level4로 갈 수 있는 패스워드를 따 보도록 합시다.

일단 ifile의 경우 overflow를 시키면 ofile의 값을 덮어씌우게 되는데, 이럴 경우 ofile의 포인터는 overflow 된 ifile의 중간에 위치하게 됩니다. 따라서 아래와 같은 payload를 사용하면 두 개의 파일에 따로따로 접근 할 수 있게 됩니다.

ifle과 ofile을 이어 붙인 그림입니다.

입력을 받을 수 있는 argv[1]에는 ///////////////////tmp/fstr3am_/tmp/fstr3am_/a 를 넣어줍니다.

그럼 첫 번째 fstr3am_ 이후의 위치가 원래 ofile의 시작 포인터입니다. 따라서 ofile을 끄집어 낼 경우 /tmp/fstr3am_/a가 딸려나오게 됩니다.

그리고 ifile을 꺼낼 경우 원래 ifile의 길이인 24byte를 초과했기 때문에 ofile의 마지막인 a 이후에 나오는 NULL Byte까지 인식을 하여 /tmp/fstr3am_/tmp/fstr3am_/a이 ifile의 전체 경로가 됩니다.

그렇다면 /tmp/fstr3am_/tmp/fstr3am_/ 의 경로에 /etc/narnia_pass/narnia4의 symbolic link를 걸어준 a라는 이름의 파일을 생성해주고, /tmp/fstr3am_/ 의 경로에 비어있는 a라는 파일을 하나 만들어주면 /tmp/fstr3am_/a에 level4로 통하는 패스워드가 복사 될 것입니다.

위와 같이 a라는 파일을 두 개 만들어줍니다.

그리고 위에서 설명했던 payload대로 입력을 해 주면 패스워드가 출력됩니다.